第七章 文件操作
7.1 文件操作级别
- 硬件级别
| fdisk | 将硬盘、u盘或sdc盘区分 |
|---|---|
| mkfs | 格式化磁盘区分，为系统做好准备 |
| fsck | 检查和维修系统 |
| 碎片整理 | 压缩文件系统中的文件 |
- 系统调用：用户模式程序使用系统调用来访问内核函数。
- I/O库函数：系统调用可让用户读/写多个数据块。
FILE mode I/O: fopen(), fread(), fwrite(), fseek(), fclose(),fflush()
char mode I/o: gete(), getchar(), ugetc(), putc(), putchar()
line mode I/O: gets(), fgets(), putc(), puts(), fputs()
formatted I/O: scanf(), fscanf(), sscanf(), printf(), fprintf(), sprintf()
- 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。
kumount(),kumount()
(mount/umount file systems)
kmkdir(),krmdir()
(make/remove directory)
kchair(),kgetCwd()
(change directory,get CWD pathname)
klink(),kunlink()
(hard link/unlink files)
kchmod(),kchown(),kutime() (change r|w|x permissions,owner,time)
kcreat(),kopen()
(create/open file for R,W,RW,APPEND)
kread(),kwrite() (read/write opened files)
klseek(),kclose()
(Lseek/close file descriptors)
keymlink(),kreadlink ()
(create/read symbolic 1ink files)
kstat(),kfstat(),klatat() (get file status/information)
kopendir(),kreaddir()
(open/read directories)
7.2 文件I/O操作
如图为文件操作示意图
分为用户模式和内核模式操作
-
用户模式
用户模式下的程序执行操作
FILE *p = fopen("file", "r"); or FILE *p = fopen( "file", "w");
可以打开一个读/写文件流。
fopen()在用户(heap)空间中创建一个FILE结构体，包含一个文件描述符fd、一个fbuf[BLKSIZE]和一些控制变量。它会向内核中的kopen()发出一个fd = open("file",flags=READ or WRITE)系统调用，构建一个OpenTable来表示打开文件示例。OpenTable的mptr指向内存中的文件INODE。对于非特殊文件，INODE 的i_block数组指向存储设备上的数据块。成功后，fp会指向FILE结构体，其中fd是open()系统调用返回的文件描述符。
fread(ubuf, size,nitem, fp):将nitem个size字节读取到ubuf上，通过:
将数据从FILE结构体的fbuf上复制到ubuf上，若数据足够、则返回。
如果fbuf没有更多数据,则执行(a)。
(a)发出read(fd, fbuf, BLKSIZE)系统调用，将文件数据块从内核读取到fbuf上，然后将数据复制到ubuf上,直到数据足够或者文件无更多数据可复制。
(b)fwrite(ubuf, size, nitem, fp):将数据从ubuf复制到 fbuf。
若(fbuf有空间):将数据复制到fbuf上，并返回。
若(fbuf已满):发出 write(fd, fbuf, BLKSIZE)系统调用，将数据块写入内核，然后再次写入fbuf。
这样，fread()/fwrite()会向内核发出read(/write)系统调用，但仅在必要时发出，而且它们会以块集大小来传输数据，提高效率。同样，其他库I/O函数，如 fgetc/fputc、fgets/fputs、fscanf/fprintf等也可以在用户空间内的FILE结构体中对fbuf进行操作。 -
内核模式
内核中的文件系统函数:
假设非特殊文件的read(fd, fbuf[], BLKSIZE)系统调用。
在read()系统调用中，fd是一个打开的文件描述符，它是运行进程的fd数组中的一个索引，指向一个表示打开文件的 OpenTable。
OpenTable包含文件的打开模式、一个指向内存中文件 INODE的指针和读/写文件的当前字节偏移量。从OpenTable的偏移量，
计算逻辑块编号lbk。
通过 INODE.i_block[]数组将逻辑块编号转换为物理块编号blk 。
Minode包含文件的内存INODE。EMODE.i_block[]数组包含指向物理磁盘块的指针。文件系统可使用物理块编号从磁盘块直接读取数据或将数据直接写入磁盘块，但将会导致过多的物理磁盘I/O。
为提高磁盘VO效率，操作系统内核通常会使用一组I/O缓冲区作为高速缓存，以减少物理I/O的数量。
7.3 低级别文件操作
1.分区
(1) 主引导记录（MBR）
一个块存储设备，如硬盘、U盘、SD卡等，可以分为几个逻辑单元，称为分区。各分区均可以格式化为特定的文件系统，也可以安装在不同的操作系统上。
(2)格式化分区
fdisk只是将一个存储设备划分为多个分区。每个分区都有特定的文件系统类型，但是分区还不能使用。为了存储文件，必须先为特定的文件系统准备好分区。该操作习惯上称为格式化磁盘或磁盘分区。在Linux中，它被称为mkfs，表示Make文件系统。Linux支持多种不同类型的文件系统。
7.4 ET2文件系统简介
Block#0:
引导块，文件系统不会使用它。它用于容纳从磁盘引导操作系统的引导程序。
Block#1:
超级块（在硬盘分区中字节偏移量为1024）。用于容纳关于整个文件系统的信息。
Block#2：
块组描述符（硬盘上的s_first_data_blocks-1）EXT2将磁盘块分成几个组，每个组有8192个块（硬盘上的大小为32K）
Block #8：块位图（Bmap）
用来表示某种项的位序列。0表示对应项处于FREE状态，1表示处于IN_USE状态。1个软盘有1440个块，但Block#0未被文件系统使用，所以对应位图只有1439个有效位，无效位视作IN_USE处理，设置为1.
Block #9：索引节点位图（Imap）
一个索引节点就是用来代表一个文件的数据结构。EXT2文件系统是使用有限数量的索引节点创建的。各索引节点的状态用B9 中 Imap中的一个位表示。在EXT2 FS 中，前10个索引节点是预留的。所以，空EXT2FS的Imap 以10个1开头，然后是0。无效位再次设置为1。
Block #10：索引（开始）节点块(bg_inode_table)
每个文件都用一个128字节（EXT4中的是256字节)的独特索引节点结构体表示。