梅開二度

在 C 語法下就早已知悉基礎(chǔ) IO ，其實(shí)就是耳熟能詳?shù)奈募僮鳎f到文件操作腦子里又是一堆耳熟能詳?shù)暮瘮?shù)接口：

以一個(gè)簡單的寫入操作為例，運(yùn)行程序后當(dāng)前路徑下會(huì)生成對應(yīng)文件，文件當(dāng)中就是我們寫入的內(nèi)容：

當(dāng)前路徑

文件操作我們打開文件時(shí)，如果 fopen 對象是一個(gè)未創(chuàng)建的對象，那么就會(huì)自動(dòng)在當(dāng)前路徑生成一個(gè)該文件，這里就牽涉到一個(gè)當(dāng)前路徑 color{red} {當(dāng)前路徑}當(dāng)前路徑的概念。

比如我們在剛剛寫入后的 log.txt 文件進(jìn)行讀取：

該情況下，我們在總目錄下運(yùn)行可執(zhí)行程序 myproc，那么該可執(zhí)行程序創(chuàng)建的 log.txt 文件會(huì)出現(xiàn)在總目錄下：

這是否意味著 “當(dāng)前路徑” 就是指的 “當(dāng)前可執(zhí)行程序所處的路徑”？

我們不妨直接去查看他的路徑對吧，我們用ps -axj | head -1&&ps -axj | grep myproc | grep -v grep可以查看可執(zhí)行程序的 PID ：

然后我們再利用 PID 來查看執(zhí)行路徑sudo ls /proc/8189 -al，因?yàn)槲以诳偰夸?~ 下，因此這里我使用弄了 sudo 命令進(jìn)行管理員權(quán)限查找：

這里的cwd和exe是軟鏈接，我們下文細(xì)談，所以實(shí)際上，當(dāng)前路徑不是指可執(zhí)行程序所處的路徑，而是指該可執(zhí)行程序運(yùn)行成為進(jìn)程時(shí)我們所處的路徑

三大輸入輸出流

我們一直貫徹一個(gè)理念就是 Linux 下 一切皆文件，我們?nèi)庋劭梢姷娘@示屏輸出的數(shù)據(jù)，本質(zhì)是電腦讀取鍵入的字符，電腦從“電腦文件” 讀取字符，電腦再對“顯示器文件”進(jìn)行輸出

那么問題來了，在我們對這些“文件”進(jìn)行讀寫之前，為什么我們沒有一個(gè)文件打開的操作呢？

要知道打開文件一定是進(jìn)程運(yùn)行的時(shí)候打開的，而任何進(jìn)程在運(yùn)行的時(shí)候都會(huì)默認(rèn)打開三個(gè)輸入輸出流，即標(biāo)準(zhǔn)輸入流、標(biāo)準(zhǔn)輸出流、標(biāo)準(zhǔn)錯(cuò)誤流，就是 C 當(dāng)中的 stdin、stdout、stderr；C++當(dāng)中的 cin、cout、cerr，其他所有語言都有類似的概念。實(shí)際上這種特性并不是某種語言所特有的，而是由操作系統(tǒng)所支持的

其中，標(biāo)準(zhǔn)輸入流對應(yīng)的設(shè)備就是鍵盤，標(biāo)準(zhǔn)輸出流和標(biāo)準(zhǔn)錯(cuò)誤流對應(yīng)的設(shè)備都是顯示器。查看 man 手冊我們不難發(fā)現(xiàn)，stdin、stdout、stderr 這仨 byd 其實(shí)就是 FILE* 類型的

我們之所以可以調(diào)用 scanf 、printf 這類的函數(shù)向鍵盤顯示器進(jìn)行輸入輸出操作，其實(shí)就是程序運(yùn)行時(shí)，操作系統(tǒng)默認(rèn)使用 C 的接口將這三個(gè)輸入輸出流打開。試想我們使用 fputs 函數(shù)時(shí)，將其第二個(gè)參數(shù)設(shè)置為 stdout，此時(shí) fputs 函數(shù)會(huì)不會(huì)直接將數(shù)據(jù)顯示到顯示器上呢？

