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【Linux基础IO篇】用户缓冲区、文件系统、以及软硬链接

news 2025/11/9 6:55:31

【Linux基础IO篇】用户缓冲区、文件系统、以及软硬链接

【Linux基础IO篇】用户缓冲区、文件系统、以及软硬链接
- - 深入理解用户缓冲区
  - - 缓冲区刷新问题
    - 缓冲区存在的意义
  - File
  - - 模拟实现C语言中文件标准库
  - 文件系统
  - - 认识磁盘
    - 对目录的理解
  - 软硬链接
  - - 软硬链接的删除
    - 文件的三个时间

作者：爱写代码的刚子

时间：2023.11.5

前言：本篇博客将介绍缓冲区、磁盘的构成、分区，以及文件系统中的结构、软硬链接

深入理解用户缓冲区

观察几个现象：

正常现象一：

在这里插入图片描述

现象二：

在这里插入图片描述

现象三：

在这里插入图片描述

图示：
在这里插入图片描述

解释现象：

对于现象二：C语言文件操作函数中的字符串不带有’\n’，即数据还停留在C语言的缓冲区中，并未刷新和调用write()函数，将数据刷新到内核系统文件的缓冲区中，而write()函数由于是系统调用函数，能正常执行，但是由于close()函数将显示器文件关闭了，即使进程结束也不能将数据从缓冲区刷新到显示器中。(如果将close函数屏蔽，将会将C语言缓冲区中的数据刷新到显示器)
对于现象三：(1)在程序未进行重定向之前，默认是将数据写入显示器中，当遇到’\n’时，将数据从C语言的缓冲区中刷新到内核文件系统的缓冲区，fork()并不影响原本程序的运行。(2)在程序进行重定向之后，数据从向显示器写入变为了向文件中写入，缓冲区从行缓冲变为了全缓冲，所以此时的’\n’并不起作用，所以数据依然存储在C语言的缓冲区中，fork()函数创建子进程时子进程会将父进程的C语言缓冲区进行拷贝，当父子进程结束后将缓冲区里面的内容全部刷新，输出到显示器中。

显示器的文件的刷新方案是行刷新，所以在printf执行完就会在遇到’\n’的时候会立即进行刷新，用户刷新的本质就是将数据通过1+write写入到内核中。（目前我们认为，只要将数据刷新到了内核，数据就可以到硬件了）。

缓冲区刷新问题

无缓冲 ——直接刷新
行缓冲——不刷新，碰到’\n’刷新（显示器）
全缓冲——缓冲区满了才刷新（普通文件的写入）
进程退出的时候也会刷新缓冲区

缓冲区存在的意义

解决效率问题
配合格式化(printf中需要将%d等符号进行替换)

File

FILE里面含有对应打开文件等缓冲区字段和维护信息，同时FILE对象属于用户，这个缓冲区属于用户级缓冲区（语言属于用户层）

模拟实现C语言中文件标准库

Mystdio.h文件：

#ifndef __MYSTDIO_H__
#define __MYSTDIO_H__
//open头文件
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
//
#include <unistd.h>
//
#include <string.h>
#include <stdlib.h>#define FILE_MODE 0666
#define SIZE 1024#define FLUSH_NOW 1//0001
#define FLUSH_LINE 2//0010
#define FLUSH_ALL 4//0100typedef struct IO_FILE{int fileno;int flag;char inbuffer[SIZE];int in_pos;char outbuffer[SIZE];int out_pos;//缓冲区的有效字符和无效字符分界
}_FILE;_FILE* _fopen(const char* filename,const char* flag);
int _fwrite(_FILE *fp,const char*s,int len);
void _fclose(_FILE *fp);#endif

Mystdio.c文件：

#include "Mystdio.h"_FILE* _fopen(const char* filename,const char* flag)
{int f=0;int fd=-1;if(strcmp(flag,"w")==0){f=O_CREAT|O_WRONLY|O_TRUNC;fd= open(filename,f,FILE_MODE);}else if(strcmp(flag,"r")==0){f=O_CREAT|O_RDONLY|O_TRUNC;fd= open(filename,f,FILE_MODE);}else if(strcmp(flag,"a")==0){f=O_APPEND;fd= open(filename,f);}else{return NULL;}if(fd==-1) return NULL;//创建文件结构对象_FILE* fp=(_FILE*)malloc(sizeof(_FILE));if(fp==NULL)return  NULL;fp->fileno = fd;fp->flag= FLUSH_LINE;fp->out_pos=0;return fp;
}
int _fwrite(_FILE *fp,const char*s,int len)
{memcpy(&fp->outbuffer[fp->out_pos],s,len);//这里省略了异常处理fp->out_pos+=len;if(fp->flag & FLUSH_NOW){write(fp->fileno,fp->outbuffer,fp->out_pos);fp->out_pos=0;}else if(fp->flag & FLUSH_LINE){if(fp->outbuffer[fp->out_pos-1]=='\n')//'\n'可能出现在字符中间，这时候需要对字符串做裁剪{write(fp->fileno,fp->outbuffer,fp->out_pos);fp->out_pos=0;}}else if(fp->flag & FLUSH_ALL){if(fp->out_pos==SIZE){write(fp->fileno,fp->outbuffer,fp->out_pos);//全写出去fp->out_pos=0;}}return len;//成功写入的长度
}
void _fflush(_FILE *fp)
{if(fp->out_pos>0){write(fp->fileno,fp->outbuffer,fp->out_pos);fp->out_pos=0;}
}
void _fclose(_FILE *fp)
{if(fp==NULL)return ;_fflush(fp);close(fp->fileno);free(fp);
}

