LINUX--基础IO
今天是2024年1月2日，祝大家新年快乐，万事胜意！offer多多，欢乐多多！
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什么是IO？
I input;O output 以我目前的理解，我认为IO就是“写进去”与“拿出来”的过程。
比如说文件IO，就是把内容写进文件里面，得到文件里的内容的过程。
那么，往文件内容写东西，得到文件内容，有哪些“手段”呢？
先来看C语言为我们提供了哪些手段（函数接口）
fopen--打开文件
函数原型：
参数1：filename 可以使用绝对路径和相对路径（什么是绝对路径和相对路径？）
参数2：mode 以哪种方式打开文件
具体有以下几种打开方式
fwrite--对文件进行写入
参数原型：
参数1：ptr 指向任意数据类型的指针，他所指向的内容将写入stream中去
参数2：size，ptr指向数据类型的大小
参数3：count? 写多少个size大小的元素到stream中去
参数4：stream FILE*类型的指针（FILE其实是一个结构体类型）
fread--读取文件内容
函数原型：
参数与fwrite类似，只是将stream里的文件内容写到ptr中
fclose--关闭文件
参数 stream要关闭的文件名
操作实例：对一个文件进行写入
可以看到，内容已经被写入到test.txt中去了
操作实例，对一个文件进行读取
运行结果：
成功读取到了test.txt中的内容
接下来再看看LINUX提供的系统调用接口
在此之前，先说明一下LINUX提供的系统接口与C语言提供的接口之间的关系，简单说就是，C语言提供的接口是对系统接口的的封装，即C接口的底层是使用系统接口实现的
open--打开文件
函数原型：
参数1 pathname 文件名（相对路径/绝对路径）
参数2 flags 以哪种方式打开文件（O_WRONLY(只读)，O_CREAT(不存在则创建文件)O_TRUNC（每次打开文件时清空文件）等等）
参数3 mode 设置文件权限
返回值：返回一个文件描述符（fd），它是非负的整数，被用于read、write等系统调用。成功返回的文件描述符会是最小的、当前没有为该进程所打开的文件描述符
write--对文件进行写入
函数原型：
参数1 fd? 文件描述符
参数2 buf? 一个指向任意数据类型的指针，其指向内容将被写到文件中去
参数3 count? 写count个字节到文件中去
返回值：成功返回写入的字节个数，失败返回-1.
read--读取文件
函数原型：
将fd所在文件中至多count个字节存储到buf指针所指向空间中去
参数与write一致
返回值：成功返回成功读到的字节个数，失败返回-1
close--关闭文件
函数原型
使文件描述符不再指代一个文件
返回值：成功返回0 失败返回-1
操作实例，对一个文件进行写入
运行结果：log1.txt中成功写入了msg的内容
操作实例，读取一个文件的内容
运行结果：文件内容成功存入rdmsg中
文件描述符--fd（file descriptor）
是谁打开了文件？是进程。为了让进程知道哪些文件属于自己，所以要建立进程与文件之间的关系，因此在PCB中会存在一个指向files_struct的结构体类型指针，该结构体存有一个
struct files* fd array[32]的数组，数组元素是指向文件的指针，而fd就是这些数组的下标。
可以说，文件描述符是用户使用文件的媒介。
值得注意的是，当一个进程启动时，OS会自动为它打开0、1、2下标所对应的IO流，他们分别是标准输入流、标准输出流、标准错误流。也就是进程不用打开这三个文件，也可以向他们进行写入/读取。
文件描述符分配规则
优先分配进程最近的，未被使用的数组下标作为文件描述符。
验证：
运行结果：
fd的返回值是3，符合预期，因为0 1 2下标已经分配给了键盘、显示器、显示器文件
利用fd完成文件重定向
什么是文件重定向：更改struct files* fd array[32]数组元素的指向。
如何实现文件重定向：以输出重定向为例
运行结果：
分析：close(1)的作用是取消进程与显示器文件的联系，可以理解fd_array[1]不再指向显示器文件，随后我们又创建了log.txt文件，根据文件描述符分配规则，fd_array[1]指向了log.txt，因此当我们再向1号下标所指代的文件中写入，直接写入log.txt而不是显示器文件
追加重定向：
每次进行写入时文件偏移量都位于文件的末尾
输入重定向：
将写入键盘文件的数据写入到log.txt中
FILE与fd
在前面的接口中，有C提供的，例如fopen，fwrite等,返回值是FILE*，也有LINUX提供的系统调用接口，例如open，write等,返回值是fd。C提供的接口其实是对系统调用接口的封装（例如fopen底层一定封装了open），方便用户使用。所以FILE是C接口层面的概念，fd是系统调用层面的概念。
什么是FILE
- FILE是一个结构体，要想成功访问文件，那么FILE结构体中就一定有存储fd的变量。
- FILE是结构体_IO_FILE的重命名
如下是_IO_FILE的成员变量，_fileno是用于存放fd的
C缓冲区与内核缓冲区
什么是缓冲区？
缓冲区，是一块内存的空间，是用于存放数据的地方
有哪些缓冲区？
就我目前而知，缓冲区有用户级缓冲区(C语言提供的)以及内核缓冲区。
这两个缓冲区之间的关系？
用户先将数据刷新到用户级缓冲区，再等待合适的时机，将这些数据刷新到内核缓冲区。OS再根据自己的刷新策略将数据刷新到外设。
如何维护C缓冲区？
依靠FILE结构体，FILE结构体中有大量缓冲区相关字段
谈谈刷新时机
（访问文件，就是访问外设，访问显示器文件，就是访问显示器）
1.行刷新，碰到\n就刷新数据到内核缓冲区，通常是向显示器文件中写入
2.全缓冲，写满缓冲区才刷新数据到内核缓冲区，通常是向普通文件中写入
3.无刷新，直接刷新，不用等待，常见的是向stderr中写入
验证：
1.行刷新
按照我们上面说的，前面三个printf的内容会被刷到内核缓冲区，并打印到显示器上，后面三个不会
运行结果：
与预期一致
值得注意的是，我们在代码的末端加入了一个close(1)，也就是说我这个进程无法再访问1所指向的文件，去掉close(1)会发生什么？????????
