[基础IO]文件描述符{重定向/perror/磁盘结构/inode/软硬链接}

文章目录

[1. 再识重定向](#1. 再识重定向)
2.浅谈perror()
3.初始文件系统
4.软硬链接

1. 再识重定向

图解./sf > file.txt 2>&1

1中内容拷贝给2 使得2指向file

再学一个

把file的内容传给cat cat拿到后再给file2

2.浅谈perror()

open()接口调用失败返回-1,并且错误码errno被适当的设置,如果在调用perror前显示设置errno,perror会输出对应的错误信息(for debug,Meaningless)

模拟实现perror()

3.初始文件系统

文件分为被打开的文件(内存文件)和未被打开的文件(磁盘文件)

内存文件：被进程打开的文件，文件被加载到内存中供进程快速读写。
磁盘文件：没有被打开的文件，保存在磁盘上。磁盘文件被分门别类的存储和管理，用于支持更好的存取。

学习磁盘文件的重点:

单个文件角度: 文件的位置大小属性...
系统角度: 文件的个数每个文件的属性存储在哪里如何快速找到还可以存储多少文件如何快速找到指定文件
了解对磁盘文件进行分门别类的存储方式支持更好更快的存取

了解磁盘文件

已知内存(Random Access Memory)是一种掉电易失存储介质而磁盘(Hard Disk Drive)是一种永久性存储介质(除了磁盘还有 SSD[Solid State Drive]/U盘/flash卡/光盘/磁带)[速度内存>SSD>磁盘]
磁盘是一个外设是计算机中唯一一个机械设备速度慢(相比之下) OS有提速方式(后期讲)

磁盘的物理结构(笔记本不要在开机状态下来回移动以免损坏磁盘)

actuator：伺服电机（音圈马达，包括永磁铁和线圈）
spindle：主轴（包括轴承与马达）
read/write heads：磁头（读写头）
platters(disks)：磁盘盘片
logic board：磁盘主板（逻辑板）
connections：接口

磁盘盘面上存储二进制数据(通过磁头改变磁盘上的正负性)
利用磁性材料在磁场作用下的磁化性质，在磁盘表面上划分成许多小区域，根据不同的磁化方向来表示0和1的二进制数据，读写磁头在磁盘上移动实现数据的读写

磁盘的存储结构

一个盘面有两面，两面都可以读写数据，一个磁盘有多个盘面
盘片中有很多微小的磁块。磁头对磁块进行放磁，用南北极来标识0或1
在盘面上，每一圈对应着一个磁道，磁道又分为多个扇区。磁头在定位对应盘面的时候，整体共进退的，磁头共同在同一个磁道上找，整体形成柱面。
对于扇区来说，靠近圆心的扇区面积小，远离圆心的扇区面积大，每个扇区都是512byte，密度不一样。靠近圆心的密度大
扇区（Sector）：扇区是磁盘上最小的存储单位 。它是一个固定大小的数据块，通常为512字节或4KB。磁盘上的数据以扇区为单位进行读写
磁道（Track）：磁盘上的一个圆形轨道，位于磁盘的表面上。磁盘由多个同心圆组成，每个同心圆上都有一个磁道。磁道是磁盘上的物理结构，用于存储数据。磁道上的扇区可以被读写
柱面（Cylinder）：柱面由多个磁盘盘片（Platter）上的相同磁道组成的垂直堆叠。每个盘片上的相同编号磁道构成一个柱面。柱面是磁盘存储系统中的逻辑概念，用于组织和寻址数据。操作系统和磁盘控制器使用柱面号来定位和访问磁盘上的数据
扇区是磁盘上最小的存储单位，磁道是磁盘上的一个圆形轨道，柱面是由多个磁盘盘片上的相同磁道组成的垂直堆叠。chs在磁盘存储系统中用于组织和管理数据，提供对数据的读写

扇区是一个相对独立的存储单元，扇区容量的存储大小通常是固定的。一个扇区可以存储512Byte的有效数据。(目前已存在能存储4kb的扇区).扇区的标号从1开始

寻址方式[磁盘的寻址方式按512byte(一个扇区)]

