第七章 文件操作
7.1 文件操作级别
文件操作分为五个级别，按照从高到低的顺序排列如下：
（1）硬件级别
- fdisk:将硬盘、U盘或SDC盘分区。
- mkfs:格式化磁盘分区，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。
（2）操作系统内核中的文件系统函数
（3）系统调用
（4）I/O库函数
（5）用户命令
（6）sh脚本
7.2 文件I/O操作
用户模式下的程序执行操作
FILE *fp = fopen("file", "r");
或
FILE *fp = fopen("file", "w");
可以打开一个读/写文件流。
7.3 低级别文件操作
7.3.1 分区
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。大多数引导程序，如GRUB、LILO等，都可以配置为从不同的分区引导不同的操作系统。分区表位于第一个扇区的字节偏移446（0x1BE）处，该扇区称为设备的主引导记录（MBR）。表有4个条目，每个条目由一个16字节的分区结构体定义，即：
struct partition {
u8 drive; // 0x80 - active
u8 head; // starting head
u8 sector; // starting sector
u8 cylinder; // starting cylinder
u8 sys_type; // partition type
u8 end_head; // end head
u8 end_sector; // end sector
u8 end_cylinder; // end cylinder
u32 start_sector; // starting sector counting from 0
u32 nr_sectors; // number of sectors in partition
};
如果某分区是扩展类型（类型编号=5），那么它可以划分为更多分区。
7.3.2 格式化分区
fdisk只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。每个文件系统都期望存储设备上有特定的格式。在Linux中，命令
mkfs -t TYPE [-b bsize] device nblocks
在一个nblocks设备上创建一个TYPE文件系统，每个块都是bsize字节。如果bsize未指定，则默认块大小为1KB。具体来说，假设是EXT2/3文件系统，它是Linux的默认文件系统。因此，
mkfs -t ext2 vdisk 1440
或
mke2fs vdisk 1440
使用1440（1KB）个块将vdisk格式化为EXT2文件系统。格式化后的磁盘应是只包含根目录的空文件系统。但是，Linux的mkfs始终会在根目录下创建一个默认的lost+found目录。
/mnt目录通常用于挂载其他文件系统。
7.4 EXT2文件系统简介
7.4.2 超级块
Block#1：超级块（在硬盘分区中字节偏移量为1024）B1是超级块，用于容纳关于整个文件系统的信息。下文说明了超级块结构中的一些重要字段。
struct ext2_super_block {
u32 s_inodes_count; // Inodes count
u32 s_blocks_count; // Blocks count
u32 s_r_blocks_count; // Reserved blocks count
u32 s_free_blocks_count; // Free blocks count
u32 s_free_inodes_count; // Free inodes count
u32 s_first_data_block; // First Data Block
u32 s_log_block_size; // Block size
u32 s_log_cluster_size; // Allocation cluster size
u32 s_blocks_per_group; // # Blocks per group
u32 s_clusters_per_group; // # Fragments per group
u32 s_inodes_per_group; // # Inodes per group
u32 s_mtime; // Mount time
u32 s_wtime; // Write time
u32 s_mnt_count; // Mount count
u16 s_max_mnt_count; // Maximal mount count
u16 s_magic; // Magic signature
// more non-essential fields
u16 s_inode_size; // size of inode structure
};
7.4.3 块组描述符
Block#2：块组描述符块（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）。每组用一个块组描述符结构体描述。
7.4.4 位图
Block#8：块位图（Bmap）（bg_block_bitmap）位图用来表示某种项的位序列，例如，磁盘块或索引节点。位图用于分配和回收项。
在位图中，0位表示对应项处于FREE状态，1位表示对应项处于IN_USE状态。一个软盘有1440块。
Block#9：索引节点位图（Imap）（bg_inode_bitmap）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。
7.4.5 索引节点
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。
7.4.6 目录条目
EXT2目录条目：目录包含dir_entry_2结构，即：
struct ext2_dir_entry_2 {
u32 inode;
u16 rec_len;
u8 name_len;
u8 file_type;
char name[EXT2_NAME_LEN];
};
第八章 使用系统调用进行文件操作
8.1 系统调用
在操作系统中，进程以两种不同的模式运行，即内核模式和用户模式，简称Kmode和Umode。在Umode中，进程的权限非常有限。它不能执行任何需要特殊权限的操作。特殊权限的操作必须在Kmode下执行。系统调用（简称syscall）是一种允许进程进入Kmode以执行Umode不允许操作的机制。复刻子进程、修改执行映像，甚至是终止等操作都必须在内核中执行。
8.2 系统调用手册页
在Unix以及大多版本的Linux中，在线手册页保存在/usr/man/目录中（Goldt等1995；Kerrisk 2010，2017）。而在Ubuntu Linux中，则保存在/usr/share/man目录中。man2子目录中列出了所有系统调用手册页。sh命令man 2 NAME显示了系统调用名称的手册页。
例如：
man 2 stat:display man pages of stat(),fstat() and lstat() syscalls
man 2 open:display man pages of open() syscall
man 2 read:display man pages of read() syscall,etc.