答案是肯定的，因?yàn)榇藭r(shí)就是用 fputs 向顯示器文件進(jìn)行了寫入操作

系統(tǒng)文件 I/O

相比 C，C++ 這些語言的接口，操作系統(tǒng)也有一套文件操作的接口，而且操作系統(tǒng)的接口更加貼近底層，而其他語言的接口本質(zhì)上也是對操作系統(tǒng)的接口的封裝，我們在 Linux、Windows 平臺(tái)下運(yùn)行 C 代碼時(shí)，C 庫函數(shù)就是對 Linux、Windows 系統(tǒng)調(diào)用接口進(jìn)行的封裝，這樣做使得語言有了跨平臺(tái)性，也方便進(jìn)行二次開發(fā)

open

函數(shù)原型：

1.pathname 表示要打開或創(chuàng)建的目標(biāo)文件。

若pathname以路徑的方式給出，則當(dāng)需要?jiǎng)?chuàng)建該文件時(shí)，就在pathname路徑下進(jìn)行創(chuàng)建。 若pathname以文件名的方式給出，則當(dāng)需要?jiǎng)?chuàng)建該文件時(shí)，默認(rèn)在當(dāng)前路徑下進(jìn)行創(chuàng)建，注意當(dāng)前路徑的含義

2.flags 表示打開文件的方式。

flags 的可調(diào)用參數(shù)有如下這些：

flags 可以同時(shí)傳入多個(gè)參數(shù)選項(xiàng)，這些選項(xiàng)用 “或” 運(yùn)算符連接。例如以只寫的方式打開文件時(shí)，文件不存在就應(yīng)該自動(dòng)創(chuàng)建文件，則參數(shù)設(shè)置如下

我們基于與運(yùn)算的最根本原因是因?yàn)椋?這些宏定義選項(xiàng)的共同點(diǎn)就是它們的二進(jìn)制序列當(dāng)中有且只有一個(gè)比特位是 1 color{red} {這些宏定義選項(xiàng)的共同點(diǎn)就是它們的二進(jìn)制序列當(dāng)中有且只有一個(gè)比特位是 1}這些宏定義選項(xiàng)的共同點(diǎn)就是它們的二進(jìn)制序列當(dāng)中有且只有一個(gè)比特位是1，除了 O_RDONLY 序列為全 0，表示他為默認(rèn)選項(xiàng)，且為 1 的比特位是各不相同的，這樣一來函數(shù)內(nèi)部就可以通過使用與運(yùn)算來判斷是否設(shè)置了某一選項(xiàng)

3.mode，表示創(chuàng)建文件的默認(rèn)權(quán)限，在不創(chuàng)建文件時(shí)，此選項(xiàng)可以不設(shè)置。

我們將mode設(shè)置為 0666，則文件創(chuàng)建出來的權(quán)限如下，按理說本來應(yīng)該是 ：

但是不要忘了，Linux 系統(tǒng)設(shè)有 umask 權(quán)限掩碼，文件的真正權(quán)限計(jì)算方法是：mode &（ ~umask），umask 的默認(rèn)值應(yīng)該是 0002，所以在我們自己設(shè)置的權(quán)限下應(yīng)該減去 umask 得到 0664，即：

當(dāng)然，如果想繞開 umask ，直接使用我們第一手的設(shè)置，那么我們可以直接將 umask 進(jìn)行置 0 操作

open 返回值

open 的返回值其實(shí)是新打開文件的文件描述符 fd，我們這里嘗試一次打開多個(gè)文件，然后分別打印它們的文件描述符：

我們又知道系統(tǒng)是無法打開一個(gè)不存在的文件 fd 會(huì)返回 -1，打開成功時(shí)如圖所示每個(gè)文件的 fd 從 3 開始且都是連續(xù)遞增的，那么問題來了：0~2 哪里去了？

所謂的文件描述符本質(zhì)上是一個(gè)指針數(shù)組的下標(biāo)，指針數(shù)組當(dāng)中的每一個(gè)指針都指向一個(gè)被打開文件的文件信息，通過對應(yīng)文件的文件描述符就可以找到對應(yīng)的文件信息

open函數(shù)打開文件成功時(shí)數(shù)組當(dāng)中的指針個(gè)數(shù)增加，然后返回該指針在數(shù)組中的下標(biāo)，而當(dāng)文件打開失敗時(shí)直接返回 -1，因此，成功打開多個(gè)文件時(shí)所獲得的文件描述符就是連續(xù)且遞增的