运行结果：
我们发现，所有的数据都被打印出来了，由此可以得到一个结论：进程退出时，缓冲区的文件也会被刷新到内核缓冲区中（前提是缓冲区文件向内核缓冲区刷新的通道没有被关闭，也就是close（1））
全缓冲
运行结果：
我们发现log.txt的大小是0，这足以说明：数据现在仍然存在于用户级缓冲区当中，还没有刷新到内核缓冲区，那么log.txt的大小自然是0
现在，我们让数据多写一些到用户级缓冲区当中去
运行结果
用户级缓冲区的数据果然刷新到了磁盘文件上。
无刷新
运行结果：
可以看到，我们既没有加\n，写入的数据大小也不是很大，但它仍然成功写入了stderr中（也就是显示器文件），这足以说明往stderr中写入时采用的是无刷新策略。
文件系统
大部分文件为普通文件，他们存储在磁盘上，当进程调用文件时才会被加载到内存之中。
所以磁盘是什么呢？
- 磁盘是大容量的存储介质，既可以输入又可以输出
- 磁盘的组成：盘面、磁头
- 盘面上：扇区、磁道
- 柱面
（上图转引自：Linux基础IO_读写文件时，更改起始读写位置的函数名字-CSDN博客）
如何对存储在磁盘上的文件进行定位
1.确定文件所在磁头的那一个盘面
2.确定文件所在扇面的磁道
3.确定文件所在磁道的扇区
这就是CHS定位法
如何看待磁盘呢？
扇区是访问磁盘的基本单位(512byte)，由于磁盘本质上是由一个一个的扇区组成的，因此整个磁盘可以被看作是一个很大的数组。
操作系统是管理软硬件的软件，所以他也会对磁盘做管理。由于磁盘空间太大，所以操作系统会对磁盘进去分组管理。
分区组成：是将磁盘分成若干个分区，每个分区由启动块，和块组组成
块组组成：
（以下六点转载自：Linux基础IO_读写文件时，更改起始读写位置的函数名字-CSDN博客）
- Super Block： 存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：Data Block和inode的总量、未使用的Data Block和inode的数量、一个Data 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。
- Group Descriptor Table： 块组描述符表，描述该分区当中块组的属性信息。
- Block Bitmap： 块位图当中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用。
- inode Bitmap： inode位图当中记录着每个inode是否空闲可用。
- inode Table： 存放文件属性，即每个文件的inode。
- Data Blocks： 存放文件内容。以块为基本单位（4KB）
何为inode？
inode存放了一个文件的所有属性，它是一个结构体，大小是128字节，其中有两个成员变量为我们比较关注，inode number即inode编号，int blocks[NUM]即文件内容存储于哪些块中。
为什么要有inode编号？
一个文件一个inode，文件数量太多，也就是inode也太多，所以需要inode编号来对inode进行区分。
inode编号的作用？
主要用于查找一个文件的inode，找到了inode就知道了文件的属性，知道了文件的内容存储在哪里，也就可以对文件进行修改。可是我们查找文件都是使用文件名的，并不知道inode编号。目录会为我们解决这个问题——
Linux下一切皆文件，目录也是文件，它也有自己的inode结构和存储数据的块，它存储的就是当前目录下文件名与inode编号的映射关系。
如何删除一个文件？
inode bitmap与block bitmap置为0
如何新建一个文件？
根据目录的inode编号，找到当前分区，查询inode bitmap，为文件创建一个inode结构，并将文件属性填充进inode，将该文件的文件名和inode指针添加到目录文件的数据块中。
软/硬链接
什么是软链接：
软链接其实是指创造一个文件，使它存储的是另一个文件的绝对路径，该文件有自己独立的inode，这相当于windows操作系统中创建快捷方式的行为
如何使用软链接：
1.创建软链接（对softlink创造一个softlink-s的软链接）
运行结果一致
inode编号不同
软链接文件和源文件具有关联性，即源文件删除，软链接文件就无效了
什么是硬链接：
相当于对文件取别名，即inode编号相同，存储数据相同，但文件名不同
如何使用硬链接：
运行结果：
inode一致，文件大小一致
硬链接文件 与源文件具有独立性 ，既然一方被删除也不会影响另一方
????? 
硬链接数：
硬链接数变成了2，对具有相同inode编号的文件来说，具有几个文件名就有几个硬链接数
特别的，对于目录来说，由于它的硬链接数默认是2，这是由于目录下有隐藏的.文件，它与目录有着相同的inode编号
以上便是对linux基础io的知识总结，各位大佬若有指教，欢迎在评论区留言，俺不胜感激！
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