Linux基础IO（下）

1. 缓冲区

1.1 定义

1.2 理解缓冲区

1.2.1 为什么要有缓冲区

1.2.2 缓冲区的工作原理

缓冲区什么时候写入，什么时候刷新？

2. 文件系统

2.1 什么是文件系统？

2.2 为什么要有文件系统？

2.3 认识文件的管理结构

2.3.1 重新认识ls

2.3.2 磁盘的结构

2.3.3 认识文件在磁盘中的存储

2.3.4 理解文件系统

2.3.5 将文件系统与实际结合

对文件的增删查改操作

3. 软硬链接

4. ACM时间

1. 缓冲区

1.1 定义

缓冲区（Buffer）在计算机科学中是一个临时存储区，用于存放数据，特别是在不同部件或程序之间传递数据时使用。缓冲区的作用是平衡两个速度不匹配的进程或设备之间的数据传输，或者为了减少对中央处理单元（CPU）的访问频率，从而提高系统效率。
缓冲区常见于以下几个方面：
1. **输入/输出缓冲区**：在数据从输入设备（如键盘、鼠标、磁盘驱动器）传送到CPU，或者从CPU传送到输出设备（如显示器、打印机）时，缓冲区可以暂存这些数据。
2. **网络缓冲区**：在网络通信中，数据在发送和接收过程中会暂时存储在网络缓冲区中，以应对网络传输速率的不稳定和网络拥堵。
3. **内存缓冲区**：在内存管理中，缓冲区用于暂时存放从内存中读取或写入的数据，以优化内存访问和提高处理速度。
4. **显示缓冲区**：在图形处理中，尤其是在视频游戏中，双缓冲区或三缓冲区技术被用来平滑动画效果，防止画面闪烁。
缓冲区管理不当可能导致各种问题，例如缓冲区溢出，这可能会被恶意软件利用来攻击系统。因此，在设计系统时，正确地实现和配置缓冲区是至关重要的。

1.2 理解缓冲区

也就是说，缓冲区就是一块存放数据的临时区域，那么我在c语言的代码里动态开辟一个buffer数组，当进程启动，buffer被开辟；进程结束，buffer被释放，那么代码里的buffer也是缓冲区咯？

理论上来说是没有错的，我们先来说说为什么要有缓冲区？

1.2.1 为什么要有缓冲区

如果你要喝非常细的水壶里的水，你是选择直接用水壶就那样一点点喝，还是将他倒进大口的杯子一饮而尽。毋庸置疑，后者是最佳的选项。

我们来谈两点，

一、用户要向文件写入，需要调用所用语言的接口，而这个接口必然封装着系统调用，通过系统调用写入。这个过程发生了什么？用户态->内核态，首先这一过程是需要付出代价的，倘若用户每次输入一字符，总共输入一万字符，会有多么大的损耗。如果这时有一个用户层缓冲区的存在，每次积攒一千字符，满了之后再写入内存，从用户态到内核态的转换只需要十次，这是一千倍的节省。

二、这里需要考虑效率的问题。我们知道，输入输出设备的效率同cpu相比，犹如乌龟与火箭赛跑，那这个时候，cpu就需要一直等待输入输出设备工作的完成，这里会导致OS效率大大下降，缓冲区的存在完美解决了这一问题。

1.2.2 缓冲区的工作原理

我们一般讲的缓冲区是用户层级的，也就是说，OS层级我们默认写入即完成，同样OS的操作对我们而言是一个黑盒，我们不需要关心他是怎么做的。下文提到的缓冲区除非点出是OS，否则就是用户层级的。

缓冲区事实上就是以空间换时间的操作，在c语言中，缓冲区在struct_file（上文有讲）结构体中定义，其实就是在堆上开辟了一个足够大的空间。

缓冲区什么时候写入，什么时候刷新？

我们上文中讲过，进程的pcb中有文件的管理控制块file_struct，file_struct中封装着该进程打开文件的文件指针数组。每一个文件指针都封装着文件的文件描述符，文件的方法集与缓冲区。

见图解：

c语言缓冲区的写入与刷新受用户控制，我们来看看其刷新规则！

1. 行刷新--> 显示器即输入\n缓冲区就刷新

2. 全刷新--> 普通文件即写满再刷新

3. 调用接口强制刷新/进程结束自动刷新

2. 文件系统

2.1 什么是文件系统？

文件系统是一种用于管理计算机存储设备上的数据的方法。它定义了文件和文件夹的组织方式，以及如何访问、存储和管理这些文件。文件系统还负责处理文件的命名、权限控制、数据存储和恢复等功能。常见的文件系统包括FAT、NTFS、ext4等。不同的操作系统支持不同的文件系统，例如Windows通常使用NTFS，而Linux通常使用ext4。