而 Linux 進(jìn)程默認(rèn)情況下會(huì)有 3 個(gè)缺省打開的文件描述符，分別就是標(biāo)準(zhǔn)輸入0、標(biāo)準(zhǔn)輸出1、標(biāo)準(zhǔn)錯(cuò)誤2，這就是為什么成功打開文件時(shí)所得到的文件描述符會(huì)從3開始

close

系統(tǒng)接口中使用close函數(shù)關(guān)閉文件，close函數(shù)的函數(shù)原型如下：

若關(guān)閉文件成功則返回 0，若關(guān)閉文件失敗則返回 -1

write

系統(tǒng)接口中使用write函數(shù)向文件寫入信息，write函數(shù)的函數(shù)原型如下：

write函數(shù)將 buf 位置開始向后 count 字節(jié)的數(shù)據(jù)寫入文件描述符為 fd 的文件當(dāng)中;如果數(shù)據(jù)寫入成功，返回寫入數(shù)據(jù)的字節(jié)個(gè)數(shù)，如果數(shù)據(jù)寫入失敗，返回 -1。

read

系統(tǒng)接口中使用read函數(shù)從文件讀取信息，read函數(shù)的函數(shù)原型如下：

read 函數(shù)從文件描述符為 fd 的文件讀取 count 字節(jié)的數(shù)據(jù)到 buf 位置當(dāng)中。如果數(shù)據(jù)讀取成功，實(shí)際讀取數(shù)據(jù)的字節(jié)個(gè)數(shù)被返回；如果數(shù)據(jù)讀取失敗，返回 -1

文件描述符fd

我們知道文件只能在進(jìn)程執(zhí)行時(shí)才能打開，且一個(gè)進(jìn)程可打開多個(gè)文件，系統(tǒng)中存在大量的進(jìn)程，這就表示系統(tǒng)可以在任何時(shí)刻存在大量已經(jīng)打開的文件

Linux 思想面對批量的處理時(shí)總會(huì)采取 “先描述后組織” 的思想，系統(tǒng)會(huì)為大量的文件描述一個(gè) file struct 的結(jié)構(gòu)體，里面存放著這些文件的主要信息，然后將結(jié)構(gòu)體以雙鏈表的形式進(jìn)行組織，相當(dāng)于將文件的管理具象成對雙鏈表的增刪查改。

但是在大量進(jìn)程和大量已打開的文件里，我們要找到每個(gè)文件的歸屬進(jìn)程系統(tǒng)就應(yīng)該建立對應(yīng)關(guān)系

對應(yīng)關(guān)系

當(dāng)一個(gè)程序運(yùn)行起來時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)將該程序的代碼和數(shù)據(jù)加載到內(nèi)存，然后為其創(chuàng)建對應(yīng)的task_struct、mm_struct、頁表等相關(guān)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，并通過頁表建立虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存之間的映射關(guān)系

首先在 task_struct 里有一個(gè)指針，他指向一個(gè)名為 file_struct 的結(jié)構(gòu)體，在這個(gè)結(jié)構(gòu)體里面又有一個(gè) fd_array 的指針數(shù)組，這個(gè)數(shù)組的下標(biāo)就是我們所謂的文件描述符。比如進(jìn)程打開 log.txt 時(shí)會(huì)先加載進(jìn)內(nèi)存形成 struct file ，然后將 struct file 放入一個(gè)文件的雙鏈表里，struct file 的首地址再放入鏈表中下標(biāo)為 3 處的地方，最后返回他的文件描述符即可。

向文件寫入數(shù)據(jù)時(shí)，是先將數(shù)據(jù)寫入到對應(yīng)文件的緩沖區(qū)當(dāng)中，然后定期將緩沖區(qū)數(shù)據(jù)刷新，數(shù)據(jù)才能進(jìn)入磁盤。

那么為什么進(jìn)程創(chuàng)建時(shí)會(huì)默認(rèn)打開0、1、2 呢？

我們知道操作系統(tǒng)能夠識(shí)別硬件，操作系統(tǒng)能管理硬件也意味著鍵盤，顯示器這些東西都有自己對應(yīng)的 struct_file ，將這 3 個(gè) struct_file 放入雙鏈表，就會(huì)對應(yīng)填入到下標(biāo)為 0,1,2 的位置，就默認(rèn)打開了標(biāo)準(zhǔn)輸入流、輸出流、錯(cuò)誤流。

內(nèi)存文件

磁盤文件和內(nèi)存文件之間的關(guān)系就像程序和進(jìn)程的關(guān)系一樣，當(dāng)程序運(yùn)行起來后便成了進(jìn)程，而當(dāng)磁盤文件加載到內(nèi)存后便成了內(nèi)存文件。

