[ Linux ] 重定向的再理解，以及文件系统的理解、inode和软硬链接

在上篇文章我们了解了Linux中文件描述符和重定向以及缓冲区的理解，本篇文章我们要对了解一下重定向的再理解、文件系统以及引出inode的意义和软硬链接。

0.重定向

在之前我们实现过一个简易的shell，但是我们当时实现的myshell是不支持重定向的，当我们执行的时候是不认识重定向的。而 ls -a -l 是一个命令 ， '>'右边是一个文件。因此当我们在获取用户输入的时候要考虑到这个问题。

因此我们要对输入的字符串是否重定向要进行分析，这里我们以输出重定向为例。加入我们有一个用户输入的是

ls -a -l>log.txt

我们要将次命令转换为

ls -a -l\0log.txt

我们使用两个指针，一个指向前半部分的l，一个指向'\0'后面的log.txt，前半部分继续是下面的指令分析，而后半部分是打开文件以及做重定向相关的工作。

因此首先我们需要判断一下这个指令是否有重定向工作，判断完成后要进行文件操作。以下使我们添加了重定向之后的myshell代码：

#include <stdio.h>#include <string.h>#include <stdlib.h>#include <assert.h>#include <ctype.h>#include <sys/wait.h>#include <sys/stat.h>#include <fcntl.h>#include <unistd.h>#include <string.h>#include <sys/types.h>#define SEP " "#define SIZE 128#define NUM 1024#define DROP_SPACE(s) do { while(isspace(*s)) s++;}while(0)#define NONE_REDIR -1#define INPUT_REDIR 0#define OUTPUT_REDIR 1#define APPEND_REDIR 2int g_redir_flag = NONE_REDIR;char *g_redir_filename = NULL;char command_line[NUM];char* command_args[SIZE];char env_buffer[NUM];extern char** environ;int ChangeDir(const char* new_path){ chdir(new_path); return 0;//调用成功}void PutEnvInMyShell(char* new_env){ putenv(new_env);}void CheckDir(char* commands){ assert(commands); //只关心有没有 大于或者 小于符号 char* start = commands; char* end = commands+strlen(commands);//end指向字符串的结束 while(start < end) { if(*start == '>') { if(*(start+1) == '>') { //追加 *start = '\0'; start+=2; g_redir_flag = APPEND_REDIR; DROP_SPACE(start); g_redir_filename = start; break; } else { //ls -a -l > log.txt输出重定向 *start = '\0'; start++; DROP_SPACE(start); g_redir_flag = OUTPUT_REDIR; g_redir_filename = start; break; } } else if(*start == '<') { //输入重定向 *start = '\0'; start++; DROP_SPACE(start); g_redir_flag = INPUT_REDIR; g_redir_filename = start; break; } else { start++; } }}int main(){ //一个shell 本质上就是一个死循环 while(1) { g_redir_flag = NONE_REDIR; g_redir_filename = NULL; //不关心获取这些属性的接口 //1.显示提示符 printf("[张三@我的主机名 当前目录]# "); fflush(stdout); //2.获取用户输入 memset(command_line,'\0',sizeof(command_line)*sizeof(char)); fgets(command_line,NUM,stdin);//获取 输入 stdin command_line[strlen(command_line) - 1] = '\0';//清空\n //printf("%s\n",command_line); // "ls -a -l>log.txt" -> "ls -a -l\0log.txt" CheckDir(command_line); //3."ls -l -a -i" --> "ls","-l","-a","-i" 字符串切分 command_args[0] = strtok(command_line, SEP); int index = 1; //给ls添加颜色 if(strcmp(command_args[0]/*程序名*/,"ls") == 0) command_args[index++] = (char*)"--color=auto"; //strtok 截取成功 返回字符串起始地址 //截取失败 返回NULL while(command_args[index++] = strtok(NULL,SEP)); // for debug //for(int i = 0;i<index;++i) //{ // printf("%d:%s\n",i,command_args[i]); //} //4.TODO //如果直接exec*执行cd,最多只是让子进程进行路径切换， //子进程是一运行就完毕的进程！我们在shell中，更希望 //父进程的路径切换 //如果有些行为必须让父进程shell执行，不想让子进程 //这种情况下不能创建子进程，只能让父进程自己实现对应的代码 //这部分由父shell自己执行的命令称之为内建命令 if(strcmp(command_args[0],"cd") == 0 && command_args[1] != NULL) { ChangeDir(command_args[1]); continue; } if(strcmp(command_args[0],"export") == 0 && command_args[1] != NULL) { strcpy(env_buffer,command_args[1]); PutEnvInMyShell(env_buffer); continue; } //5.创建子进程 pid_t id = fork(); if(id == 0) { int fd = -1; switch (g_redir_flag) { case NONE_REDIR: break; case INPUT_REDIR: fd = open(g_redir_filename,O_RDONLY); dup2(fd,0); break; case OUTPUT_REDIR: fd = open(g_redir_filename,O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC); dup2(fd,1); break; case APPEND_REDIR: fd = open(g_redir_filename,O_WRONLY | O_CREAT | O_APPEND); dup2(fd,1); break; default: printf("BUG?\n"); break; } //child //6.程序替换 会影响曾经子进程打开的文件吗？ 不影响 execvp(command_args[0],/*里面保存的就是执行的名字*/command_args); exit(1);//执行到这里一定失败了 } int status = 0; pid_t ret = waitpid(id,&status,0); if(ret>0) { printf("等待子进程成功: sig:%d, code:%d\n",status&0x7F,(status>>8)&0xFF); } } return 0;}