Main.c文件：

#include "Mystdio.h"#define myfile "test.txt"
int main()
{_FILE* fp=_fopen(myfile,"w");if(fp==NULL){return 1;}int cnt =10;while(cnt--){const char* msage = "hello Linux\n";_fwrite(fp,msage,strlen(msage));sleep(1);}//_fflush(fp)return 0;
}

测试：

makefile文件：

在这里插入图片描述

while :;do cat test.txt;sleep 1;echo “----------------------”;done持续打印文件内容

在这里插入图片描述

一般C库函数写入文件时是全缓冲的，而写入显示器是行缓冲。 printf fwrite 库函数会自带缓冲区(进度条例子就可以说明)，当发生重定向到普通文件时，数据的缓冲方式由行缓冲变成了全缓冲。而我们放在缓冲区中的数据，就不会被立即刷新，甚至fork之后但是进程退出之后，会统一刷新，写入文件当中。但是fork的时候，父子数据会发生写时拷贝，所以当你父进程准备刷新的时候，子进程也就有了同样的一份数据，随即产生两份数据。write没有变化，说明没有所谓的缓冲。

printf fwrite 库函数会自带缓冲区(用户级缓冲区)，而 write系统调用没有带缓冲区。(为了提升整机性能，OS也会提供相关内核级缓冲区)

文件系统

认识磁盘

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磁头是一面一个，磁头和盘面不接触，磁头臂会进行摆动来定位柱面或磁道（磁臂运动越少，效率越高，反之越低），所以在软件设计上一定要有意识将相关数据放在一起

磁盘的逻辑结构是线性的（对磁盘理解和建模）

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扇区的一般大小是512字节或者4kb

不仅CPU有寄存器，其他设备（外设）也存在寄存器

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对磁盘进行分区

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关于inode中的block数组：

inode中有struct inode结构体，里面包括了文件所有的属性，和一个blocks[15]数组，其中的下标[0, 11]直接保存的就是该文件对应的blocks编号，下标[12, 15]指向一个datablock，但是这个datablock不保存有效数据，而保存文件所适用的其它块的编号。（相当于一个二级索引）

stat +文件名查看文件的具体信息

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ls -lia查看所有文件的信息（包括文件的inode）

ls -i查看当前目录下各文件的inode编号

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启动块的大小是确定的，而块组的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。
文件 = 内容 + 属性，二者都是数据，都要存储。Linux采用的是将内容和属性数据分开存储的方案，内容在block中（4KB），内容是可以无限增多的。属性数据在inode中（128字节），文件的属性是稳定的。

注意一个要点，inode可能会存在用完的情况

Linux系统中，一个文件一个inode，每一个inode。每一个inode都有自己的inode编号（inode的设置是以分区为单位的，不能跨分区）

对目录的理解

Linux下一切皆文件，目录也是一个文件，通过文件名（对应的inode编号）-> 找到自己所处的目录 -> 根据目录的inode，找到目录的data block -> 将文件名和inode编号的映射关系写入到目录的数据块中。

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问题1:为什么同一个目录下不能存在同名文件？

因为一个文件只存在一个inode，文件名是作为key值去找inode的，如果存在同名文件就会破坏对应的映射关系。

问题2:为什么没有w权限就不能创建文件？

即便是能创建文件，也不能将该文件与inode的映射关系写到数据块中。

问题3:为什么没有r权限就不能查看文件？

无法拿到该目录文件中文件与inode之间的映射关系

不让用户更改环境变量中的目录信息

查找任何一个文件时，我们必须从当前目录递归到根目录，然后从根目录信息中查找对应子目录的inode信息（效率会低）

所以Linux中会存在提升效率的方法，将常用的路径信息进行缓存（dentry缓存，里面的结构算法较复杂）

软硬链接

建立软链接

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软链接的inode不同

软连接又叫符号链接，软连接文件相当于源文件来说是一个独立的文件，该文件有自己的inode号，但是该文件只包含了源文件的路径名，所以软连接文件的大小要比源文件小得多。软连接就类似于Windows操作系统当中的快捷方式。软链接保存的是对应文件的所在路径

ln -s 对应的路径软链接的名字添加快捷方式

建立硬链接

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硬链接的inode相同，同时文件的引用计数变为了2

硬连接数本质就是该文件inode属性中的计数器count，标识有几个文件名和我的inode建立了映射关系。简言之，就是有几个文件名指向我的inode（文件本身）硬链接就是让多个不在或者同在一个目录下的文件名，同时能够修改同一个文件，其中一个修改后，所有与其有硬链接的文件都一起修改了。

为什么文件被创建出来，默认的硬连接数是1？

如果硬链接数是0，那么就应该是被关闭的文件了，所以至少应该从1开始。此外，普通文件的文件名，本身就和自己的inode具有映射关系，且只有1个，所以文件的默认硬连接数是1。

创建一个新目录时引用计数默认为2

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我们也可以根据系统的硬连接数，不进入文件，从而估算出文件的目录数（一个目录下相邻的子目录数 = 该目录的硬连接数 - 2）。因此，硬链接的一个作用就是进行路径切换。

软硬链接的删除

unlink（unlink也可以删除普通文件，与rm没什么区别）

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文件的三个时间

在这里插入图片描述

这其中包含了文件的三个时间信息：

Access：文件最后被访问的时间。
Modify：文件内容最后的修改时间。
Change：文件属性最后的修改时间。

当我们修改文件内容时，文件的大小一般会随之改变，所以Modify的改变会带动Change一起改变，但对该文件属性一般不会影响文件内容，所以一般情况下Change的改变不会带动Modify的改变。此外，我们可以使用touch命令把这三个时间都更新到最新状态。（当一文件存在时使用touch命令，此时touch命令的作用变为更新文件信息）。