目次
一、明白硬件
1.1、磁盘、服务器、机柜、机房
1.2、磁盘的物理布局
1.3、磁盘的存储布局
1.4、磁盘的逻辑布局
1.4.4、明白过程
1.4.2、真实过程
1.5、CHS && LBA地址
二、文件系统
2.1、"块"概念
2.2、"分区"概念
2.3、"inode"概念
三、ext2 ⽂件系统
3.1、宏观认识
3.2、Block Group
3.3、块组内部构成
3.3.1、超等块（Super Block）
3.3.2、GDT（Group Descriptor Table）
3.3.3、块位图（Block Bitmap）
3.3.4、inode位图（Inode Bitmap）
3.3.5、i节点表(Inode Table)
3.3.6、Data Block
3.4、inode和datablock映射
3.5、目次与文件名
3.6、路径剖析
3.7、路径缓存
3.8、挂载分区
3.8.1、一个实行
3.8.2、结论
3.9、文件系统总结
四、软硬链接
4.1、硬链接
4.2、软链接
4.3、软硬链接对比
4.4、软硬链接用途
五、动态库和静态库
5.1、手动制作静态库
5.2、制作动态库
5.3、原理上明白动态库（共享库）
一、明白硬件
1.1、磁盘、服务器、机柜、机房
- 机械磁盘是计算机中唯⼀的⼀个机械设备
- 磁盘---外设
- 慢
- 容量⼤，代价自制
1.2、磁盘的物理布局
1.3、磁盘的存储布局
扇区：是磁盘存储数据的根本单位，512字节，块设备。
怎样定位⼀个扇区呢？
- 可以先定位磁头（header）
- 确定磁头要访问哪⼀个柱⾯(磁道)（cylinder）
- 定位⼀个扇区(sector)
- CHS地址定位
⽂件 = 内容+属性 都是数据，⽆⾮就是占据哪⼏个扇区的问题！能定位⼀个扇区了，能不能定位多个扇区呢？
- 扇区是从磁盘读出和写⼊信息的最⼩单位，通常⼤⼩为 512 字节。
- 磁头（head）数：每个盘⽚⼀般有上下两⾯，分别对应1个磁头，共2个磁头。
- 磁道（track）数：磁道是从盘⽚外圈往内圈编号0磁道，1磁道...，靠近主轴的同⼼圆⽤于停靠磁头，不存储数据。
- 柱⾯（cylinder）数：磁道构成柱⾯，数目上等同于磁道个数。
- 扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形地区，每道的扇区数目相同。
- 圆盘（platter）数：就是盘⽚的数目。
- 磁盘容量 = 磁头数 × 磁道(柱⾯)数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数。
细节：传动臂上的磁头是共进退的(这点⽐较重要）
柱⾯（cylinder），磁头（head），扇区（sector），显然可以定位数据了，这就是数据定位(寻址)⽅式之⼀，CHS寻址⽅式。
CHS寻址：
对早期的磁盘⾮常有效，知道⽤哪个磁头，读取哪个柱⾯上的第⼏扇区就可以读到数据了。 但是CHS模式⽀持的硬盘容量有限，因为系统⽤8bit来存储磁头地址，⽤10bit来存储柱⾯地 址，⽤6bit来存储扇区地址，⽽⼀个扇区共有512Byte，这样使⽤CHS寻址⼀块硬盘最⼤容量为256 * 1024 * 63 * 512B = 8064 MB(1MB = 1048576B)（若按1MB=1000000B来算就是 8.4GB）
1.4、磁盘的逻辑布局
1.4.4、明白过程
磁带上⾯可以存储数据，我们可以把磁带“拉直”，形成线性布局。
那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在⼀起的磁带，那么磁盘的逻辑存储布局我们也可以类似于：
这样每⼀个扇区，就有了⼀个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做LBA。
1.4.2、真实过程
⼀个细节：传动臂上的磁头是共进退的。
柱⾯是⼀个逻辑上的概念，其实就是每⼀⾯上，相同半径的磁道逻辑上构成柱⾯。所以，磁盘物理上分了很多⾯，但是在我们看来，逻辑上，磁盘整体是由“柱⾯”卷起来的。
所以，磁盘的真实情况是：
磁道：某⼀盘⾯的某⼀个磁道展开。即：⼀维数组
柱面：整个磁盘全部盘⾯的同⼀个磁道，即柱⾯展开。
柱⾯上的每个磁道，扇区个数是⼀样的。所以这就是个二维数组。
整盘：
整个磁盘不就是多张⼆维的扇区数组表(三维数组)。全部，寻址⼀个扇区：先找到哪⼀个柱⾯(Cylinder)，在确定柱⾯内哪⼀个磁道(其实就是磁头位置， Head)，在确定扇区（Sector），所以就有了CHS。
我们之前学过C/C++的数组，在我们看来，其实全部都是⼀维数组：
所以，每⼀个扇区都有⼀个下标，我们叫做LBA(Logical Block Address)地址,其实就是线性地址。