此时这段代码完成了重定向的添加。

0.1标准输出 标准错误

接下来我们看看这段代码

#include <iostream>#include <cstdio>using namespace std;int main(){ //stdout printf("hello printf1\n"); fprintf(stdout,"hello fprintf1\n"); fputs("hello fputs1\n",stdout); //stderr fprintf(stderr,"hello fprintf2\n"); fputs("hello fputs2\n",stderr); perror("hello perror2"); //cout cout<<"hello cout1"<<endl; //cerr cerr<<"hello cerr2"<<endl; return 0;}

我们看看他的执行结果

当我们重定向到文件时，我们惊奇的发现，后面带1的都不见了，我们再cat 一下该文件

因此我们发现，虽然标准输出标准错误都是显示器文件，意思就是我们虽然都打印到了显示器内，但依旧是通过不同的文件描述符。因此当我重定向的时候，fd不同，当然是互不干扰的。

那么这里发现，这样的意义是什么呢？为什么要这么干？

这么干最好的意义是那些是程序日常哪些是程序错误。以便于当我们指向查看程序错误的时候便可以很方便的查看。---日志信息

如果我们想把所有的输出信息打印在一个文件内，我们可以这样输出

为什么perror2后面跟了一个success

在上面的输出我们发现hello perror2后面跟了一个Success ,但是我们的代码里面却没有说明呀，这是什么东西呢？因此我们不得不了解一下了

#include <iostream>#include <cstdio>#include <errno.h>#include <sys/stat.h>#include <sys/types.h>#include <fcntl.h>using namespace std;int main(){ // int fd = open("log.txt",O_RDONLY);//这个方法必定失败的 if(fd < 0 ) { perror("open"); return 1; } return 0;}

那我们自己实现一个perror

#include <iostream>#include <cstdio>#include <string.h>#include <errno.h>#include <sys/stat.h>#include <sys/types.h>#include <fcntl.h>using namespace std;void my_perror(const char* info){ fprintf(stderr,"%s: %s\n",info,strerror(errno));}int main(){ // int fd = open("log.txt",O_RDONLY);//这个方法必定失败的 if(fd < 0 ) { //perror("open"); my_perror("my open"); return 1; } return 0;}

1.inode

1.1 inode理解

为了能解释清楚inode我们先简单了解一下文件系统，下图为磁盘文件系统图，磁盘是典型的块设备，磁盘分区被划分为一个个的block。一个block的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。下图中的BootBlock是启动块。

Block Group：ext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group。而每个Block Group都有着相 同的结构组成。

超级块（Super Block）：存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量， 未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了

GDT，Group Descriptor Table：块组描述符，描述块组属性信息，有兴趣的同学可以在了解一下块位图（Block Bitmap）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用

inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用

i节点表:存放文件属性 如 文件大小，所有者，最近修改时间等

数据区：存放文件内容

Data blocks:以块为单位，进行文件内容的保存。大小4KB(4nKB)

inode table：以128字节为单位，进行inode属性的保存，主要用来保存文件的属性。inode属性里面有一个inode编号！具有唯一性，一般而言，一个文件一个inode号。

Block Bitmap：记录那个数据块已经被占用，那个数据块没有被占用。0表示没有被占用1表示已经被占用。因此我们使用比特位的内容表示是否被占用。

inode Bitmap：由于inode是不可以重复的，并且inode Bitmap表示的是inode的使用情况。那么有多少inode，起始的inode编号，有多少个inode被使用，有多少block被使用，还剩多少，你的总group大小是多少。因此我们用一个Grop Descriptor Table（GDT）块组描述符来保存块组属性信息。