2.2 为什么要有文件系统？

我们知道被打开的文件是由进程管理的，而进程是由OS的内存管理系统管理的。那么没有被打开的文件呢？

没错，没有被打开的文件存储在磁盘里，由文件系统进行管理。

2.3 认识文件的管理结构

2.3.1 重新认识ls

我们以前只知道，ls命令可以查看文件的各种参数，但我们并不知道，ls的本质就是在文件系统中读取该文件的信息。图中-i选项又是在做什么呢？图中的inode编号又是什么呢？我们来看看。

2.3.2 磁盘的结构

记得小时候的磁带吗，将里面的带子拉出来，它就变成了一条线，磁盘的结构也是类似。我们将它抽象为一个线性结构。因此对磁盘的管理，就变成了对数组的增删查改。

由于一块磁盘太大，因此通常会对磁盘进行分区，再对分区进行分组，类似省市区管理的方法，主逐级管理。对磁盘的管理就变成了对分区的管理，对分区的管理就变成了对分组的管理，经典的分治法思想。

2.3.3 认识文件在磁盘中的存储

在磁盘中，文件的内容和其属性是分开存储的。因为文件的内容大小是不确定的，而文件属性的大小是确定的。由于文件名是变长的，因此文件名不属于文件属性。

当前世界的主体是人，人类所创建的任何事物都是以人类的角度，而人类认识任何一样新事物，都是认识他的属性而并非内容，这也是面向对象的由来与本质。class类中定义的成员变量，不都是类的属性吗？

因此，认识文件也必然要先认识文件的属性，由此，文件的属性集struct_inode就诞生了，下图是inode结构体的结构，我们说文件的属性大小是固定的，而文件的属性集大小就是128字节。

inode是标识文件的工具，inode编号是分区内有效的唯一标识。 inode内的block数组存放着该文件使用的数据块，没错数组内只有15个下标，我们来看看15个数据的数组能存些什么。

2.3.4 理解文件系统

上面我们说，磁盘的管理是逐级管理的，我们以分组来进行讲解。一个分组内会分为两个大的区域，一个用来存储inode，一个用来存储data。见下图。

两个bitmap是对应区域的位图展示，存储着对应数量的比特位，表示对应的位置是否被使用。比如在对应区域的位置如果被使用，bit位就会0->1,如果被删除，就会1->0。

我们说，inode编号在分区内是唯一的，那么具体是怎么做到的呢？

也就是说，inode编号=分组inode编号的基地址+inode编号在分组的偏移量（也是该文件在inode bitmap的位置）。

当我们了解了分组内的文件是如何管理的，这时候就需要用相对宏观的视角来看待文件的管理。

跳出分组，会有一个名为GDT的数据结构管理整个分组的属性信息。

GDT外会有一个Super Block的数据结构管理所有分组，也就是整个分区的数据信息。而super Block也就是分区的文件系统。因此，文件系统的概念与分区是同级的。

因此对文件系统的管理，就变成了对super block数据结构的管理。而整个磁盘会有多个分区，将这些分区的super block串联到一起，这时对文件系统的管理就变成了对super block链表的增删查改。

由于super block管理整个分区，因此一旦super block出现了问题，那么整个分区可能就崩溃了，因此在分区内，会存在有不止一个super block，一次进行数据备份，提高文件系统的容错率。

2.3.5 将文件系统与实际结合

对文件的增删查改操作

对文件的所有操作都需要查找，因此当我们查找一个文件，需要凭借该文件的inode编号在分区内寻找，找到对应文件的inode bitmap，如果对应位置为1，那么文件就存在，为0文件就不存在。

这时进行文件创建时，遍历inode bitmap，将最小的为0bit位进行置1，然后去inode table中增添该文件信息，将block bitmap对应位置置1，再将数据填充到blocks内。

进行删除文件，只需要将inode bitmap与block bitmap对应的位置置0，不需要去数据区删除。

但问题来了，用户使用的时候，可是根据文件名来访问的。这时就要依赖路径的存在了。

在前面我们只讲了文件系统的原理，可没讲要怎么用啊。