CHS（Cylinder-Head-Sector）寻址方式是一种早期的磁盘寻址方式，用于定位和访问磁盘上的数据。它将磁盘的物理结构抽象为柱面、磁头和扇区的组合。将磁盘划分成多个柱面，每个柱面有多个磁头，每个磁头上有多个扇区。通过指定柱面、磁头和扇区的地址，可以定位到磁盘上的特定位置。
CHS寻址方式使用柱面号、磁头号和扇区号来定位和访问磁盘上的数据。通过指定柱面号、磁头号和扇区号，操作系统或磁盘控制器可以精确地定位到磁盘上的特定数据位置。
CHS寻址方式存在一些问题，比如柱面、磁头和扇区数的限制以及寻址的不规则性 ，导致对于大容量磁盘的支持较为困难。
LBA寻址方式使用逻辑块号来定位和访问磁盘上的数据，更加简单和灵活，能够支持更大容量的磁盘 LBA寻址方式是一种依据逻辑块号对磁盘进行寻址的方式。逻辑块号是磁盘上每个扇区的唯一标识，通过逻辑块号可以直接寻址到磁盘上的特定扇区
CHS寻址方式是使用柱面、磁头和扇区三个参数来确定磁盘上的数据位置。这种方式的优点是寻址方式简单，寻址速度快，但缺点是只能用于容量较小的硬盘，并且由于物理参数的限制，寻址范围有限。
随着硬盘容量的增长，CHS寻址方式的局限性越来越明显。为了解决这个问题，LBA寻址方式被引入。LBA将磁盘上的数据位置表示为一个逻辑块地址，这个地址是一个线性地址，与实际的物理参数（柱面、磁头和扇区）无关。这种方式使得硬盘容量可以更大，寻址范围更广，并且简化了操作系统对磁盘的管理。
在LBA寻址方式中，磁盘被抽象为逻辑块的序列，每个逻辑块都有一个唯一的逻辑块号（LBA）。逻辑块是磁盘上的最小可寻址单位，对应磁盘上的扇区，通常为512字节或4KB。LBA寻址方式不需要考虑磁盘的物理结构，如柱面、磁头和扇区。通过指定逻辑块号，操作系统或磁盘控制器可以直接定位到磁盘上的特定逻辑块，无需关心磁盘的物理布局。LBA寻址方式的优点是简单和灵活。它可以支持更大容量的磁盘，并且不受物理结构的限制。此外，LBA寻址方式还可以提供更高的数据传输速率和更好的数据可靠性。
相比于CHS，LBA有以下优点：
更大的硬盘容量：由于LBA使用线性地址，可以轻松管理大容量硬盘。
更简单的寻址方式：LBA只需要一个逻辑块地址即可找到数据，比CHS的三个物理参数更简单。
更快的寻址速度：由于LBA的线性地址结构，寻址计算更简单，寻址速度更快。
更好的兼容性：LBA可以用于不同类型的磁盘，包括固态硬盘和网络存储设备等。
从技术角度看，LBA比CHS更先进，更适合现代计算机系统对大容量存储的需求。

磁盘的逻辑存储结构

将磁盘盘片抽象为线性结构(类似于数组)，扇区抽象为逻辑块(数组元素)，每个逻辑块都有逻辑块号(数组下标)
磁盘在物理上的存储结构是圆形的，将其抽象成数组进行认识。数组含多个磁道，磁道含多个扇区.

将逻辑块序列当成数组，逻辑块号作为数组下标

将数据存储到磁盘 ⇒ 将数据存储到数组
找到磁盘特定扇区的位置 ⇒ 找到数组特定的位置
对磁盘的管理 ⇒ 对该数组的管理 ⇒ 对一个小分区的管理

内存访问磁盘

磁盘在读取时基本单位是512Byte，OS一次读取多个扇区(512Byte太小了)，比如1KB、2KB、3KB、4KB(主要)
一次读多个扇区，访问一个字节时，也要将4kb空间加载到到内存。
当访问数据A时，A附近的数据也可能被访问到。加载更多的数据到内存一定程度上减少了IO次数，本质是一种数据预加载，空间换时间！
内存也被划分成了多个4KB大小的空间，这个空间称为页框，一个4KB大小的块被称为页帧。

文件系统[文件 =内容 +属性]

Linux管理磁盘文件，是将文件内容和文件属性分开管理的 Linux在磁盘上存储文件的时候，将内容和属性是分开存储的
虽然磁盘的基本单位是扇区(512字节),但是操作系统(文件系统)和磁盘进行I0的基本单位是4KB(8*512byte) 4kb ⇒ block大小磁盘⇒ 块设备
磁盘存储数据的基本单位是扇区(512B~4KB)，一个block是4KB(8*512B)大小。为什么不以扇区大小作为IO操作的基本单位呢？