磁盤文件分為了文件內(nèi)容和文件屬性兩部分，也將文件屬性叫做元信息，文件加載到內(nèi)存時(shí)，一般先加載文件的屬性信息，當(dāng)需要對文件內(nèi)容進(jìn)行讀取、輸入或輸出等操作時(shí)，再加載文件數(shù)據(jù)

分配規(guī)則

我們還是用最開始的代碼做解釋：

然而文件描述符是從最小的 0 開始且未被分配的開始分配的，比如我關(guān)閉了 0,2 的流，那么新打開 3 個(gè)文件就是不是 3,4 5 而是 0,2,3 了

重定向

原理

到這里其實(shí)不難理解重定向的原理是修改文件描述符下標(biāo)對應(yīng)的 struct file* 內(nèi)容，比如我們說過的輸出重定向就是將一個(gè)本應(yīng)該輸出到一個(gè)文件的數(shù)據(jù)輸出到另一個(gè)文件

比如想讓本應(yīng)該輸出到顯示器的數(shù)據(jù)輸出到 log.txt 文件當(dāng)中，那么可以在打開 log.txt 文件之前將文件描述符為 1 的文件關(guān)閉，也就是將“顯示器文件”關(guān)閉，這樣一來，當(dāng)我們后續(xù)打開 log.txt 文件時(shí)所分配到的文件描述符就是 1

這里 printf 是默認(rèn)向 stdout 輸出數(shù)據(jù)的，而 stdout 指向的 FILE 結(jié)構(gòu)體中存儲(chǔ)的文件描述符就是1，因此 printf 實(shí)際上就是向文件描述符為1的文件輸出數(shù)據(jù)。C 的數(shù)據(jù)并不是立馬寫到了內(nèi)存操作系統(tǒng)里面，而是寫到了緩沖區(qū)當(dāng)中，所以使用 printf 打印完后需要使用 fflush 將緩沖區(qū)當(dāng)中的數(shù)據(jù)刷新到文件中

可以看出，我執(zhí)行 file 程序時(shí)并沒有任何結(jié)果，但是打印 log.txt 時(shí)卻得到了我想要的結(jié)果，因此就證明了上面的觀點(diǎn)：

但是又有一個(gè)問題：標(biāo)準(zhǔn)輸出流和標(biāo)準(zhǔn)錯(cuò)誤流對應(yīng)的都是顯示器，它們有什么區(qū)別嗎？

答案是有的， 我們以代碼為例：

結(jié)果一定會(huì)成功的輸出四行內(nèi)容，然后再對他進(jìn)行重定向到 log.txt 中：

很明顯這里 log.txt 文件當(dāng)中只有向標(biāo)準(zhǔn)輸出流輸出的兩行字符串，而向標(biāo)準(zhǔn)錯(cuò)誤流輸出的兩行數(shù)據(jù)并沒有重定向到文件當(dāng)中，而是仍然輸出到了顯示器上。實(shí)際上我們使用重定向時(shí)，是對輸出流進(jìn)行了重定向，而對錯(cuò)誤流無影響 color{red} {實(shí)際上我們使用重定向時(shí)，是對輸出流進(jìn)行了重定向，而對錯(cuò)誤流無影響}實(shí)際上我們使用重定向時(shí)，是對輸出流進(jìn)行了重定向，而對錯(cuò)誤流無影響。

dup2

要完成重定向我們只需對 fd_array 數(shù)組當(dāng)中元素的拷貝即可，Linux 中對于重定向給出了一個(gè)接口：==dup2 ==，我們可以使用這個(gè)接口完成重定向：

dup2 會(huì)將 fd_array[oldfd] 的內(nèi)容拷貝到 fd_array[newfd] 當(dāng)中，如果有必要的話我們需要先使用關(guān)閉文件描述符為 newfd 的文件，dup2 函數(shù)返回值如果調(diào)用成功返回 newfd，否則返回 -1。

需要的是：

1. 如果 oldfd 不是有效的文件描述符，則 dup2 調(diào)用失敗，并且此時(shí)文件描述符為 newfd 的文件沒有被關(guān)閉
2. oldfd 是一個(gè)有效的文件描述符，但是 newfd 和 oldfd 具有相同的值，則 dup2 不做任何操作，并返回 newfd

比如：

就像這樣，數(shù)據(jù)會(huì)被傳到 log.txt 里面。

重定向模擬實(shí)現(xiàn)

