1. 再识重定向

图解./sf > file.txt 2>&1

1中内容拷贝给2 使得2指向file

再学一个

把file的内容传给cat cat拿到后再给file2

2.浅谈perror()

open()接口调用失败返回-1,并且错误码errno被适当的设置,如果在调用perror前显示设置errno,perror会输出对应的错误信息(for debug,Meaningless)

模拟实现perror()

3.初始文件系统

1. 文件分为被打开的文件(内存文件)和未被打开的文件(磁盘文件)

• 内存文件：被进程打开的文件，文件被加载到内存中供进程快速读写。
• 磁盘文件：没有被打开的文件，保存在磁盘上。磁盘文件被分门别类的存储和管理，用于支持更好的存取。

2. 学习磁盘文件的重点:

• 单个文件角度: 文件的位置 大小 属性…
• 系统角度: 文件的个数 每个文件的属性存储在哪里 如何快速找到 还可以存储多少文件 如何快速找到指定文件
• 了解对磁盘文件进行分门别类的存储方式 支持更好更快的存取

了解磁盘文件

1. 已知内存(Random Access Memory)是一种掉电易失存储介质 而磁盘(Hard Disk Drive)是一种永久性存储介质(除了磁盘还有 SSD[Solid State Drive]/U盘/flash卡/光盘/磁带)[速度内存>SSD>磁盘]
2. 磁盘是一个外设 是计算机中唯一一个机械设备 速度慢(相比之下) OS有提速方式(后期讲)

磁盘的物理结构(笔记本不要在开机状态下来回移动 以免损坏磁盘)

• actuator：伺服电机（音圈马达，包括永磁铁和线圈）
• spindle：主轴（包括轴承与马达）
• read/write heads：磁头（读写头）
• platters(disks)：磁盘盘片
• logic board：磁盘主板（逻辑板）
• connections：接口

1. 磁盘盘面上存储二进制数据(通过磁头改变磁盘上的正负性)
2. 利用磁性材料在磁场作用下的磁化性质，在磁盘表面上划分成许多小区域，根据不同的磁化方向来表示0和1的二进制数据，读写磁头在磁盘上移动实现数据的读写

磁盘的存储结构

1. 一个盘面有两面，两面都可以读写数据，一个磁盘有多个盘面
2. 盘片中有很多微小的磁块。磁头对磁块进行放磁，用南北极来标识0或1
3. 在盘面上，每一圈对应着一个磁道，磁道又分为多个扇区。磁头在定位对应盘面的时候，整体共进退的，磁头共同在同一个磁道上找，整体形成柱面。
4. 对于扇区来说，靠近圆心的扇区面积小，远离圆心的扇区面积大，每个扇区都是512byte，密度不一样。靠近圆心的密度大
5. 扇区（Sector）：扇区是磁盘上最小的存储单位。它是一个固定大小的数据块，通常为512字节或4KB。磁盘上的数据以扇区为单位进行读写
6. 磁道（Track）：磁盘上的一个圆形轨道，位于磁盘的表面上。磁盘由多个同心圆组成，每个同心圆上都有一个磁道。磁道是磁盘上的物理结构，用于存储数据。磁道上的扇区可以被读写
7. 柱面（Cylinder）：柱面由多个磁盘盘片（Platter）上的相同磁道组成的垂直堆叠。每个盘片上的相同编号磁道构成一个柱面。柱面是磁盘存储系统中的逻辑概念，用于组织和寻址数据。操作系统和磁盘控制器使用柱面号来定位和访问磁盘上的数据
8. 扇区是磁盘上最小的存储单位，磁道是磁盘上的一个圆形轨道，柱面是由多个磁盘盘片上的相同磁道组成的垂直堆叠。chs在磁盘存储系统中用于组织和管理数据，提供对数据的读写

扇区是一个相对独立的存储单元，扇区容量的存储大小通常是固定的。一个扇区可以存储512Byte的有效数据。(目前已存在能存储4kb的扇区).扇区的标号从1开始

寻址方式[磁盘的寻址方式按512byte(一个扇区)]

