第四周学习总结（文件操作）及使用系统调用进行文件操作

本周我学习了课本第七章和第八章的内容。

下面是我对这两章内容的总结。

首先是第七章的文件操作

7.1文件操作级别

文件操作分为五个级别，从低到高分别为：

（1）硬件级别

fdisk:将硬盘、U盘或SDC盘分区；

mkfs:格式化磁盘分区；

fsck:检查和维修系统

碎片整理：压缩文件系统中的文件

（2）操作系统内核中的文件系统函数

（3）系统调用:用户模式程序使用系统调用来访问内核函数

open()、read()、lseek()函数都是C语言库函数。每个库函数都会发出一个系统调用，使进程进入内核模式来执行相应的内核函数，例如open可进入

kopen()等。系统调用可让用户读/写多个数据块，这些数据块只是一系列

（4）I/O库函数

C语言提供了一个标准的I/O库函数，提高了运行效率

（5）用户命令

用户可以使用Unix/Linux命令来执行文件操作，而不是编写程序

（6）sh脚本

必须要手动输入命令。sh包含所有的有效Unix/Linux命令，还支持变量和控制语句，比系统调用方便得多。

7.2I/O文件操作

7.3低级别文件操作

各分区可以分为几个逻辑单元，可以格式化为特定的文件系统，称为分区。如果某分区是个扩展类型，则可以再次划分为几个扩展分区。

如下，我们在Ubuntu下创建了一个虚拟磁盘映射文件

7.3.3挂载分区

在终端输入：dd if=/dev/zero of=virtual.img bs=1M count=256

dd是将一个一个256个0字节块写入目标文件virtual.img的程序。

运行结果如下：

在磁盘映像上运行fdisk:

输入fdisk virtual.img，结果如下图所示：

输入
sudo mkfs.ext4 virtual.img

使用mkfs命令格式化磁盘（我们这里是自己创建的虚拟磁盘镜像）

结果如下图所示：

使用mount命令挂载磁盘到目录树上

使用fdisk为磁盘分区

查看所有的loop回环设备

也可以使用losetup -a来查看它们

当我输入losetup /dev/loop1时发现提示我设备繁忙，去云班课发现也有同学出现了类似的问题，上网搜查资料后发现，原来是命名的问题，我们只需

要一步步往后递推，寻找空闲的回环设备

解除设备关联：

取消映射

格式化/dev/loop1

作业195页练习：

sudo mkfs.ext2 /dev/sda1（插叙：这里最好还是用sdb盘去分区，不然会出现很多意外情况）

格式化分区sda1为ext2文件系统类型

https://img2022.cnblogs.com/blog/2167156/202209/2167156-20220921224020654-2097077203.png)

////////插曲/////
由于我的不当操作（没有留意我的虚拟机里没有sdb盘，导致我把sda盘格式化成ext2系统文件格式了！！！！结果我的ubuntu打开时

就黑屏了555////////同学们引以为戒，一定要先分区，再挂载，不然会出现非常严重的后果————比如C整个盘格式化。。。

终于一番折腾我重装了ubuntu操作系统。。。继续这周的学习

终于新建了一个虚拟机~

在第七章学习超级块时，我对这块的知识非常迷，于是上网找了些比较浅显易懂和的解释：

Linux硬盘组织方式为:引导区、超级块(superblock),索引结点(inode),数据块(datablock),目录块(diredtory block).
其中超级块中包含了关于该硬盘或分区上的文件系统的整体信息,如文件系统的大小等;
超级块后面的数据结构是索引结点（inode，我们之后学到的）,它包含了针对某一个具体文件的几乎全部信息,如文件的存取权限、所有者、大小、建立时间以及对应的目录块和数据块等;
数据块是真正存储文件内容的位置.
但是索引结点中不包括文件的名字,文件名是放在目录块里的.目录块里包含有文件的名字以及此文件的索引结点编号.

查看linux上的超级块信息：

先输入df查看我们的磁盘使用及挂载情况，可见我的磁盘sda盘已经分区

了，还有一个添加的虚拟磁盘sdb盘。

源自：https://blog.csdn.net/weixin_39675513/article/details/116702394

输入dumpe2fs /dev/sda5查看

发现数据量很大

第八章使用系统调用进行文件操作

8.1系统调用

以两种不同的模式运行，即内核模式和用户模式，用户模式的权限非常有限，不能执行任何需要特殊权限的操作，有特殊权限的操作必须在Kmode下执行。

系统调用必须由程序自身发出，用法和普通函数一样

int syscall(int number，....)