LBA，1000，CHS 必须要！ LBA地址转成CHS地址，CHS怎样转换成为LBA地址。
OS只必要使⽤LBA就可以了！！LBA地址转成CHS地址，CHS怎样转换成为LBA地址。谁做呢？？磁盘⾃⼰来做！固件(硬件电路，伺服系统)
1.5、CHS && LBA地址
CHS 转成 LBA：
- 磁头数*每磁道扇区数 = 单个柱⾯的扇区总数。
- LBA = 柱⾯号C*单个柱⾯的扇区总数 + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1。
- 即：LBA = 柱⾯号C*(磁头数*每磁道扇区数) + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1。
- 扇区号通常是从1开始的，⽽在LBA中，地址是从0开始的。
- 柱⾯和磁道都是从0开始编号的。
- 总柱⾯，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会⾃动维护，上层开机的时间，会获取到这些参 数。
LBA转成CHS：
- 柱⾯号C = LBA // (磁头数*每磁道扇区数) 【就是单个柱⾯的扇区总数】。
- 磁头号H = (LBA % (磁头数*每磁道扇区数)) // 每磁道扇区数。
- 扇区号S = (LBA % 每磁道扇区数) + 1。
- "//": 表⽰除取整。
所以：从此今后，在磁盘使⽤者看来，根本就不关⼼CHS地址，⽽是直接使⽤LBA地址，磁盘内部⾃⼰转换。所以：从现在开始，磁盘就是⼀个元素为扇区的⼀维数组，数组的下标就是每⼀个扇区的LBA地址。OS使⽤磁盘，就可以⽤⼀个数字访问磁盘扇区了。
二、文件系统
2.1、"块"概念
其实硬盘是范例的“块”设备，操纵系统读取硬盘数据的时间，其实是不会⼀个个扇区地读取，这样 服从太低，⽽是⼀次性连续读取多个扇区，即⼀次性读取⼀个”块”（block）。
硬盘的每个分区是被划分为⼀个个的”块”。⼀个”块”的⼤⼩是由格式化的时间确定的，而且不可以更改，最常⻅的是4KB，即连续⼋个扇区构成⼀个 ”块”。”块”是⽂件存取的最⼩单位。
注意：
- 磁盘就是⼀个三维数组，我们把它对待成为⼀个"⼀维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇 区。
- 每个扇区都有LBA，那么8个扇区⼀个块，每⼀个块的地址我们也能算出来。
- 知道LBA：块号 = LBA / 8。
- 知道块号：LAB=块号*8 + n (n是块内第⼏个扇区)。
2.2、"分区"概念
其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有⼀块磁盘而且将它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的⼀种格式化。但是Linux的设备都是以⽂件形式存在，那是怎么分区的呢？
柱⾯是分区的最⼩单位，我们可以利⽤参考柱⾯号码的⽅式来进⾏分区，其本质就是设置每个区的起始柱⾯和结束柱⾯号码。此时我们可以将硬盘上的柱⾯（分区）进⾏平铺，将其想象成⼀个⼤的平⾯，如下图所⽰：
注意：柱⾯⼤⼩⼀致，扇区个位⼀致，那么其实只要知道每个分区的起始和结束柱⾯号，知道每 ⼀个柱⾯多少个扇区，那么该分区多⼤，其实LBA是多少也就清晰了。
注意：每个区又被划分为多少个组来管理。
2.3、"inode"概念
之前我们说过 ⽂件=数据+属性 ，我们使⽤ ls -l 的时间看到的除了看到⽂件名，还能看到⽂件元数据（属性）。如图：
每⾏包罗7列：
- 模式
- 硬链接数
- ⽂件全部者
- 组
- ⼤⼩
- 最后修改时间
- ⽂件名
ls -l读取存储在磁盘上的⽂件信息，然后显⽰出来。
到这我们要思考⼀个问题，⽂件数据都储存在”块”中，那么很显然，我们还必须找到⼀个地⽅储存 ⽂件的元信息（属性信息），⽐如⽂件的创建者、⽂件的创建⽇期、⽂件的⼤⼩等等。这种储存⽂件元信息的地区就叫做inode，中⽂译名为”索引节点”。
每⼀个⽂件都有对应的inode，⾥⾯包罗了与该⽂件有关的⼀些信息。为了能解释清晰inode，我们必要是深⼊了解⼀下⽂件系统。
注意：
- Linux下⽂件的存储是属性和内容分离存储的。
- Linux下，保存⽂件属性的集合叫做inode，⼀个⽂件，⼀个inode，inode内有⼀个唯⼀的标识符，叫做inode号。
所以⼀个⽂件的属性inode⻓什么样⼦呢？
/* * Structure of an inode on the disk */
struct ext2_inode { __le16 i_mode; /* File mode */
