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C4 文件和目录
持久存储，永久存储设备永久地(或至少长时间地)存储信息，如传统硬盘驱动器或现代地固态存储设备，持久存储设备与内存不同，内存在断电时，其内容会丢失，而持久存储设备会保持这些数据不变，因此操作系统需要特别注意这些设备，用户用它们来保存真正关心地数据
本章主要学习UNIX文件系统中的API
4.1 文件和目录
存储虚拟化形成了两个关键的抽象：
1，文件，文件就是一个线性字节数组，每个字节都可以读取或写入，每个文件往往都有各自的低级名称，即inode号
2，目录，每个目录也有一个低级名称inode号，但它的内容很具体，它包含一个(用户可读名，低级名称)的映射关系，如一个目录，它的用户可读名称为“abc”，它的inode号为10，那么该目录存在条目(“abc”， 10)的映射，通过将目录放在其它目录中，可以构建任意的目录树
文件包含两部分，一部分是文件名称，另一部分是文件的类型，如.c，.jpg，.mp3等
文件系统提供了一种方便的形式来命名我们感兴趣的所有文件，名称在文件系统中很重要，因为访问资源的第一步就是先能够命名它，在UNIX中，文件系统提供了一种统一的方式来访问磁盘，U盘，许多其它设备上的文件，事实上还有很多其它的东西，都位于单一目录树下
4.2 文件系统接口
(1) 创建文件
创建文件可以通过open系统调用来完成，通过调用open()并传入O_CREAT标志，程序可以创建一个新文件：
int fd = open("foo", O_CREAT | O_WRONLY | O_TRUNC);
fd:创建文件成功后，该文件的文件描述符
O_CREAT:创建文件
O_WRONLY:只能写入
O_TRUNC:如果该文件已经存在，则删除现有内容
open()最重要的是它的返回值，即该文件的文件描述符，文件描述符只是一个整数，在UNIX中用于访问文件，因此一旦文件被打开，就可以使用文件描述符来读取或写入文件，也可以将文件描述符看作指向文件类型对象的指针，可以调用其它方法来访问文件，如read()，write()等
(2) 读写文件
创建了文件后，接下来就要对文件进行读取或写入，先读取一个现有的文件，在命令行中就可以用cat程序，将文件的内容显示到屏幕上：
使用echo将"hello"重定向到文件foo，然后文件就包含了"hello"这个字符串，然后调用cat来查看文件的内容，但是cat如何访问文件foo
通过UNIX中的strace来跟踪程序在运行时所做的每个系统调用，然后将这些跟踪结果显示在屏幕上：
cat访问foo并打印的过程：
1，cat所做的第一件事是打开文件准备读取
open("foo", O_RONLY | O_LARGEFILE)
使用O_RONLY表明只读的打开该文件， O_LARGEFILE表明使用64位偏移量
open()调用成功后返回一个文件描述符，其值为3
每个正在运行的进程已经打开了3个文件：标准输入，标准输出，标准错误，这些分别由文件描述符0，1，2表示，第一次打开一个文件时，它的文件描述符为3
2，打开成功后，cat使用read()系统调用重复读取文件中的一些字节
read(3, "hello\n", 4096)
3就是open返回的文件描述符，用于指明要操作的文件，
"hello\n"指向一个用于放置read()结果的缓冲区
4096即缓冲区的大小即4KB
read()调用成功后，返回了6，即它所读取文件内的字节数(hello和一个字符串结束标记)
3，读取到文件中的内容后，调用write()打印到屏幕上
write(1, "hello\n", 6)
文件描述符1即标准输出用于将单词hello写到屏幕上
"hello\n"是read()存放读取结果的缓冲区
6即需要打印长度是6字节
4，cat()继续调用read()查看文件中是否还有其余内容
read(3, "", 4096)
由于文件中没有剩余内容，read()返回0，程序知道它已经读取完整个文件，因此程序调用close