Super Block（SB）：存放文件系统本身的结构信息，是文件系统的顶级结构。

一个inode如何和属于自己的内容关联起来呢？

在inode Table内部包括问价的所有属性，其中会有一个blocks数组，其中直接保存的就是改文件对应的blocks编号！通过这个编号就可以直接找到自己的文件内容。

文件名算文件的属性吗？

答案是当然算，但是inode里面，并不保存文件名，其实在Linux下，底层实际都是通过inode编号来标识文件的！要找到文件，必须找到文件的inode编号 ！那么谁来帮我找inode编号呢？那么目录是文件吗？？答案当然也是，因此目录一定也有自己的inode，那么目录的数据块放什么？之前我们提到过，进入一个目录需要执行权限。创建一个文件需要w权限，查看文件名需要r权限。那么为什么？ 这是因为目录文件内存的是inode编号的映射关系！

因此Linux同一个目录下是不能创建同名文件的，因为文件名本身就是一个具有Key值的东西！

创建一个文件的时候，一定是在一个目录下！！我们拿到新建文件的inode，找到自己所处的目录，根据目录的inode找到目录的dataBlock，将文件名和inode编号的映射关系写入到目录的数据块中！

那么当我们删除一个文件的时候，操作系统做了什么？

其实也是非常简单的，当我们删一个文件的时候，在inode位图下将1置为0就可以了。将标记改文件的内容和属性将1置为0即可。那么操作系统有没有真正的清除数据呢？答案是没有的，我们只是将1置为0。

我知道自己所处的目录，就能知道目录的inode吗？

答案肯定是不能的，当我们知道自己的目录名是，我们想要知道该目录的inode时我们必须要到父目录去查找对应关系，因此在该目录下是不可以的。

1.2创建一个新文件的步骤

至此，当我们创建一个新文件时，操作系统会做一下步骤：

存储属性：内核先找到一个空闲的i节点（这里是263466）。内核把文件信息记录到其中。

存储数据：该文件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500，800。将内核缓冲区的第一块数据复制到300，下一块复制到500，以此类推。

记录分配情况 ：文件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。

添加文件名到目录

新的文件名abc。linux如何在当前的目录中记录这个文件？内核将入口（263466，abc）添加到目录文

件。文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。

2.软硬链接

在我们之前所提到过的当我们查询该目录下的文件时，一个文件或者目录会有很多属性，那么下面这个1/2这一列表示的是什么呢？-- 这一列答案是硬链接数

当我们想读到一个文件更多的属性时，我们可以使用stat 文件名

那么我们如何创建一个文件的软硬链接呢？

我们可以使用下面的命令

ln -s 文件名 链接文件名 （创建软连接）ln 文件名 链接文件名 （创建硬链接）

2.1 软硬链接的区别

通过我们查找一下能够看到什么呢？

• 软链接是一个独立文件，有自己的inode和inode编号
• 硬链接不是一个独立文件，他和目标文件使用同一个inode

2.2 软链接的用处

那么软连接有什么用呢？ 软链接就相当于Linux下的快捷方式！

加入我们在dir4目录下写了一个C语言程序，我们会到11-11目录下想执行这个程序时，我们必须带上路径，因此我们可以在11-11目录下创建一个该C语言程序的软连接，我们便可以在11-11路径下直接运行该软连接了。因此，Linux下软链接就和快捷方式一样。

那么软连接的文件内容是什么？保存的是指向文件的所在路径！

2.3硬链接的用处

那么硬链接是什么东西呢，我们刚知道硬链接使用的inode还链接的是原来文件的inode，因此硬链接文件就是单纯的在Linux指定的目录下给指定文件新增文件名和inode编号的映射关系！

当我们给一个文件创建一个硬连接时，我们发现这个数字变化了，所以至少可以证明，这个数字是改文件的赢连接数。那么什么是硬链接数？其实这里inode编号不就是一个“指针”的概念吗？因此硬连接的本质就是该文件inode属性中的一个计数器count,简而言之就是有几个文件名指向我的inode.

那么硬链接有什么用呢？

我们可以看到一个现象，为什么创建普通文件默认硬链接数是1，目录是2

因为普通的文件名本身就和自己的inode具有映射关系而且只有一个。任何一个目录里面会存在 .和..的隐藏文件，因此一个目录的本身的文件名和自己有映射关系，文件内部的.文件也和改文件有映射关系。因此默认一个目录的硬链接数是2。而..文件是上级目录的inode.

2.4软硬链接的删除

我们使用unlink 文件名 可以直接删除链接文件

(本篇完)