__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__le32 i_size; /* Size in bytes */
__le32 i_atime; /* Access time */
__le32 i_ctime; /* Creation time */
__le32 i_mtime; /* Modification time */
__le32 i_dtime; /* Deletion Time */
__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__le16 i_links_count; /* Links count */
__le32 i_blocks; /* Blocks count */
__le32 i_flags; /* File flags */
union {
struct {
__le32 l_i_reserved1;
} linux1;
struct {
__le32 h_i_translator;
} hurd1;
struct {
__le32 m_i_reserved1;
} masix1;
} osd1; /* OS dependent 1 */
__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS]; /* Pointers to blocks */
__le32 i_generation; /* File version (for NFS) */
__le32 i_file_acl; /* File ACL */
__le32 i_dir_acl; /* Directory ACL */
__le32 i_faddr; /* Fragment address */
union {
struct {
__u8 l_i_frag; /* Fragment number */
__u8 l_i_fsize; /* Fragment size */
__u16 i_pad1;
__le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */
__le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */
__u32 l_i_reserved2;
} linux2;
struct {
__u8 h_i_frag; /* Fragment number */
__u8 h_i_fsize; /* Fragment size */
__le16 h_i_mode_high;
__le16 h_i_uid_high;
__le16 h_i_gid_high;
__le32 h_i_author;
} hurd2;
struct {
__u8 m_i_frag; /* Fragment number */
__u8 m_i_fsize; /* Fragment size */
__u16 m_pad1;
__u32 m_i_reserved2[2];
} masix2;
} osd2; /* OS dependent 2 */
};
/* * Constants relative to the data blocks */
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1)
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)
备注：EXT2_N_BLOCKS = 15
- 注意：
- ⽂件名属性并未纳⼊到inode数据布局内部。
- inode的⼤⼩⼀般是128字节或者256，我们后⾯统⼀128字节。
- 任何⽂件的内容⼤⼩可以差别，但是属性⼤⼩⼀定是相同的。
三、ext2 ⽂件系统
3.1、宏观认识
我们想要在硬盘上储⽂件，必须先把硬盘格式化为某种格式的⽂件系统，才能存储⽂件。⽂件系统的⽬的就是组织和管理硬盘中的⽂件。在 Linux 系统中，最常⻅的是 ext2 系列的⽂件系统。其早期版本为 ext2，后来⼜发展出 ext3和ext4。 ext3 和 ext4 虽然对 ext2 进⾏了增强，但是其核⼼筹划并没有发⽣厘革，我们仍是以较⽼的 ext2 作为演⽰对象。
ext2⽂件系统将整个分区划分成若⼲个同样⼤⼩的块组 (Block Group)，如下图所⽰。只要能管理⼀个分区就能管理全部分区，也就能管理全部磁盘⽂件。
上图中启动块（Boot Block/Sector）的⼤⼩是确定的，为1KB，由PC标准规定，⽤来存储磁盘分区信息和启动信息，任何⽂件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2⽂件系统的开始。