1. CHS（Cylinder-Head-Sector）寻址方式是一种早期的磁盘寻址方式，用于定位和访问磁盘上的数据。它将磁盘的物理结构抽象为柱面、磁头和扇区的组合。将磁盘划分成多个柱面，每个柱面有多个磁头，每个磁头上有多个扇区。通过指定柱面、磁头和扇区的地址，可以定位到磁盘上的特定位置。
2. CHS寻址方式使用柱面号、磁头号和扇区号来定位和访问磁盘上的数据。 通过指定柱面号、磁头号和扇区号，操作系统或磁盘控制器可以精确地定位到磁盘上的特定数据位置。
3. CHS寻址方式存在一些问题，比如柱面、磁头和扇区数的限制以及寻址的不规则性，导致对于大容量磁盘的支持较为困难。
4. LBA寻址方式使用逻辑块号来定位和访问磁盘上的数据，更加简单和灵活，能够支持更大容量的磁盘 LBA寻址方式是一种依据逻辑块号对磁盘进行寻址的方式。逻辑块号是磁盘上每个扇区的唯一标识，通过逻辑块号可以直接寻址到磁盘上的特定扇区
5. CHS寻址方式是使用柱面、磁头和扇区三个参数来确定磁盘上的数据位置。这种方式的优点是寻址方式简单，寻址速度快，但缺点是只能用于容量较小的硬盘，并且由于物理参数的限制，寻址范围有限。
6. 随着硬盘容量的增长，CHS寻址方式的局限性越来越明显。为了解决这个问题，LBA寻址方式被引入。LBA将磁盘上的数据位置表示为一个逻辑块地址，这个地址是一个线性地址，与实际的物理参数（柱面、磁头和扇区）无关。这种方式使得硬盘容量可以更大，寻址范围更广，并且简化了操作系统对磁盘的管理。
7. 在LBA寻址方式中，磁盘被抽象为逻辑块的序列，每个逻辑块都有一个唯一的逻辑块号（LBA）。逻辑块是磁盘上的最小可寻址单位，对应磁盘上的扇区，通常为512字节或4KB。LBA寻址方式不需要考虑磁盘的物理结构，如柱面、磁头和扇区。通过指定逻辑块号，操作系统或磁盘控制器可以直接定位到磁盘上的特定逻辑块，无需关心磁盘的物理布局。LBA寻址方式的优点是简单和灵活。它可以支持更大容量的磁盘，并且不受物理结构的限制。此外，LBA寻址方式还可以提供更高的数据传输速率和更好的数据可靠性。
8. 相比于CHS，LBA有以下优点：
   更大的硬盘容量：由于LBA使用线性地址，可以轻松管理大容量硬盘。
   更简单的寻址方式：LBA只需要一个逻辑块地址即可找到数据，比CHS的三个物理参数更简单。
   更快的寻址速度：由于LBA的线性地址结构，寻址计算更简单，寻址速度更快。
   更好的兼容性：LBA可以用于不同类型的磁盘，包括固态硬盘和网络存储设备等。
   从技术角度看，LBA比CHS更先进，更适合现代计算机系统对大容量存储的需求。

磁盘的逻辑存储结构

1. 将磁盘盘片抽象为线性结构(类似于数组)，扇区抽象为逻辑块(数组元素)，每个逻辑块都有逻辑块号(数组下标)
2. 磁盘在物理上的存储结构是圆形的，将其抽象成数组进行认识。数组含多个磁道，磁道含多个扇区.

将逻辑块序列当成数组，逻辑块号作为数组下标

• 将数据存储到磁盘 ⇒ 将数据存储到数组
• 找到磁盘特定扇区的位置 ⇒ 找到数组特定的位置
• 对磁盘的管理 ⇒ 对该数组的管理 ⇒ 对一个小分区的管理

内存访问磁盘

1. 磁盘在读取时基本单位是512Byte，OS一次读取多个扇区(512Byte太小了)，比如1KB、2KB、3KB、4KB(主要)
2. 一次读多个扇区，访问一个字节时，也要将4kb空间加载到到内存。
3. 当访问数据A时，A附近的数据也可能被访问到。加载更多的数据到内存一定程度上减少了IO次数，本质是一种数据预加载，空间换时间！
4. 内存也被划分成了多个4KB大小的空间，这个空间称为页框，一个4KB大小的块被称为页帧。

文件系统[文件 =内容 +属性]

1. Linux管理磁盘文件，是将文件内容和文件属性分开管理的 Linux在磁盘上存储文件的时候，将内容和属性是分开存储的
2. 虽然磁盘的基本单位是扇区(512字节),但是操作系统(文件系统)和磁盘进行I0的基本单位是4KB(8*512byte) 4kb ⇒ block大小 磁盘⇒ 块设备
3. 磁盘存储数据的基本单位是扇区(512B~4KB)，一个block是4KB(8*512B)大小。为什么不以扇区大小作为IO操作的基本单位呢？