在我們自己實(shí)現(xiàn) shell 的基礎(chǔ)上，是可以自己實(shí)現(xiàn)重定向功能的。對于獲取到的命令進(jìn)行判斷，若命令當(dāng)中包含重定向符號 >、>> 或是 <，則該命令需要進(jìn)行處理

設(shè)置 type 變量，type 為 0 表示命令當(dāng)中為輸出重定向，type 為 1 表示追加重定向，type為 2 表示輸入重定向。若 type 值為 0 或者 1，則使用 dup2 接口實(shí)現(xiàn)目標(biāo)文件與標(biāo)準(zhǔn)輸出流的重定向；若 type 值為 2，則使用 dup2 接口實(shí)現(xiàn)目標(biāo)文件與標(biāo)準(zhǔn)輸入流的重定向

效果如圖：

FILE 的文件描述符

訪問文件的本質(zhì)都是通過文件描述符進(jìn)行訪問的，而且?guī)旌瘮?shù)又是對系統(tǒng)接口的封裝，所以在庫函數(shù)中的 FILE 結(jié)構(gòu)體也必定存在文件描述符 fd

我們在 / u s r / i n c l u d e / s t d i o . h color{red} {/usr/include/stdio.h}/usr/include/stdio.h 頭文件中可以看到下面這句代碼，也就是說 FILE 實(shí)際上就是struct _IO_FILE 結(jié)構(gòu)體的一個(gè)別名。

接下來轉(zhuǎn)到 struct _IO_FILE 結(jié)構(gòu)體的定義，其中我們可以看到一個(gè)名為_fileno的成員，這個(gè)成員實(shí)際上就是封裝的文件描述符

那我們再來聊聊文件函數(shù)的底層：

fopen 函數(shù)會(huì)為用戶在上層調(diào)申請 FILE 結(jié)構(gòu)體，返回 FILE* 結(jié)構(gòu)體指針，底層上調(diào)用 open 函數(shù)獲取文件的 fd，并將 fd 交給 _fileno 填充，這樣就完成了文件的打開操作。其他的比如 fread、fwrite、fputs、fgets ，都會(huì)先根據(jù)我們傳入的文件指針找到對應(yīng)的FILE結(jié)構(gòu)體，然后在FILE結(jié)構(gòu)體當(dāng)中找到文件描述符，最后通過文件描述符對文件進(jìn)行的一系列操作

我們以三種輸出函數(shù)為例：

看到這結(jié)果是不是覺得淦！好怪。按照代碼邏輯的話，這里應(yīng)該只會(huì)打印出三個(gè)句子對應(yīng)三個(gè)函數(shù)，但是為什么這里有兩個(gè)函數(shù)出現(xiàn)了兩次呢？

不難發(fā)現(xiàn)，這里重復(fù)的兩個(gè)函數(shù)都是 C 庫函數(shù)，我們就要牽扯到三種緩沖方式了：

無緩沖
行緩沖（對顯示器進(jìn)行刷新數(shù)據(jù)）
全緩沖（對磁盤文件寫入數(shù)據(jù)）

直接執(zhí)行可執(zhí)行程序，將數(shù)據(jù)打印到顯示器時(shí)所采用的就是行緩沖，因?yàn)榇a當(dāng)中每句話后面都有 n，所以當(dāng)我們執(zhí)行完對應(yīng)代碼后就立即將數(shù)據(jù)刷新到了顯示器上

如果將運(yùn)行結(jié)果重定向到 log.txt 文件時(shí)，數(shù)據(jù)的刷新策略就變?yōu)榱巳彌_，此時(shí)使用 printf 和 fputs 打印的數(shù)據(jù)都打印到了C語言自帶的緩沖區(qū)當(dāng)中，之后 fork 創(chuàng)建子進(jìn)程時(shí)，由于進(jìn)程間具有獨(dú)立性，而之后當(dāng)父進(jìn)程或是子進(jìn)程對要刷新緩沖區(qū)內(nèi)容時(shí)，本質(zhì)就是對父子進(jìn)程共享的數(shù)據(jù)進(jìn)行了修改，此時(shí)就需要對數(shù)據(jù)進(jìn)行寫時(shí)拷貝，至此緩沖區(qū)當(dāng)中的數(shù)據(jù)就變成了兩份，一份父進(jìn)程的，一份子進(jìn)程的，所以重定向到 log.txt 文件當(dāng)中 printf 和 puts 函數(shù)打印的數(shù)據(jù)就有兩份。但由于 write 是系統(tǒng)接口，我們可以將 write 看作是沒有緩沖區(qū)的，因此 write 打印的數(shù)據(jù)就只打印了一份