3.2、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都有着相同的布局构成。
3.3、块组内部构成
3.3.1、超等块（Super Block）
存放⽂件系统本⾝的布局信息，描述整个分区的⽂件系统信息。记录的信息主要有：bolck和inode的总量，未使⽤的block和inode的数目，⼀个block和inode的⼤⼩，近来⼀次挂载的时间，近来⼀次写⼊数据的时间，近来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布局就被破坏了。
超等块在每个块组的开头都有⼀份拷⻉（第⼀个块组必须有，后⾯的块组可以没有）。为了包管⽂ 件系统在磁盘部门扇区出现物理问题的情况下还能正常⼯作，就必须包管⽂件系统的super block信 息在这种情况下也能正常访问。所以⼀个⽂件系统的super block会在多个block group中进⾏备份， 这些super block地区的数据保持⼀致。
3.3.2、GDT（Group Descriptor Table）
块组描述符表，描述块组属性信息，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储⼀个块组的描述信息，如在这个块组中从哪⾥开始是inode Table，从哪⾥开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块另有多少个等等。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷⻉。
// 磁盘级blockgroup的数据布局
/* *
Structure of a blocks group descriptor
*/
struct ext2_group_desc
{
__le32 bg_block_bitmap; /* Blocks bitmap block */
__le32 bg_inode_bitmap; /* Inodes bitmap */
__le32 bg_inode_table; /* Inodes table block*/
__le16 bg_free_blocks_count; /* Free blocks count */
__le16 bg_free_inodes_count; /* Free inodes count */
__le16 bg_used_dirs_count; /* Directories count */
__le16 bg_pad;
__le32 bg_reserved[3];
};
3.3.3、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。
3.3.4、inode位图（Inode Bitmap）
该位图的每个bit表⽰⼀个inode是否空闲可⽤。
注意：删除一个文件的本质是设置对应的inode和block无效。即，将inode Bitmap和Block Bitmap位图对应的bit位由使用标志修改为未使用即可。
3.3.5、i节点表(Inode Table)
- inode：存放⽂件属性如->⽂件⼤⼩，全部者，近来修改时间等。
- 当前分组全部Inode属性的集合。
- 每个组中inode的个数是固定的。
- inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区。
- 因为inode是以区为单位划分的，所以inode分配的时间，只必要确定起始inode即可。
- 当前组的inode除了可以映射当前组的block，还可以映射其他组的block。这样就可以实现大文件的创建了。
- 在一个组中，我们通过inode Bitmap位图来确定某个被使用的inode在该组的inode Table中的数组下标，再用该下标加上该组的起始inode号，就可以得到该inode在全局的inode号。同理，通过全局的inode号我们也可以确定这个inode的具体位置，这样我们就可以通过inode号进行文件查找了，进而实现文件的增删改操纵。
3.3.6、Data Block
数据区：存放⽂件内容，也就是⼀个⼀个的Block。根据差别的⽂件范例有以下⼏种情况：
- 对于平凡⽂件，⽂件的数据存储在数据块中。
- 对于⽬录，该⽬录下的全部⽂件名和⽬录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在该⽂件的inode中。
- 每个组中Block个数是固定的。
- Block 号按照分区划分，不可跨分区。
- Block的分配和inode同理，都是以区为单位划分的，分配时只必要确定起始Block号即可。