太小了，导致多次I0，导致效率的降低
如果操作系统使用和磁盘一样的大小，当磁盘基本大小改变，0S的源代码也得改呢 ⇒ 硬件和软件(0S)进行解耦

文件系统与磁盘分区

磁盘分区是将一个物理硬盘分成多个逻辑区域的过程。每个分区可以看作是一个独立的硬盘，可以分别安装操作系统和存储数据。磁盘分区可以提高磁盘的利用率，提高系统的性能和安全性。
文件系统是操作系统用来管理磁盘上文件和目录的一种机制。文件系统定义了文件和目录的命名规则、存储方式、访问权限等信息。常见的文件系统有FAT、NTFS、EXT4等。
磁盘分区和文件系统密切相关，每个分区都需要使用一种文件系统来管理其中的文件和目录。Windows系统通常使用NTFS文件系统，Linux系统则通常使用EXT4文件系统。
EXT是Linux系统中最常用的文件系统之一，它是一种基于磁盘块的文件系统，支持文件和目录的权限控制、硬链接和软链接等功能。EXT系列的文件系统在Linux系统中广泛使用，是Linux系统的重要组成部分。
EXT：最早的EXT文件系统，已经很少使用。
EXT2：EXT2是Linux系统中最常用的文件系统之一，支持文件和目录的权限控制、硬链接和软链接等功能。
EXT3：增加了日志功能，可以更好地保护文件系统的完整性和稳定性。
EXT4：增加了一些新的特性，如更快的文件系统检查和修复、更大的文件和分区支持、更好的性能和可靠性等。

磁盘文件系统图

Boot Block ：引导块，磁盘分区中的引导块是存储引导加载程序、引导信息和分区表 的特殊区域。引导加载程序和引导信息用于启动操作系统和提供必要的配置信息；分区表中记录了磁盘上的分区布局和分区的起始位置、大小等信息。boot block有多份拷贝，防止一份损坏,全盘皆失启动块（Boot Block）的大小是确定的
Block group ：块组，一个磁盘分区可以再划分为多个块组。
block ：数据块，操作系统和磁盘进行IO操作的基本单位是4KB，即1个block大小，因此磁盘又叫做块设备。block用于保存文件内容，一个文件可能包含多个block。一个block的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。例如mke2fs的-b选项可以设

定block大小为1024、2048或4096字节
Super Block ：存储文件系统的属性信息存放文件系统本身的结构信息，有属性信息、磁盘布局和资源使用情况等信息。超级块属于整个分区，分区有许多分组都有对应的超级块，多个意味着备份，保存在不同分组，若某一个分组的文件系统坏了，可以用其它分组的超级块恢复。存储了该分区文件系统的元数据信息。包括文件系统的大小、块大小、inode数量等，以及文件系统的状态和配置信息。
Data blocks :多个4KB(扇区*8)大小的集合，保存的都是特定文件的内容
inode ：索引节点，是一个大小为128字节的空间，用于保存对应文件的属性。每个inode节点都有一个唯一的inode编号。一个文件只有一个inode。一般而言一个文件，一个inode，一个inode编号
inode Table :该块组内，所有文件的inode空间的集合，需要标识唯一性，每一个inode块，都要有一个inode编号索引节点表，多个文件的inode节点的集合，用于保存对应文件的属性。每个分区都有自己的inode table，用于存储该分区中所有文件和目录的inode信息。在同一分区中，通过inode编号，可以唯一地标识和定位一个文件或目录。
Block Bitmap :比特位和特定的block一一对应，比特位为1代表该block被占用
inode Bitmap :比特位和特定的inode是一一对应的。比特位为1，代表该inode被占用
GDT: [快组描述符，这个快组多大，已经使用了多少了，有多少个inode，已经占用了多少个，还剩多少，一共有多少个block，使用了多少... ] 用于存储该块组的元数据信息。包括块组的起始位置，块组的大小，块位图的位置，索引节点位图的位置，索引节点表的位置，块组中可用空间的大小，块组中可用索引节点的数量，其他块组特定的信息等，以便操作系统能够快速定位和管理文件系统中的数据块和索引节点。
元数据 : 描述数据的数据，它提供了关于数据的属性、结构、格式、位置和其他相关信息，帮助系统理解和管理数据。对于文件来说，元数据信息可能包括文件的名称、大小、创建时间、修改时间、访问权限等。对于分区文件系统来说，不单单只是保存文件信息，还有一批元数据结构专门负责管理信息，如Bitmap，用于管理Data blocks和inode Table；GDT，用于描述和管理整个块组；super block，用于描述和管理整个分区文件系统；元数据结构的存在才能够让文件的信息可追溯，可管理。
格式化: 磁盘格式化通常包括以下步骤：分区，创建文件系统（创建元数据结构，初始化元数据结构），完成格式化。实际上就是在写入文件系统。磁盘格式化是一个重要的步骤，确保磁盘上的文件系统结构正确创建，为文件和数据的存储提供了必要的基础。

能够让一个文件的信息可追溯，可管理
文件 = 内容 + 属性文件内容保存在数据块中（Data Blocks），文件属性保存在Inode中。
Inode（ext3-128byte ext4-256byte）包括一个文件的几乎所有属性(文件名不在Inode中)每个文件都有一个Inode
将块组分割成为上面的内容，写入相关的管理数据每一个块组都这么搞整个分区就被写入了文件系统信息 ⇒ 格式化