這個(gè)緩沖區(qū)是誰提供的？

他是 C 自帶的，如果說這個(gè)緩沖區(qū)是操作系統(tǒng)提供的，那么 printf、fputs 和 write 打印的數(shù)據(jù)重定向到文件后都應(yīng)該打印兩次

這個(gè)緩沖區(qū)在哪？

printf 是將數(shù)據(jù)打印到 stdout 里面，而 stdout 就是一個(gè) FILE* 指針，在 FILE 結(jié)構(gòu)體當(dāng)中還有一大部分成員是用于記錄緩沖區(qū)相關(guān)的信息的，我們來看看底層代碼：

抗疫知道這里緩沖區(qū)是由 C 提供，在 FILE 結(jié)構(gòu)體當(dāng)中進(jìn)行維護(hù)，F(xiàn)ILE 結(jié)構(gòu)體當(dāng)中不僅保存了對應(yīng)文件的文件描述符還保存了用戶緩沖區(qū)的相關(guān)信息

操作系統(tǒng)有緩沖區(qū)嗎？

答案是一定的，其實(shí)我們數(shù)據(jù)并不是直接刷新到顯示器和磁盤上的，而是先刷新到操作系統(tǒng)的緩沖區(qū)里面，再經(jīng)過緩沖區(qū)加載到顯示器和磁盤上，當(dāng)然這里我們先不關(guān)心操作系統(tǒng)的刷新策略。

因?yàn)椴僮飨到y(tǒng)是進(jìn)行軟硬件資源管理的軟件，所以要將數(shù)據(jù)刷新到具體外設(shè)硬件上，就必須要經(jīng)過操作系統(tǒng)，看一下層狀結(jié)構(gòu)圖也許會(huì)更清楚：

inode

磁盤文件由兩部分構(gòu)成，分別是文件內(nèi)容和文件屬性。比如文件名、文件大小以及文件創(chuàng)建時(shí)間等信息都是文件屬性，文件屬性又被稱為元信息

在命令行當(dāng)中輸入ls -l，即可顯示當(dāng)前目錄下各文件的屬性信息，各種文件屬性排列如下：

在 Linux 操作系統(tǒng)中，文件的元信息和內(nèi)容是分離存儲(chǔ)的，其中保存元信息的結(jié)構(gòu)稱之為 i n o d e color{red} {其中保存元信息的結(jié)構(gòu)稱之為 inode}其中保存元信息的結(jié)構(gòu)稱之為inode，因?yàn)橄到y(tǒng)當(dāng)中可能存在大量的文件，所以我們需要給每個(gè)文件的屬性搞一個(gè)唯一的編號，即 inode 號

也就是說，inode 是一個(gè)文件的屬性集合，Linux 中幾乎每個(gè)文件都有一個(gè) inode，為了區(qū)分系統(tǒng)當(dāng)中大量的 inode，我們?yōu)槊總€(gè) inode 設(shè)置了 inode 編號，ls -i 命令即可查看當(dāng)前目錄下的文件和他的 inode 編號：

無論是文件內(nèi)容還是文件屬性，他們都是存儲(chǔ)在磁盤里面的

磁盤

盤是一種永久性存儲(chǔ)介質(zhì)，在計(jì)算機(jī)中，磁盤幾乎是唯一的機(jī)械設(shè)備。與磁盤相對應(yīng)的就是內(nèi)存，內(nèi)存是掉電易失存儲(chǔ)介質(zhì)，目前所有的普通文件都是在磁盤中存儲(chǔ)的，磁盤在馮諾依曼體系結(jié)構(gòu)當(dāng)中既可以充當(dāng)輸入設(shè)備，又可以充當(dāng)輸出設(shè)備：

尋址方案

對磁盤讀寫時(shí)，一般有以下 3 個(gè)步驟：

確定讀寫信息的盤面
確定讀寫信息的柱面
確定讀寫信息的扇區(qū)

分區(qū)與存儲(chǔ)介質(zhì)

要理解文件系統(tǒng)，我們必須要先將磁盤結(jié)構(gòu)理解為線性的存儲(chǔ)介質(zhì)，比如說小學(xué)英語的磁帶，你扯出磁帶條條時(shí)有沒有想過復(fù)讀機(jī)讀取磁帶的信息，放完重來必要做倒帶的操作才能從頭開始，這就非常貼切線性結(jié)構(gòu)了。