- 对Block的查找只必要找到对应的inode即可，因为inode中有当前inode和Block的映射关系。
3.4、inode和datablock映射
- inode内部存在 __le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS]; /* Pointers to blocks */ ，该数组就是⽤来进⾏inode和block映射的。其中，EXT2_N_BLOCKS =15。
- 该数组中前12个位置分别存储了指向前12个块的指针；第13个位置是一级索引指针，也指向一个块，但是该块中不存储数据，而是存储其他块的块号（一个块号是整型，即四字节，一个块是4KB，这样一个块就可以存储1024个块的块号），第14个位置是二级索引指针，指向一个存储块号的块，这个块中的块号所体现的块中也存储的是其他块的块号；第15个位置同理，存储的是三级索引。如下图：
- 分区之后的格式化操纵，就是对分区进⾏分组，在每个分组中写⼊Super Block、GDT、Block Bitmap、Inode Bitmap等管理信息，这些管理信息统称：⽂件系统。
- 只要知道⽂件的inode号，就能在指定分区中确定是哪⼀个分组，进⽽在哪⼀个分组确定是哪⼀个inode。
- 拿到inode⽂件属性和内容就全部都有了。
创建⼀个新⽂件主要有以下4个操纵：
- 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：该⽂件必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如安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毗连起来。
3.5、目次与文件名
问题：
- 我们访问⽂件，都是⽤的⽂件名，没⽤过inode号啊？
- ⽬录是⽂件吗？怎样明白？
答案：
- ⽬录也是⽂件，但是磁盘上没有⽬录的概念，只有⽂件属性+⽂件内容的概念。
- ⽬录的属性不⽤多说，内容保存的是：⽂件名和Inode号的映射关系。
所以，访问⽂件，必须打开当前⽬录，根据⽂件名，得到对应的inode号，然后进⾏⽂件访问。所以，访问⽂件必须要知道当前⼯作⽬录，本质是必须能打开当前⼯作⽬录⽂件，检察⽬录⽂件的 内容！
3.6、路径剖析
问题：打开当前⼯作⽬录⽂件，检察当前⼯作⽬录⽂件的内容?当前⼯作⽬录不也是⽂件吗？我们访问当前⼯作⽬录不也是只知道当前⼯作⽬录的⽂件名吗？要访问它，不也得知道当前⼯作⽬录的inode 吗？
答案：要打开一个目次，就要有该目次的inode，而该目次的inode存储在上级目次的data Block中，所以就必要先打开上级目次，而打开上级目次同理，所以就必要类似于 "递归"式的将路径中的全部目次全部剖析，出口是根目次。这个剖析过程也叫路径的逆向剖析。
答案2：实际上，任何⽂件，都有路径，访问⽬标⽂件，⽐如：/home/swb/code/test/test.c 都要从根⽬录开始，依次打开每⼀个⽬录，根据⽬录名，依次访问每个⽬录下指定的⽬录，直到访问到test.c。这个过程叫做Linux路径剖析。
注意：根⽬录固定⽂件名，inode号，⽆需查找，系统开机之后就必须知道。
路径谁提供？
- 我们访问⽂件，都是指令/⼯具访问，本质是历程访问，历程有CWD！历程提供路径。
- 我们open⽂件，提供了路径。
最开始的路径从哪⾥来？
- Linux 系统启动时，内核会通过引导参数（如 root=）或初始化内存文件系统（initramfs）挂载一个初始的根文件系统。这个根目次 / 是系统中全部路径的绝对出发点。
3.7、路径缓存
问题1：Linux磁盘中，存在真正的⽬录吗？
答案：不存在，只有⽂件。只保存⽂件属性+⽂件内容。
问题2：访问任何⽂件，都要从/⽬录开始进⾏路径剖析？
答案：原则上是，但是这样太慢，所以Linux会缓存汗青路径布局。
问题2：Linux⽬录的概念，怎么产⽣的？
答案：打开的⽂件是⽬录的话，由OS⾃⼰在内存中进⾏路径维护。
Linux中，在内核中维护树状路径布局的内核布局体叫做： struct dentry
struct dentry {
atomic_t d_count;
unsigned int d_flags; /* protected by d_lock */
spinlock_t d_lock; /* per dentry lock */
struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is * negative */
/*
* The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here
* so they all fit in a cache line.