许多系统调用需要特别包含头文件，手册页的SYNOPSIS（概要）部分列出来这些文件。如果没有合适的头文件，会有警告。
8.3 使用系统调用进行文件操作
系统调用必须由程序发出。它们的用法就像普通函数调用一样。每个系统调用都是一个库函数，它汇集系统调用参数，并最终向操作系统内核发出一个系统调用。
8.4 常规的系统调用
本节讨论一些最常见的文件操作的系统调用。
stat：获取文件状态信息
int stat(char *filename, struct stat *buf);
int fstat(int filedes, struct stat *buf);
int lstat(char *filename, struct stat *buf);
open：打开一个文件进行读、写、追加
int open(char *file, int flags, int mode);
close：关闭打开的文件描述符
int close(int fd);
read：读取打开的文件描述符
int read(int fd, char buf[], int count);
write：写入打开的文件描述符
int write(int fd, char buf[], int count);
lseek：重新定位文件描述符的读/写偏移量
int lseek(int fd, int offset, int whence);
dup：将文件描述符复制到可用的最小描述符编号中
int dup(int oldfd);
dup2：将oldfd复制到newfd中，如果文件链接数为0，则删除文件
int dup2(int oldfd, int newfd);
link：将新文件硬链接到旧文件
int link(char *oldPath, char *newPath);
unlink：取消某个文件的链接；如果文件链接数为0，则删除文件
int unlink(char *pathname);
symlink：创建一个符号链接
int symlink(char *target, char *newpath);
readlink：读取符号链接文件的内容
int readlink(char *path, char *buf, int bufsize);
umask：设置文件创建掩码；文件权限为(mask & ~umask)
int umask(int umask);
8.5 链接文件
在Unix/Linux中，每个文件都有一个路径名。但是，Unix/Linux允许使用不同的路径名来表示用一个文件。这些文件叫作LINK（链接）文件。有两种类型的链接，即硬链接和软链接或符号链接。
8.5.1 硬链接文件
硬链接：命令
ln oldpath newpath
创建从newpath到oldpath的硬链接。对应的系统调用为：
link(char *oldpath, char *newpath)
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。否则，它可能会在文件系统名称空间中创建循环，这是不允许的。相反，系统调用：
unlink(char *pathname)
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。这就是rm(file)命令的作用。如果某个文件包含非常重要的信息，就最好创建多个链接到文件的硬链接，以防被意外删除。
8.5.2 符号链接文件
软链接：命令
ln -s oldpath newpath # ln command with the -s flag
创建从newpath到oldpath的软链接或符号链接。对应的系统调用是：
symlink(char *oldpath, char *newpath)
newpath是LNK类型的普通文件，包含oldpath字符串。它可作为一个绕行标志，使访问指向链接好的目标文件。与硬链接不同，软链接适用于任何文件，包括目录。软链接在以下情况下非常有用。
（1）通过一个较短的名称来访问一个经常使用的较长的路径名称，例如：
x -> aVeryLongPathnameFile
（2）将标准动态库名称链接到实际版本的动态库，例如：
libc.so.6 -> libc.2.7.so
当将实际动态库更改为不同版本时，库安装程序只需更改（软）链接以指向新安装的库。
软链接的一个缺点是目标文件可能不复存在了。如果是这样，绕行标志可能引导可怜的司机摔下悬崖。在Linux中，会通过ls命令以适当的深色RED显示此类危险，提醒用户链接已断开。此外，如果foo -> /a/b/c是软链接，open("foo", 0)系统调用将打开被链接的文件/a/b/c，而不是链接文件自身。所以open()/read()系统调用不能读取软链接文件，反而必须要用readlink系统调用来读取软链接文件的内容。