close(3)
close()传入相应文件描述符，表明它已经用完文件"foo"，该文件已经被关闭，对它的读取完成了
写入文件也是通过类似的步骤完成的，首先，打开一个文件准备写入，然后调用write()，对于较大的文件可能重复调用write()，然后调用close()
(3) 不按顺序地读取写入文件
先前的对文件的读取和写入都是按顺序的，即从头到尾地读取或写入一个文件，但有时能够读取或写入文件地特定偏移是有用的，如在文本文件上构建了索引并用它来查找特定单词，最终可能会从文件中的某些随机偏移量中读取数据
为此可以使用lseek()
off_t lseek(int fields, off_t offset, int whence);
fields即文件描述符
offset即文件偏移量，它将文件偏移量定位到文件中的特定位置
whence指定了搜索的执行方式
对于每个进程打开的文件，操作系统都会跟踪一个“当前”偏移量，这将决定在文件中读取或写入时，下一次读取或写入开始的位置，lseek()可以改变偏移量，调用lseek()与寻道(seek)无关，对于lseek()的调用是改变内核中变量的值
(4) fsync()立即写入
当程序调用write()时，它只是告诉文件系统：在将来的某个时刻，将此数据写入持久存储，出于性能的原因，文件系统会将这些写入在内存缓冲一段时间(5-30s)，在稍后的时间点，写入将实际发送到存储设备
但是有些应用程序需要的不只是这种保证，如在数据库管理系统中，开发正确的恢复协议要求能够经常强制写入磁盘，UNIX中提供了fsync(int fd)接口，当进程对特定文件描述符调用fsync()时，文件系统将所有的数据立刻写入磁盘来响应
(5) 文件重命名
有了文件，有时需要给文件一个不同的名字，通过mv命令来完成
mv foo bar
文件foo被重命名为bar
mv使用了系统调用rename(char *old, char *new)，它只需要两个参数，文件的原来名称和新名称
rename()调用是一个原子操作，如果系统在文件重命名期间崩溃，文件被命名为旧名称或新名称，不会出现中间状态，对于支持需要对文件状态进行原子更新的应用程序，rename()非常重要
(6) 获取文件信息
除了文件访问外，还希望文件系统能够保存关于它正在存储的每个文件的大量信息，通常称这些数据为元数据 metedata，要查看特定文件的描述符，可以使用stat()或fstat()，这些调用将文件描述符添加到一个文件中，并填充一个stat结构
可以通过调用stat查看一个文件的详细信息：
每个文件系统通常将这种类型的信息保存在一个名为inode(索引节点)的结构中，可以将inode看作是文件系统保存的持久数据结构
(7) 删除文件
通过rm程序来删除文件，rm调用了unlike()
unlike("foo");
unlike()只需要待删除文件的名称，并在成功后返回0
(8) 创建目录
除了文件外，还可以使用一组与目录相关的系统来创建，读取和删除目录，不能直接写入目录，因为目录格式的文件被视为文件系统元数据，只能间接的更新目录，如通过在其中创建文件，目录或其它类型对象，通过这种方式，文件系统可以确保目录的内容始终符合预期
创建目录，可以使用mkdir()：
mkdir("foo", 0777);
(9) 读取目录
虽然创建了目录，但希望也能读取目录，可以通过ls程序来完成
ls程序使用了opendir()，readdir()，closedir()这3个调用来完成工作
由于目录本身只有少量的信息(只是将名称映射到inode号，以及少量其它细节)，程序可能需要在每个文件上调用stat()来获取每个文件的更多信息，如长度和其它详细信息，就可以通过ls -l来完成
(10) 删除目录
可以通过rmdir()来删除目录，与删除文件不同，删除目录更加危险，因此使用rmdir()之前要求被删除的目录必须为空，如果视图删除一个非空目录，那么rmdir()的调用就会失败
4.3 链接
(1) 硬链接