*/
struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */
struct dentry *d_parent; /* parent directory */
struct qstr d_name;
struct list_head d_lru; /* LRU list */
/*
* d_child and d_rcu can share memory
*/
union {
struct list_head d_child; /* child of parent list */
struct rcu_head d_rcu;
} d_u;
struct list_head d_subdirs; /* our children */
struct list_head d_alias; /* inode alias list */
unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */
struct dentry_operations *d_op;
struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */
void *d_fsdata; /* fs-specific data */
#ifdef CONFIG_PROFILING
struct dcookie_struct *d_cookie; /* cookie, if any */
#endif
int d_mounted;
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
};
注意：
- 每个⽂件其实都要有对应的dentry布局，包括平凡⽂件。这样全部被打开的⽂件，就可以在内存中形成整个树形布局。
- 整个树形节点也同时会⾪属于LRU(Least Recently Used，近来最少使⽤)布局中，进⾏节点镌汰。
- 整个树形节点也同时会⾪属于Hash，⽅便快速查找
- 更重要的是，这个树形布局，整体构成了Linux的路径缓存布局，打开访问任何⽂件，都在先在这棵树下根据路径进⾏查找，找到就返回属性inode和内容，没找到就从磁盘加载路径，添加dentry 布局，缓存新路径。
3.8、挂载分区
我们已经可以或许根据inode号在指定分区找⽂件了，也已经能根据⽬录⽂件内容，找指定的inode了，在指定的分区内，我们可以为所欲为了。可是：问题：inode不是不能跨分区吗？Linux不是可以有多个分区吗？我怎么知道我在哪⼀个分区？？？
3.8.1、一个实行
$ dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 #制作⼀个⼤的磁盘块，就当做⼀个分区
$ mkfs.ext4 disk.img # 格式化写⼊⽂件系统
$ mkdir /mnt/mydisk # 建⽴空⽬录
$ df -h # 检察可以使⽤的分区
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 198M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002
$ sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk/ # 将分区挂载到指定的⽬录
$ df -h
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 198M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002
/dev/loop0 4.9M 24K 4.5M 1% /mnt/mydisk
$ sudo umount /mnt/mydisk # 卸载分区
whb@bite:/mnt$ df -h
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 1 98M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002
注意：