syscall() 执行一个系统调用，第一个参数是系统调用编号，后面的参数是对应内核函数的参数。

系统调用可让进程从用户模式切换到内核模式，内核的系统调用处理程序根据系统调用编号number将调用路由到一个相应的内核函数。当进程结束执

行内核函数后会返回到用户模式并得到所需结果；如果失败，错误编号会记录在errno中，可以通过strerror获取错误对应的描述字符串。成功返回

=0，失败返回-1。

8.2系统调用手册页

大多数unix/linux中，在线手册页保存在/usr/man/目录中。在ubuntu linux中，则保存在/usr/share/man中。

下面列举了在终端输入man 相关命令的示意图：

使用man 2 stat命令：

使用man 2 read命令

在运行书上给定的代码时，我的输出出现了提示“段错误”的情况，经上网搜索后发现原来是函数访问的内存超过了应有的范围

运行代码，成功创建一个文件夹newdir（实现了命令行语句 mkdir newdir)

关于mkdir语句中的0766我不是很懂，上网查找资料后有了一定的了解

接下来我对代码进行了改动，使刚刚创建的newdir删除。（期间我又另创了一个newdir[i])

结果如下：已删除

8.3链接文件

Unix/Linux允许使用不同的路径名来表示同一个文件。这些文件都叫做LINK（链接）文件。有两种类型的链接，即硬链接和软连接或符号链接

①硬链接： ln oldpath newpath 对应的系统调用是 link(char *oldpath,char *newpath)

对任何一个链接或者源文件进行修改，都会影响到其他的文件，但是删除链接文件，不会影响其他链接文件的访问。

inode信息中有一项叫做"链接数"，记录指向该inode的文件名总数，如果给该inode增加一条硬链接，“链接数”会增加1。反过来，删除一个文件名，就

会使得inode节点中的"链接数"减1。当这个值减到0，表明没有文件名指向这个inode，系统就会回收这个inode号码，以及其所对应block区域。

创建硬链接：

运行硬链接：

硬链接文件会共享文件系统中相同的文件表示数据结构（索引节点）。文件链接数会记录链接到同一索引节点的硬链接数量。硬链接仅适用于非目录文件。

系统调用:

unlink(char *pathnmae) 会减少文件的链接数

如果链接数变为0，文件会被完全删除。————最好多创建几个到文件的硬链接

②符号链接文件 ln -s oldpath newpath

对应的系统调用是：symlink(char *oldpath char *newpath)

看了这个解说，我觉得软链接有点像存放指针（地址）的数组，hh。

hh3.c文件内容：

创建一个hh5.c软链接到hh3.c: 并用ls查看桌面文件内容，可以看到hh5链接到了hh3文件

软链接适用于任何文件，包括目录。

软链接可通过较短的名称访问一个较长的路径名称；还可以将标准动态库名称链接到实际版本的动态库。

（1）软链接一个缺点是目标文件可能不复存在了，用ls命令查看深色RED，看是否链接已经断开。

（2）如果hh->/a/b/c是软链接，用open("hh",0)西永调用将打开被链接的文件/a/b/c，而不是链接文件（hh)本身。所以open()/read()系统调用不能读

取软链接文件，必须要用readlink系统调用。

8.4stat系统调用

(1)inode

关于inode的相关学习内容转载自原文链接：https://blog.csdn.net/Nick_Di/article/details/118068557

在 Linux 中 inode 号（即索引节点号）才是文件的唯一标识而非文件名。文件名仅是为了方便人们的记忆和使用，系统或程序通过 inode 号寻

找正确的文件数据块。

文件存储在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做“扇区”（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）

操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区的读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个“块”（block）。**这种由多个扇

区组成的“块”，是文件存取的最小单位。“块”的大小，最常见的是4KB，即连续八个sector组成一个block**。

文件数据都储存在“块”中，那么很显然，我们还必须找到一个地方**储存文件的“元信息”，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种

储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为"索引节点"**。

每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息，如文件数据block的位置、blocks块数、文件内容上一次变更时间等等。可以

说，除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中。

操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。

每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是

inode号码便于识别的别称或者绰号。

文件名、inode、block三者关系如下图所示：

用stat xx.txt查看文档的状态,如下图所示：

stat的结构体：

原文链接为：https://blog.csdn.net/Nick_Di/article/details/118068557，大家有兴趣的可以直接跳转查看，我觉得讲的很清楚。

8.5opendir-readdir函数

Linux下opendir()、readdir()和closedir()这三个函数主要用来遍历目录。在使用这三个函数前必须先包括以下两个头文件：


#include <sys/types.h>
#include <dirent.h>

opendir函数的原型为：

DIR *opendir(const char name);它返回一个DIR类型(类似于fp指针），是一个句柄,句柄要传给readdir()函数的参数即可。(传入name路径，成功则返回非空DIR

指针，否则返回NULL。)

readdir函数的原型为：

struct dirent readdir(DIR dir);看它的参数就知道该参数是opendir函数返回的句柄，而该函数的返回值是struct dirent 类型：

struct 
dirent {
ino_t d_ino; / inode number /
off_t d_off; / offset to the next dirent /
unsigned short d_reclen; / length of this record /
unsigned char d_type; / type of file /
char d_name[256]; / filename */
};

closedir函数的原型为：

int closedir(DIR *dir);

8.6 ls程序