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Linux文件操作

系统调用接口：

1.open

#include<sys/types.h>

#include<sys/stat.h>

#include<fcntl.h>

int open(const char* pathname,int flags);

int open(const char* pathname,int flags,mode_t mode);

pathname: 要打开或创建的文件



flags: 打开文件时，可以传入多个选项，用下面的一个或多个常量进行或运算，构成flags

O_RDONLY: 只读打开

O_WRONLY: 只写打开

O_RDWR: 读写打开

上述三个常量，必须指定一个且只能指定一个

O_CREAT:若文件不存在，则创建

O_APPEND: 追加写

O_TRUNC: 若文件存在，并且以只写/只读打开，则将清空文件内容

flags参数都是宏，这些标记为其实都是通过位图来传递的。

返回值是文件描述fd，稍后再说

2. read

#include<unistd.h>

ssize_t read(int fd,void *buf,size_t count);

#include<unistd.h>

ssize_t write(int fd,void* buf,size_t count);

文件描述符 fd

void test1()
{
        umask(0);
        int fd3 = open("love.txt",O_RDONLY|O_CREAT|O_APPEND,0666);
        printf("%d\n",fd3);

        char buffer[128];
        ssize_t s = read(fd3,buffer,sizeof(buffer)-1);
        if(s>0)
        {
                buffer[s] = '\0';
                printf("%s\n",buffer);
                printf("%d\n",s);
        }


        close(fd3);

}

当我们打开第一个文件的时候，运行会发现fd 为3 然后再打开多个文件，会发现fd依次为4，5，6，7，…

为什么会有这种现象呢？为什么从3开始呢？

Linux进程默认情况下会有三个缺省打开的文件描述符，分别是：

标准输入： 0 （键盘）

标准输入： 1 （显示器）

标准错误： 1 （显示器）

Linux下：一切皆为文件，这是Linux的哲学。

当文件没有被打开的时候，文件在磁盘中，但当一个文件被打开后，文件会被读取到内存中，一个进程可以打开多个文件，而这些打开的文件操作系统需要很好的管理，所以一个文件打开，会先创建对应的内核数据结构，而操作系统会把一个进程打开的所有文件通过链表连接起来，这样对打开文件的管理变成了对链表的增删查改，

strcut file

{

}

文件的重定向

#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<sys/stat.h>
#include<sys/types.h>
#include<fcntl.h>


int main()
{

        close(1);
        int fd = open("my.txt",O_WRONLY|O_CREAT|O_TRUNC,0666);
        printf("fd: %d\n",fd);

        close(fd);



        return 0;

}

看上面的代码，运行会发现没有任何的打印，这是为什么呢？ 因为我们close（1），相当于把标准输出流（stdout）关闭了，这时候操作系统会遍历 fd_array[]数组，发现数组下标为1的 file

是空的，这时候操作系统就会自动把1号下标的file

指向我们新打开的文件，这就是重定向的本质！！

但是这时候既然重定向了，那么说明printf的内容应该会输出到 my.txt的文件中，但是我们打开my.txt文件却发现是空的，这是为什么呢？ 这里先卖个关子，只要加上 fflush（stdout） 刷新缓冲区，my.txt里面就有东西了，等下我们将缓冲区的时候再说这个，我们先把重定向讲完：

关于重定向，在这里我们介绍操作系统提供的接口： dup2

int dup2(int oldfd,int newfd);

dup2函数可以让 文件描述符为newfd变为文件描述符为oldfd的一份拷贝，也就是说，newfd会重定向为 oldfd 调用完函数后，只剩下oldfd了

若dup2调用成功则返回新的文件描述符，出错则返回-1.

#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<sys/stat.h>
#include<sys/types.h>
#include<fcntl.h>


int main()
{

        //close(1);
//      int fd = open("my.txt",O_WRONLY|O_CREAT|O_TRUNC,0666);
//      printf("fd: %d\n",fd);
//      
//      fflush(stdout);
//      close(fd);



        int fd = open("my.txt",O_RDONLY);
        int dp2 = dup2(fd,0);

        if(dp2 < 0 )
        {
                perror("DUP2");
                return 1;
        }

        char arr[128];
        read(0,arr,sizeof(arr));
        fprintf(stdout,"%s",arr);




        return 0;