/dev/loop0 在Linux系统中代表第⼀个循环设备（loop device）。循环设备，也被称为回环设备或者loopback设备，是⼀种伪设备（pseudo-device），它允许将⽂件作为块设备 （block device）来使⽤。这种机制使得可以将⽂件（⽐如ISO镜像⽂件）挂载（mount）为⽂件系统，就像它们是物理硬盘分区或者外部存储设备⼀样。
3.8.2、结论
- 分区写⼊⽂件系统，⽆法直接使⽤，必要和指定的⽬录关联，进⾏挂载才能使⽤。挂载其实就是为其创建对应的数据布局。
- 所以，可以根据访问⽬标⽂件的"路径前缀"准确判断我在哪⼀个分区。
3.9、文件系统总结
四、软硬链接
4.1、硬链接
从上面的知识我们可以知道，真正找到磁盘上⽂件的并不是⽂件名，⽽是inode。其实在linux中可以让多个⽂件名对应于同⼀个inode。
示例：
file-hard.link 被称为指向⽂件的硬链接。内核记录了这个毗连数，inode 为 666852的硬毗连数为2。我们在删除⽂件时⼲了两件事变：1.在⽬录中将对应的记录删除，2.将硬毗连数-1，如果为0，则将对应的磁盘开释。硬链接数为零之前，文件内容始终存在，所以这个硬链接相当于一份文件备份。删除硬链接直接用 rm 命令就可以。
4.2、软链接
硬链接是通过inode引⽤另外⼀个⽂件，软链接是通过名字引⽤另外⼀个⽂件，但实际上，新的⽂件和被引⽤的⽂件的inode差别，应⽤常⻅上可以想象成⼀个快捷⽅式。在shell中的做法：
删除软链接可以使用 rm 命令，也可以使用unlink 命令。如图：
⽂件的三个时间：(acm)
- Access 最后访问时间。
- Modify ⽂件内容最后修改时间。
- Change 属性最后修改时间。
4.3、软硬链接对比
- 软毗连是独⽴⽂件，它有独立的inode。软链接内容上，保存的是目标文件的路径，相当于Windows上的快捷方式。
- 硬链接只是⽂件名和⽬标⽂件inode的映射关系，没有独立的inode。
- Linux中不允许对目次新建硬链接，防止造成路径有环。( . 和 .. 是特殊情况)
4.4、软硬链接用途
硬链接：
软链接：
五、动态库和静态库
5.1、手动制作静态库
静态库命名必须以lib开头，.a结尾，中央名称恣意起。
情况一：安装到系统里面
首先我们必要先准备好对应的头文件和源文件。(这里源文件指的是 .c 文件)
然后将源文件都编译为.o文件。
一个库中终极可能会对应多个.o文件，所以要将全部的.o文件打包，这里打包.o文件使用 ar 命令，r 选项是将指定文件插入到归档文件中，如果包中已经有同名文件了就进行更换，不存在则新增；c 选项是如果不存在这个归档文件（即包文件），就创建它。
Linux中如果想将我们写的库装到系统中，一般情况下，头文件拷贝到/usr/include/目次下，.a文件拷贝到/lib64/目次下。(其实差别操纵系统中，将别入的库安装到系统中供我们使用，都是在进行拷贝操纵)
添加到系统中后，我们就可以像使用C语言自己的库那样使用我们写的库了，但是如果直接编译生成可执行步伐会有链接错误。这是因为：gcc自己就是用来编译C语言的，所以它可以找到C语言的库，但是对于我们自己写的库或者别人提供的库都属于第三方库，gcc命令是不认识的，我们必要自己指定库文件，指定库文件使用 -l (L 的小写) 选项，后面加的库名必要去掉前缀和后缀，而且每指定一个文件就必要使用一个 -l 选项。如图：
情况二：头文件和库文件与自己的步伐在同一目次中
如下图，头文件和库文件另有我们自己的步伐都在同一目次中，且系统中没有我们写的头文件和库文件。
gcc在查静态库的时间，不会在当前路径下查，会在系统默认放C语言静态库的地方去查，所以这时直接编译，可以找到头文件，但是无法找到库文件。所以我们必要使用 -L 选项，-L 选项的作用是告诉编译器，编译的时间，查找库，除了系统路径，也要在选项后面指明的路径下查找。
情况三：头文件和库文件既不在系统中，也不在步伐目次中
自己的步伐和头文件和库文件的路径关系如下：
<>和 " " 方式引入的头文件分别会在系统路径下和当前路径下查找头文件（" " 先在当前路径下找，如果没有就去系统路径下找） ，但是上图中，头文件既没有在当前路径下，也没有在系统路径下，库文件同样，这时除了必要指定库文件路径还必要指定头文件路径，指定头文件路径使用 -I (i 的大写)选项。
5.2、制作动态库
动态库命名必须以lib开头，.so结尾，中央名称恣意起。
动态库制作：