如何查找指定文件

一个文件"只"对应一个inode属性节点，inode编号但是一个文件可以有多个block

目录结构 -- inode编号 -- 某一个分区下的某一个块组 -- inode区域 -- 属性 -- 内容

如何找到同一个文件的多个block?想要找到文件，只要找到文件对应的inode编号，就能找到该文件的inode属性集合，如何找到文件的内容?⇒ blocks[]

c 复制代码

struct inode{
	int size;
	mode_t mode;
	...
	int blocks[15];
    blocks[0]  blocks[1]  blocks[2]
}

在inode中有一个blocks数组，0-11一般指向一个数据块，如果文件只占少量数据块，下标定位即可
12-13-14指向的数据块，里面可以保存其它数据块的块号，可以指向很多给数据块

inode中有文件名吗?

inode属性中没有文件名。
目录也是文件，有自己的inode和data block。
inode保存目录文件的属性；data block保存目录文件的内容 ⇒ 文件名和inode编号的映射关系。
进入目录需要x权限
在目录下创建文件需要w权限: 向目录的data block中写数据 ⇒ 即文件名和inode的映射关系
显示文件名与属性需要r权限 : 从目录的data block中读数据 ⇒ 即文件名和inode的映射关系
在同一目录下，不能创建同名文件。因为要保持文件名和inode编号的一一映射关系。

重新认识文件的操作

创建文件：

在分区中找一块大小合适的块组；
遍历inode Bitmap找到第一个为0的比特位将该位置1，创建文件inode。获得文件的inode编号。
初始化文件inode，将文件的初始属性信息填入到inode中。若为空文件则清空和data blocks的映射关系
向当前目录的data block中写入文件名(用户)和inode编号(文件系统)的映射关系。

删除文件：

通过文件名，在目录文件的block中找到对应的inode编号。
通过inode编号，找到文件的inode。其中包含一部分属于该文件的block编号。
在block bitmap中将文件所属的block位，置0。在inode bitmap中将文件的inode位，置0。
删除目录文件中记录的文件名和inode编号的映射关系。
删除文件时，不需要将数据清空，只需要将文件所占的空间标定无效即可。⇒ 删除文件要比拷贝文件要快。
系统会记录文件的删除日志，包括删除文件的文件名及inode编号。如果对应空间没有被覆盖写入的话，是可以利用工具恢复已经删除的文件的（将inode/block bitmap中的对应位置1）。

查看文件(ls -l)：

通过文件名，在目录文件的block中找到对应文件的inode编号。
通过inode编号，找到文件的inode。inode中包含文件的属性信息。
格式化输出文件名及各种属性。

修改文件：

打开文件，将文件加载到内存，获取对应的文件描述符。
进程将数据拷贝到缓冲区，根据刷新策略将缓冲区中的数据刷新到文件描述符对应的磁盘文件。
通过文件名，在目录文件的block中找到对应文件的inode编号。
通过inode编号，找到文件的inode。将数据刷新到文件的data block。
为什么分区/块组有剩余空间但无法创建新文件？

块组中的inode和data block的大小和个数是固定的，当inode有空余但data block占满，或data block有空余但inode占满 ⇒ 该分区/块组有剩余空间，但无法创建新文件(inode占满)，或文件无法进行写入(data block占满)。

ls -l显示的信息都是什么?

权限硬链接数拥有者所属组大小最后修改时间文件名

stat + 文件名

acm

Access 最后访问时间

Modify 文件内容最后修改时间

Change 属性最后修改时间

4.软硬链接

如何创建?

创建软链接的命令：ln -s 路径+文件名 soft.link [-s: soft]

创建硬链接的命令：ln 路径+文件名 hard.link

有何区别?

软链接
- 软链接有独立的inode，是一个独立的文件。
- 软链接的文件内容是目标文件的路径。
- 软链接相当于Windows系统下文件的快捷方式。
硬链接
- 硬链接没有独立的inode，不是一个独立的文件。
- 与目标文件共享同一个inode，其内容，属性与目标文件完全相同。
- 本质上是在指定目录下建立了文件名和目标文件inode编号的映射关系，并没有创建新文件 ⇒ 起别名
- 文件属性中的硬链接数表示与文件inode关联的文件名的数量。每创建一个硬链接，硬链接数就+1
- 当删除文件时，如果文件的硬链接数大于1，就将硬链接数-1。如果文件的硬链接数等于1，真正删除这个文件。

对硬链接的认识

新创建的普通文件只有1个文件名与其inode关联，硬链接数为1。

新创建的目录文件硬链接数为2。分别为: 当前目录名，目录中的当前目录即.

在目录中每创建一个子目录都会使硬链接数+1 ⇒ 每一个子目录中都有一个上级目录...

如何删除?

unlink：用于删除普通文件的系统调用，实际是解除文件名和inode的链接关系
一般命令 rm

言外知识点

在linux下 . [ 也可以是文件名