• 太小了，导致多次I0，导致效率的降低
• 如果操作系统使用和磁盘一样的大小，当磁盘基本大小改变，0S的源代码也得改呢 ⇒ 硬件和软件(0S)进行解耦

文件系统与磁盘分区

1. 磁盘分区是将一个物理硬盘分成多个逻辑区域的过程。每个分区可以看作是一个独立的硬盘，可以分别安装操作系统和存储数据。磁盘分区可以提高磁盘的利用率，提高系统的性能和安全性。
2. 文件系统是操作系统用来管理磁盘上文件和目录的一种机制。文件系统定义了文件和目录的命名规则、存储方式、访问权限等信息。常见的文件系统有FAT、NTFS、EXT4等。
3. 磁盘分区和文件系统密切相关，每个分区都需要使用一种文件系统来管理其中的文件和目录。Windows系统通常使用NTFS文件系统，Linux系统则通常使用EXT4文件系统。
4. EXT是Linux系统中最常用的文件系统之一，它是一种基于磁盘块的文件系统，支持文件和目录的权限控制、硬链接和软链接等功能。EXT系列的文件系统在Linux系统中广泛使用，是Linux系统的重要组成部分。
5. EXT：最早的EXT文件系统，已经很少使用。
   EXT2：EXT2是Linux系统中最常用的文件系统之一，支持文件和目录的权限控制、硬链接和软链接等功能。
   EXT3：增加了日志功能，可以更好地保护文件系统的完整性和稳定性。
   EXT4：增加了一些新的特性，如更快的文件系统检查和修复、更大的文件和分区支持、更好的性能和可靠性等。

磁盘文件系统图

Boot Block：引导块，磁盘分区中的引导块是存储引导加载程序、引导信息和分区表的特殊区域。引导加载程序和引导信息用于启动操作系统和提供必要的配置信息；分区表中记录了磁盘上的分区布局和分区的起始位置、大小等信息。boot block有多份拷贝，防止一份损坏,全盘皆失
Block group：块组，一个磁盘分区可以再划分为多个块组。
block：数据块，操作系统和磁盘进行IO操作的基本单位是4KB，即1个block大小，因此磁盘又叫做块设备。block用于保存文件内容，一个文件可能包含多个block。
Super Block：存储文件系统的属性信息 存放文件系统本身的结构信息，有属性信息、磁盘布局和资源使用情况等信息。超级块属于整个分区，分区有许多分组都有对应的超级块，多个意味着备份，保存在不同分组，若某一个分组的文件系统坏了，可以用其它分组的超级块恢复。存储了该分区文件系统的元数据信息。包括文件系统的大小、块大小、inode数量等，以及文件系统的状态和配置信息。
Data blocks:多个4KB(扇区*8)大小的集合 ，保存的都是特定文件的内容
inode：索引节点，是一个大小为128字节的空间，用于保存对应文件的属性。每个inode节点都有一个唯一的inode编号。一个文件只有一个inode。 一般而言一个文件，一个inode，一个inode编号
inode Table:该块组内，所有文件的inode空间的集合，需要标识唯一性，每一个inode块，都要有一个inode编号 索引节点表，多个文件的inode节点的集合，用于保存对应文件的属性。每个分区都有自己的inode table，用于存储该分区中所有文件和目录的inode信息。在同一分区中，通过inode编号，可以唯一地标识和定位一个文件或目录。
Block Bitmap:比特位和特定的block一一对应，比特位为1代表该block被占用
inode Bitmap:比特位和特定的inode是一一对应的。比特位为1，代表该inode被占用
GDT:[快组描述符，这个快组多大，已经使用了多少了，有多少个inode，已经占用了多少个，还剩多少，一共有多少个block，使用了多少… ] 用于存储该块组的元数据信息。包括块组的起始位置，块组的大小，块位图的位置，索引节点位图的位置，索引节点表的位置，块组中可用空间的大小，块组中可用索引节点的数量，其他块组特定的信息等，以便操作系统能够快速定位和管理文件系统中的数据块和索引节点。
元数据: 描述数据的数据，它提供了关于数据的属性、结构、格式、位置和其他相关信息，帮助系统理解和管理数据。对于文件来说，元数据信息可能包括文件的名称、大小、创建时间、修改时间、访问权限等。对于分区文件系统来说，不单单只是保存文件信息，还有一批元数据结构专门负责管理信息，如Bitmap，用于管理Data blocks和inode Table；GDT，用于描述和管理整个块组；super block，用于描述和管理整个分区文件系统；元数据结构的存在才能够让文件的信息可追溯，可管理。
格式化: 磁盘格式化通常包括以下步骤：分区，创建文件系统（创建元数据结构，初始化元数据结构），完成格式化。实际上就是在写入文件系统。磁盘格式化是一个重要的步骤，确保磁盘上的文件系统结构正确创建，为文件和数据的存储提供了必要的基础。

1. 能够让一个文件的信息可追溯，可管理
2. 文件 = 内容 + 属性 文件内容保存在数据块中（Data Blocks），文件属性保存在Inode中。
3. Inode（ext3-128byte ext4-256byte）包括一个文件的几乎所有属性(文件名不在Inode中)每个文件都有一个Inode
4. 将块组分割成为上面的内容，写入相关的管理数据 每一个块组都这么搞 整个分区就被写入了文件系统信息 ⇒ 格式化

如何查找指定文件

一个文件"只"对应一个inode属性节点，inode编号但是一个文件可以有多个block
目录结构 – inode编号 – 某一个分区下的某一个块组 – inode区域 – 属性 – 内容

如何找到同一个文件的多个block?想要找到文件，只要找到文件对应的inode编号，就能找到该文件的inode属性集合，如何找到文件的内容?⇒ blocks[]

struct inode{int size;mode_t mode;...int blocks[15];blocks[0]  blocks[1]  blocks[2]
}

1. 在inode中有一个blocks数组，0-11一般指向一个数据块，如果文件只占少量数据块，下标定位即可
2. 12-13-14指向的数据块，里面可以保存其它数据块的块号，可以指向很多给数据块

inode中有文件名吗?