}

缓冲区的理解：

什么是缓冲区？怎么理解？

1. 缓冲区的本质就是一段内存

2. 缓冲区的存在能够解放进程的时间，缓冲区集中处理数据刷新以达到减少IO次数，提高整机的效率的目的

缓冲区在哪里？

FILE的结构体里面有对应的缓冲区，而该FILE对应的是语言级别的缓冲区，也就是说每一个文件都有一个专属的fd和他的语言级别的缓冲区。

下面介绍关于刷新策略的问题：

1. 无缓冲（立即刷新） ：a. 进程退出 b. 用户强制刷新
2. 行缓冲 （逐行刷新） ： 显示器文件
3. 全缓冲 (缓冲区满才刷新）：块设备对应的文件（磁盘文件）

一个奇怪的问题：



观察上述代码，当我们执行代码并将其重定向到一个文件中，会发生什么呢？

为什么会有这样的情况呢？？？？

首先，当我们重定向到一个文件时，缓冲区的刷新策略变为了全刷新，也就是缓冲区满，或者进程结束刷新。其次，我们所说的这些缓冲区都是语言级别的缓冲区，而write作为系统调用是没有缓存区的，像printf，fputs fprintf这些函数底层实际上是封装了write并且提供了缓冲区。因此刚开始的printf，fputs，fprintf都只是先写到缓冲区中，并不会直接写到文件中，而write直接写到文件中，那么为什么printf，fputs，fprintf会输出了两次呢？？ 我们知道，当我们fork后，会产生子进程和父进程，缓冲区是FILE内部来维护，也就是说是父进程内部的数据区域，当fork时，父子进程会先共享这段数据段，当子进程要结束时，会刷新缓冲区，将缓冲区的内容刷新到文件中并且清空缓冲区，但此时父进程会立刻发生写时拷贝，保留原缓冲区的内容，当父进程结束时，会再刷新一次缓冲区，因此就会刷新两次！

磁盘的存储结构

当进行磁盘的读写时，磁头通过对磁盘的某一个面，某一个磁道的某一个扇区对磁盘进行定位，也就是CHS地址（C:Cylinders),(H:heads),(S:Sector)

而在操作系统中，可以把磁盘看成一个线性的数组，可以用LBA地址进行磁盘的定位。

注意：磁盘的一个扇区的大小是512字节，但是文件系统进行磁盘的访问的基本单位是4kb 也就是8个扇区，为什么这样设计呢？ 这样做有两个目的：

1. 提高 I/O效率
2. 有助于解耦合

操作系统通过对磁盘分块，分组进行分治的管理，这样只要管理好部分就可以管理好全部了。

下面介绍每个磁盘文件系统：

Boot Block: 启动块，大小确定

Data blocks：以块为单位，进行文件数据的保存

inode Table：以128字节为单位，进行inode属性的保存（一般而言，一个文件对应一个独一无二的indoe编号）

struct inode

{


int id;

mode_t mode;

user name;

data d;

…

}(保存文件属性）

![在这里插入图片描述](https://img-blog.csdnimg.cn/e13be14a6cd64f118eaca931be0281c1.png#pic_center

Block Bitmap：位图，用于判断某个Block group是否已经被占用

indoe Bitmap：位图，用于判断某个inode块是否被占用

Group Descriptor Table：有多少inode，起始的inode编号，有多少个inode被使用，有多少block被使用，还剩多少，总group大小是多少等信息

Super Block：文件系统的顶层数据结构 存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量，未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了

我们知道，目录也是文件，那么文件就应该有它对应的 内容 + 属性，目录的属性应该就是它的inode的结构体，那目录的内容是什么呢？

目录的内容其实就是目录存储了该目录下的所有文件和其inode之间的一个映射关系

那么当我们创建一个文件时，操作系统都干了什么呢？

创建文件名，分配inode编号，找到该文件所处的目录，根据目录的inode，找到目录的data block，将文件名和inode的映射关系写到data block中

软硬链接：

1. 软链接

软链接是一个独立的文件，有自己独立的inode编号，相当于Windows下的快捷方式，软链接的文件内容保存的是指向原文件的路径。

ln -s来创建软链接，unlink进行删除软链接

2. 硬链接

硬连接并不是一个独立的文件，它和目标文件使用的是同一个inode，相当于在目录中添加一个新的文件名和inode编号的映射关系，而硬连接数，就相当于inode属性中的一个计数器，就是有几个文件名和inode建立了映射关系。