现在回到删除文件为什么使用unlike()，理解在文件系统中创建条目的新方法，即通过link()系统调用，link()有两个参数：一个旧路径名和一个新路径名，当你将一个新文件名“链接”到一个旧文件名时，实际上创建了另一种引用同一个文件的方法，通过ln来执行此操作
prompt> echo hello > file
prompt>cat file
hello
prompt> ln file file2
prompt>cat file2
hello
在这里先创建了一个文件file，包含了单词“hello”，然后用ln程序创建了该文件的一个硬链接，之后可以打开file或file2来检查文件
link在要创建链接的目录中创建了另一个名称，并将其指向原有文件的相同inode号，现在就有了两个人类可读的名称(file和file2)，它们都指向同一个文件，file和file2都只是指向文件底层元数据的链接
创建一个文件时，其实做了两件事：
1，创建一个inode结构，它将跟踪几乎所有关于该文件的信息，包括其大小，文件块在磁盘上的位置等等
2，将人类可读的名称链接到该文件，并将该链接放到目录中
因此为了从文件系统中删除一个文件，调用unlike()，可以删除文件名file，但还可以访问该文件中的内容：
prompt> rm file
removed 'file'
prompt> cat file2
hello
这是因为当文件系统取消链接文件时，它会检查inode号中的引用计数，该引用计数允许文件系统跟踪有多少不同的文件名已经链接到这个inode，调用unlike()时，会删除人类可读的名称(当前删除的文件)与给定inode号之间的链接，并减少引用次数，当引用次数到达0时，文件系统才会释放inode和相关数据块，从而真正删除文件
示例，为同一个文件创建3个链接，然后查看它们，观察引用计数：
(2) 符号链接(软链接)
还有一种非常有用的链接类型，称为符号链接或软链接，事实表明硬链接存在局限性：不能创建目录的硬链接，不能硬链接到其它磁盘分区中的文件，为此人们创建了一种称为符号链接的新型链接
创建这样的链接，可以使用程序ln -s：
prompt> echo hello > file
prompt> ln -s file file2
prompt> cat file2
hello
现在就可以通过文件名称file和链接名称file2来访问原始文件，除了表面相似外，符号链接实际上与硬链接完全不同，第一个区别是符号链接本身实际上是一个不同类型的文件，除了文件和目录，符号链接是文件系统所知道的第3种类型
对符号链接运行stat：
符号链接与硬链接完全不同，删除名为file的原始文件会导致符号链接指向不再存在的路径名，因此造成了 “悬空引用”
4.4 创建并挂载文件系统
现在已经有了访问文件，目录和特定类型链接的基本接口，接下来如何在许多底层文件系统组件完整的目录树，这项任务的实现是先制作文件系统，然后挂载它们，使其内容可以访问
为了创建一个文件系统，大多数文件系统提供了一个工具，通常命名为mkfs，作为输入，为该工具提供一个设备(如磁盘分区)，一种文件系统(如ext3 标准的基于磁盘的文件系统)，它就在磁盘分区上写入一个空文件系统，从根目录开始
但是一旦创建了这样的文件系统，就需要在统一的文件系统树种进行访问，这个任务是通过mount程序来实现的，mount的作用很简单，以现有目录作为目标挂载点，本质上是将新的文件系统粘贴当目录树的这个点上
现在有一个未挂载的ext3文件系统，存储在设备分区/dev/sda1中，它的内容包括：一个根目录，其中包含两个子目录a,b，每个子目录下有一个名为foo的文件，假设希望挂载点在/home/user上挂载此文件系统，可以输入：
prompt> mount -t ext3 /dev/sda1 /home/user
如果成功，mount就让这个新的文件系统可用了
prompt> ls /home/user
a b
路径名/home/user现在指的是新挂载目录的根，mount可以将所有文件系统统一到一颗树中，而不是拥有多个独立的文件系统，这让命名统一且方便