【Linux】封装一下简单库 && 理解文件系统

#pragma once
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>

#define LINE_SIZE 1024
#define FLUSH_NOW  1
#define FLUSH_LINE 2
#define FLUSH_FULL 4

// 文件结构体类型
struct _myFILE
{
    unsigned int flags;
    int fileno;
    // 缓冲区
    char cache[LINE_SIZE];// 文件的缓冲区
    int cap;
    int pos; // 下次写入的位置
};

typedef struct  _myFILE myFILE;

myFILE* my_fopen(const char* path, const char* flag);
void my_fflush(myFILE* fp);
ssize_t my_fwrite(myFILE* fp, const char* data, int len);
void my_fclose(myFILE* fp);

Mystdio.c

#define _CRT_SECURE_NO_WARNINGS 1

#include "mystdio.h"

myFILE* my_fopen(const char* path, const char* flag)
{
    int flag1 = 0;// 打开文件的模式
    int iscreate = 0;// 是否要创建文件
    mode_t mode = 0666;// 文件的初始权限
    if (strcmp(flag, "r") == 0)
    {
        flag1 = (O_RDONLY);
    }
    else if (strcmp(flag, "w") == 0)
    {
        flag1 = (O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC);
        iscreate = 1;
    }
    else if (strcmp(flag, "a") == 0)
    {
        flag1 = (O_WRONLY | O_CREAT | O_APPEND);
        iscreate = 1;
    }
    else
    {
    }

    int fd = 0;
    // 根据是否要创建文件来使用不同的open()函数
    if (iscreate)
        fd = open(path, flag1, mode);
    else
        fd = open(path, flag1);

    if (fd < 0) return NULL;

    myFILE* fp = (myFILE*)malloc(sizeof(myFILE));
    if (!fp) return NULL;

    fp->fileno = fd;
    fp->flags = FLUSH_LINE;// 行刷新

    fp->cap = LINE_SIZE;// 缓冲区的容量
    fp->pos = 0;// 当前写入文件的位置

    return fp;
}

void my_fflush(myFILE* fp)
{
    write(fp->fileno, fp->cache, fp->pos);
    fp->pos = 0;
}

// 写入数据：把用户将数据写入stdout文件当中(语言级的文件缓冲区内)，将语言级的缓冲区内的内容拷贝到OS的内核级的缓冲区内
ssize_t my_fwrite(myFILE* fp, const char* data, int len)
{
    // 写入操作本质是拷贝, 如果条件允许，就刷新，否则不做刷新
    // 将数据拷贝到语言级的缓冲区
    memcpy(fp->cache + fp->pos, data, len); //肯定要考虑越界, 自动扩容
    fp->pos += len;

    if ((fp->flags & FLUSH_LINE) && fp->cache[fp->pos - 1] == '\n')
    {
        // 将语言级的缓冲区的数据拷贝到OS中对应的文件的内核级缓冲区
        my_fflush(fp);
    }

    return len;
}

void my_fclose(myFILE* fp)
{
    my_fflush(fp);
    close(fp->fileno);
    free(fp);
}

Testfile.c

#define _CRT_SECURE_NO_WARNINGS 1
#include "mystdio.h"
#include <string.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>

#define FILE_NAME "log.txt"

int main()
{
    myFILE* fp = my_fopen(FILE_NAME, "w");
    if (fp == NULL) return 1;

    const char* str = "hello bit";
    int cnt = 10;
    char buffer[128];
    while (cnt)
    {
        sprintf(buffer, "%s - %d", str, cnt);
        my_fwrite(fp, buffer, strlen(buffer)); // strlen()+1不需要
        cnt--;
        sleep(1);
        my_fflush(fp);
    }

    my_fclose(fp);
    return 0;
}

结论：C语言为什么要在FILE中提供用户级缓冲区 ----- 为了减少底层调用系统调用的次数，让使用C语言的IO函数(printf,fprintf)效率更高。

二、理解一下stdin(0)、stdout(1)、stderr(3)