磁盤分區(qū)

磁盤也被稱為塊設(shè)備，以扇區(qū)為單位，一個(gè)扇區(qū)的大小通常為512字節(jié)。如果以大小為 512G 的磁盤為例，該磁盤就可被分為十億多個(gè)扇區(qū)：

計(jì)為了更好的管理磁盤，磁盤進(jìn)行了分區(qū)，原理類似于將整個(gè)國家劃分為省市區(qū)縣進(jìn)行管理，使用分區(qū)編輯器在磁盤上劃分幾個(gè)邏輯部分，盤片一旦劃分成數(shù)個(gè)分區(qū)，不同的目錄與文件就可以存儲(chǔ)進(jìn)不同的分區(qū)，分區(qū)越多，文件的性質(zhì)區(qū)分越細(xì)，Windows 磁盤就被分為 C 盤和 D 盤

Linux 也是可以查看文件的分區(qū)信息：

格式化

磁盤分區(qū)完成后就會(huì)進(jìn)行格式化，格式化后每個(gè)分區(qū) inode 數(shù)就會(huì)被確定下來，所以說格式化是對分區(qū)進(jìn)行初始化的一種操作，會(huì)導(dǎo)致所有資源被清除，本質(zhì)上是對分區(qū)后各個(gè)區(qū)域?qū)懭牍芾硇畔?/p>

其中的管理信息內(nèi)容是由文件系統(tǒng)決定的，不同的文件系統(tǒng)格式化時(shí)管理信息是不同的，常見的文件系統(tǒng)有 EXT2、EXT3、XFS、NTFS 等

EXT2 存儲(chǔ)方案

而對于每一個(gè)分區(qū)來說，分區(qū)的頭部有一個(gè)啟動(dòng)塊(Boot Block)，對于該分區(qū)的其余區(qū)域，EXT2 文件系統(tǒng)會(huì)根據(jù)分區(qū)大小劃分為一個(gè)個(gè)的塊組(Block Group)

啟動(dòng)塊的大小是確定的，而塊組的大小是由格式化的時(shí)候確定的，并且不可以更改。

其次，每個(gè)組塊都有著相同的組成結(jié)構(gòu)，每個(gè)組塊都由超級塊(Super Block)、塊組描述符表(Group Descriptor Table)、塊位圖(Block Bitmap)、inode位圖(inode Bitmap)、inode表(inode Table)以及數(shù)據(jù)表(Data Block)組成：

Super Block： 存放文件系統(tǒng)本身的結(jié)構(gòu)信息。主要有：Data Block和inode的總量、未使用的Data Block和inode的數(shù)量、一個(gè)Data Block和inode的大小、最近一次掛載時(shí)間。Super Block的信息被破壞，可以說整個(gè)文件系統(tǒng)結(jié)構(gòu)就被破壞了
Group Descriptor Table： 塊組描述符表，描述該分區(qū)當(dāng)中塊組的屬性信息
Block Bitmap： 塊位圖中記錄著 Data Block 中哪個(gè)數(shù)據(jù)塊已經(jīng)被占用或沒有被占用
inode Bitmap： inode 位圖中記錄著每個(gè)inode 是否空閑可用
inode Table： 文件屬性，即每個(gè)文件的inode。
Data Blocks： 文件內(nèi)容

因?yàn)?super block 極為重要，所以一般在其他塊組中會(huì)存在冗余，方便損壞后拷貝恢復(fù)

此時(shí)我們就可以理解文件創(chuàng)建了：

1. 先通過遍歷 inode 位圖找到一個(gè)空閑的 inode
2. 再在 inode 表當(dāng)中找到對應(yīng)的 inode，并將文件的屬性信息填充進(jìn) inode 結(jié)構(gòu)中。
3. 將該文件的文件名和inode指針添加到目錄文件的數(shù)據(jù)塊中