1. inode属性中没有文件名。
2. 目录也是文件，有自己的inode和data block。
3. inode保存目录文件的属性；data block保存目录文件的内容 ⇒ 文件名和inode编号的映射关系。
4. 进入目录需要x权限
   在目录下创建文件需要w权限: 向目录的data block中写数据 ⇒ 即文件名和inode的映射关系
   显示文件名与属性需要r权限 : 从目录的data block中读数据 ⇒ 即文件名和inode的映射关系
5. 在同一目录下，不能创建同名文件。因为要保持文件名和inode编号的一一映射关系。

重新认识文件的操作

1. 创建文件：

• 在分区中找一块大小合适的块组；
• 遍历inode Bitmap找到第一个为0的比特位将该位置1，创建文件inode。获得文件的inode编号。
• 初始化文件inode，将文件的初始属性信息填入到inode中。若为空文件则清空和data blocks的映射关系
• 向当前目录的data block中写入文件名(用户)和inode编号(文件系统)的映射关系。

2. 删除文件：

• 通过文件名，在目录文件的block中找到对应的inode编号。

• 通过inode编号，找到文件的inode。其中包含一部分属于该文件的block编号。

• 在block bitmap中将文件所属的block位，置0。在inode bitmap中将文件的inode位，置0。

• 删除目录文件中记录的文件名和inode编号的映射关系。

• 删除文件时，不需要将数据清空，只需要将文件所占的空间标定无效即可。⇒ 删除文件要比拷贝文件要快。

• 系统会记录文件的删除日志，包括删除文件的文件名及inode编号。如果对应空间没有被覆盖写入的话，是可以利用工具恢复已经删除的文件的（将inode/block bitmap中的对应位置1）。

3. 查看文件(ls -l)：

• 通过文件名，在目录文件的block中找到对应文件的inode编号。
• 通过inode编号，找到文件的inode。inode中包含文件的属性信息。
• 格式化输出文件名及各种属性。

4. 修改文件：

• 打开文件，将文件加载到内存，获取对应的文件描述符。

• 进程将数据拷贝到缓冲区，根据刷新策略将缓冲区中的数据刷新到文件描述符对应的磁盘文件。

• 通过文件名，在目录文件的block中找到对应文件的inode编号。

• 通过inode编号，找到文件的inode。将数据刷新到文件的data block。

• 为什么分区/块组有剩余空间但无法创建新文件？
  块组中的inode和data block的大小和个数是固定的，当inode有空余但data block占满，或data block有空余但inode占满 ⇒ 该分区/块组有剩余空间，但无法创建新文件(inode占满)，或文件无法进行写入(data block占满)。

4.软硬链接

如何创建?

创建软链接的命令：ln -s 路径+文件名 soft.link [-s: soft]
创建硬链接的命令：ln 路径+文件名 hard.link

有何区别?

1. 软链接
   • 软链接有独立的inode，是一个独立的文件。
   • 软链接的文件内容是目标文件的路径。
   • 软链接相当于Windows系统下文件的快捷方式。
2. 硬链接
   • 硬链接没有独立的inode，不是一个独立的文件。
   • 与目标文件共享同一个inode，其内容，属性与目标文件完全相同。
   • 本质上是在指定目录下建立了文件名和目标文件inode编号的映射关系，并没有创建新文件 ⇒ 起别名
   • 文件属性中的硬链接数表示与文件inode关联的文件名的数量。每创建一个硬链接，硬链接数就+1
   • 当删除文件时，如果文件的硬链接数大于1，就将硬链接数-1。如果文件的硬链接数等于1，真正删除这个文件。

对硬链接的认识

新创建的普通文件只有1个文件名与其inode关联，硬链接数为1。
新创建的目录文件硬链接数为2。分别为: 当前目录名，目录中的当前目录即.
在目录中每创建一个子目录都会使硬链接数+1 ⇒ 每一个子目录中都有一个上级目录…
目录的硬链接数 -2 == 个数子目录

如何删除?

1. unlink：用于删除普通文件的系统调用，实际是解除文件名和inode的链接关系
   
2. 一般命令 rm

言外知识点

在linux下 . [ 也可以是文件名