2.1、为什么要有0、1、2呢？

0、1 -----> 用户要知道数据从哪里来，数据要到哪里去。
2 -----> 把正确的信息和错误的信息区分开来。

2.2、特点

我们是要将原本打印在屏幕行的数据打印在 log.txt 里，为什么stderr还在屏幕上显示？

标准输出重定向的本质：更改文件描述符表中下标为1的内容(地址)。下标为1的内容原先是显示器文件的地址，现在更改为 log.txt 文件的地址。

下标为1和下标为2的空间的地址都是指向显示器文件的；下标为2的空间中的地址没有被改变，依然指向显示器文件的地址。所以，stderr仍然打印在屏幕上。

2.3、如果我想让2也和1重定向到一个文件中？

./a.out 1>ok.log 2>err.log

将下标为1的内容更改成 ok.log 文件的地址；将下标为2的内容更改成 err.log 文件的地址；将正确和错误的信息分离开来。

./a.out 1>all.log 2>&1

将下标为1的内容更改成 all.log 文件的地址；取下标为1的内容的地址更改下标为2的内容；从而使2和1重定向到一个文件中。

C语言中的 perror 本质是向2对应的文件打印，printf() 本质是向1对应的文件打印。

C++中的 cout 对应的是 printf；cerr 对应的是 perror。

三、理解文件系统

3.1、看看物理磁盘

3.2、了解一下磁盘的储存结构

3.3、对磁盘的存储进行逻辑抽象

假如：一个磁盘有800GB，我们把800GB分为4个区，每个区200GB，再将每个分区分组，我们只要管理好每一个分组，就能管理好一个分区，进而管理好磁盘。

格式化：在每一个分区内部分组，然后写入文件系统的管理数据。

文件在磁盘存储的本质：＝文件的内容＋文件的属性数据。

Linux文件系统特定：文件内容和文件属性分开存储。

Block Group：许多个数据块(4kb)组成，用来存放文件的内容。
超级块（Super Block）：存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：block 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
GDT，Group Descriptor Table：块组描述符，描述整个分组里的使用情况，比如：一共有多少inode，一共有多少数据块呢？inode、数据块和Bitmap已经被占据了多少呢？那么下一个被分配的inode编号是几？由GDT来进行统一管理。
块位图（Block Bitmap）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用（比特位的位置，表示块号。比特位的内容，表示该块是否被占用。）
inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用。
i节点表：存放文件属性，如：文件大小，所有者，最近修改时间等。
超级块（Super Block）：不是每个分组都有的。分配inode编号的范围。如果一个磁盘的某一分组的Super Block不小心被刮花了，那么可以通过其它分组的Super Block来恢复。

我们寻找文件的时候，都必须先得到inode的编号。inode编号是以分区为单位的！

但是你凭什么直接拿到inode的编号，我们一直使用的都是文件名啊！！！！

谈谈目录：

目录 = 文件属性 + 文件内容。目录也是一个文件。

一个目录下不能建立同名文件；
查找文件的顺序，文件名 -----> inode的编号；
目录的r，本质是是否允许我们读取目录的内容；目录的内容是：文件名与inode的映射关系！！！
目录的w，新建文件，最后一定要向当前所处的目录内容中写入，文件名与inode的映射关系。

如何理解文件的增删查改呢？

增：建立文件名与inode的映射关系。
删：将该文件的inode编号在位图中对应的比特位置为0。

我们常说的将系统格式化，恢复出厂设置，其实就是将位图中的1全部置为0。

3.4、找到一个文件的步骤：

我们找到一个指定的文件 -----> 文件所在的目录 ------> 打开目录 -----> 根据文件名与inode的映射关系 -----> 找到目标文件inode。

但是有一个前提是：inode的编号是不能跨分区的，我们怎么才能知道我们的文件在哪一个分区内呢？

结论：比如：我用的云服务器一般只有一个盘(vda)，一个盘对应了一个分区，在Linux中要访问一个分区其实要将这个分区进行挂载的，挂载也就是将一个磁盘分区和文件系统的一个目录进行关联，所以，未来进入分区，其实是进入一个指定的目录的。

分区 ----> 写入文件系统(格式化)(就是将在分组中写入管理的数据，但是此时这个分区还不能使用) ----> 挂载到指定目录下 ----> 进入该目录，自然就在该目录的分区下 ----> 在指定的分区中进行文件操作。

这也就是我们在Linux系统中，定位一个文件，在任何时候，都要有路径的原因！！！因为有路径，你就知道在哪个分区。

3.5、逆向的路径解析 --- OS自己做的

要打开当前目录，当前目录也是一个文件，你得找到当前目录的inode，那么你就得找到当前目录的上级目录；所以Linux在找到任何一个路径下的一个文件时，Linux系统一定要给我们逆向的递归式的路径解析；直到找到了根目录，就类似于找到了一个递归出口一般，然后再反向的逐次打开我们的文件。

逆向的路径解析，我们的Linux系统会一直做，那么必然会导致效率方面下降，所以Linux系统为了支持逆向路径解析，系统会把已经解析过的路径给我们进行缓存起来；那么将来要打开文件时，把要解析的路径，先在缓存里找，找不到，再解析。

总结

好了，本篇博客到这里就结束了，如果有更好的观点，请及时留言，我会认真观看并学习。
不积硅步，无以至千里；不积小流，无以成江海。

原文地址：https://blog.csdn.net/2301_79585944/article/details/137438717

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