形成动态库使用的命令是 gcc。如下图（Makefile文件）：
- 1 libmystdio.so:my_stdio.o my_string.o
- 2 gcc -o $@ $^ -shared
- 3 %.o:%.c
- 4 gcc -fPIC -c $<
- 5
- 6 .PHONY:clean
- 7 clean:
- 8 @rm -rf *.so *.o stdc*
- 9 @echo "clean ... done"
- 10
- 11 .PHONY:output
- 12 output:
- 13 @mkdir -p stdc/include
- 14 @mkdir -p stdc/lib
- 15 @cp -f *.h stdc/include
- 16 @cp -f *.so stdc/lib
- 17 @tar -czf stdc.tgz stdc
- 18 @echo "output stdc ... done"
情况一：安装到系统里面
和静态库做法相同，将动态库拷贝到系统的指定路径下（/usr/include/ 和 /lib64/），然后在生成终极可执行时通过 -l (L的小写) 选项指定动态库名称即可，指定的动态库名称必要去掉前缀 lib 和后缀 .so。
情况二：头文件和库文件与自己的步伐在同一目次中
和静态库做法相同，因为头文件在步伐所在的路径中，可以自动找到，我们只必要通过 -L 选项指定库文件路径，-l (L的小写) 选项指定库文件名称即可。
情况三：头文件和库文件既不在系统中，也不在步伐目次中
这里也和静态库做法相同，通过 -I (i 的大写) 指定头文件路径，-L 指定库文件路径，-l (L的小写) 指定库文件名称。
通过上面的方法确实可以形成可执行步伐，但是形成的可执行步伐无法运行，因为动态库不像静态库那样会被编译到代码里面，运行时必要可以或许去找到对应的动态库才行。编译时我们告诉编译器头文件和库文件在哪里，进而完成编译，但是执行步伐时操纵系统的事变，它不知道动态库在哪里。
解决办法：
- 拷贝到系统默认路径下，好比/lib64。OS会去默认路径查找。
- 在系统路径下，为我们的动态库创建软链接（和动态库同名）。
sudo ln -s /home/swb/linux_blog/lesson11/other/stdc/lib/libmystdio.so /lib64/libmystdio.so
- Linux系统中，OS查找动态库还会去环境变量LD_LIBRARY_PATH中指定的路径去查找，所以我们可以将自己的动态库的路径添加到该环境变量中，可以使用 export，但这样是内存级别的，也可以直接导入 .bashrc 文件中，这样就会一直生效了。
export LD_LIBRARY_PATH=$LD_LIBRARY_PATH：自己的动态库的路径
- Linux系统中，/etc/ld.so.conf.d/ 路径中存放着后缀为 .conf 的文件，这些文件中存储着动态库的路径，当必要链接动态库时，系统就会上这些文件指定的路径中查找，所以我们只必要在这个路径中新建一个后缀为 .conf 的文件，在该文件中写入我们自己的动态库的路径即可。最后在执行 ldconfig 命令，让系统重新加载一下这个路径下的全部配置文件即可。
增补知识：
- 同时提供动静态库，默认链接的是动态库，如果想要链接静态库，可以在 gcc 命令中添加 -static 选项。
- 如果我们通过 -static 选项强制进行静态链接，就必须提供对应的静态库。
- 如果我们只提供静态库，但是链接方式是动态的，gcc/g++命令就会针对我们提供的静态库局部性采用静态链接。
5.3、原理上明白动态库（共享库）
无论是动态库还是静态库，本质都是一个文件，当我们运行一个步伐时，它可能会依赖于某些动态库，那么这些动态库就会从磁盘上加载到内存中，并通过历程地址空间中的共享区和页表的映射和历程产生关联，这样在用这个库中的方法时就可以找的到它。如图：
如果有多个历程使用了同一个动态库，那么这个动态库不会加载多份，只必要加载一份即可。差别历程通过共享区和页表的映射，终极找到同一份动态库，并使用它。这样就比静态库要节流空间，这也是为什么动态库也叫做共享库。如图：
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发表于 2025-5-24 05:20:48