文件寫入也是同理：

1. 通過 inode 編號找到對應(yīng)的 inode 結(jié)構(gòu)
2. 通過 inode 結(jié)構(gòu)找到存儲(chǔ)該文件內(nèi)容的數(shù)據(jù)塊，并將數(shù)據(jù)寫入數(shù)據(jù)塊
3. 若不存在數(shù)據(jù)塊或申請的數(shù)據(jù)塊已被寫滿，則通過遍歷塊位圖的方式找到一個(gè)空閑的塊號，并在數(shù)據(jù)區(qū)當(dāng)中找到對應(yīng)的空閑塊，再將數(shù)據(jù)寫入數(shù)據(jù)塊，最后還需要建立數(shù)據(jù)塊和 inode 結(jié)構(gòu)的對應(yīng)關(guān)系（對應(yīng)關(guān)系是通過數(shù)組進(jìn)行維護(hù)的，該數(shù)組一般可以存儲(chǔ) 15 個(gè)元素，其中前 12 個(gè)元素分別對應(yīng)文件使用的 12 個(gè)數(shù)據(jù)塊，剩余的三個(gè)元素分別是一級索引、二級索引和三級索引，當(dāng)該文件使用數(shù)據(jù)塊的個(gè)數(shù)超過12個(gè)時(shí)，可以用這三個(gè)索引進(jìn)行數(shù)據(jù)塊擴(kuò)充）

文件刪除也是同理：

其實(shí)刪除并不會(huì)真正將文件信息刪除，而只是將其 inode 和數(shù)據(jù)塊號置為無效，所以刪除文件后短時(shí)間內(nèi)是可以恢復(fù)的。

短時(shí)間內(nèi)是個(gè)什么意思呢，因?yàn)槲募?yīng)的 inode 號和數(shù)據(jù)塊號被置為了無效，后續(xù)創(chuàng)建其他文件或是對其他文件進(jìn)行寫入操作申請 inode 號和數(shù)據(jù)塊號時(shí)，可能會(huì)將該無效了的 inode號和數(shù)據(jù)塊號分配出去，此時(shí)刪除文件的數(shù)據(jù)就會(huì)被覆蓋，也就無法恢復(fù)文件了

這也就就是了為什么拷貝文件的時(shí)候很慢，而刪除文件的時(shí)候很快

文件目錄也是同理：

Linux下一切皆文件，目錄當(dāng)然也會(huì)被看作為文件。目錄有自己的屬性信息，他 inode 結(jié)構(gòu)中存儲(chǔ)的是目錄的屬性信息，比如目錄的大小、目錄的擁有者等；目錄的數(shù)據(jù)塊當(dāng)中存儲(chǔ)的就是該目錄下的文件名以及對應(yīng)文件的 inode 指針。

注意： 文件名并沒有存儲(chǔ)在自己的 inode 結(jié)構(gòu)當(dāng)中，而是存儲(chǔ)在該文件所處目錄文件的文件內(nèi)容當(dāng)中。因?yàn)橄到y(tǒng)并不關(guān)心文件名，他只關(guān)心文件的 inode ，而文件名和 inode 指針存儲(chǔ)在其目錄文件的文件內(nèi)容當(dāng)中后，目錄通過文件名和文件的 inode 指針即可將文件名和文件內(nèi)容及其屬性連接起來

軟鏈接

文件軟鏈接的創(chuàng)建可以通過這個(gè)命令：

效果如下：

我們可以通過ls -i可以看到軟鏈接的 inode 與源文件的 inode 是不同的，并且軟鏈接的大小比源文件的大小要小得多！

刪除源文件后軟鏈接文件不能獨(dú)立存在，雖然仍保留文件名，但卻不能執(zhí)行或是查看軟鏈接的內(nèi)容

硬鏈接

文件硬鏈接的創(chuàng)建可以通過這個(gè)命令：

效果如下：

我們可以通過ls -i可以看到硬鏈接的 inode 與源文件的 inode 是相同的，并且硬鏈接文件的大小與源文件的大小也是相同的，特別注意的是，當(dāng)創(chuàng)建了一個(gè)硬鏈接文件后，該硬鏈接文件和源文件的硬鏈接數(shù)都變成了 2

所以硬鏈接文件就是源文件的一個(gè)別名 color{red} {源文件的一個(gè)別名}源文件的一個(gè)別名，一個(gè)文件有幾個(gè)文件名，該文件的硬鏈接數(shù)就是幾，這里 inode 為 659031 的文件有 myproc 和 myproc-h 兩個(gè)文件名，因此該文件的硬鏈接數(shù)為 2

與軟連接不同的是，當(dāng)硬鏈接的源文件被刪除后，硬鏈接文件仍能正常執(zhí)行，只是文件的鏈接數(shù)減少了一個(gè)，但是硬鏈接可以同步修改多個(gè)不在或者同在一個(gè)目錄下的文件名，其中一個(gè)修改后，所有與其有硬鏈接的文件都會(huì)一起被修改