Unix Linux 程式設計實踐教程第四章習題

tips: 答案僅供參考，不保證正確

4 .1

這個硬體位置一般稱作chs位址，既磁頭數（heads）、柱面數（cylinders）、 扇區數（sectors），而在系統中描述資料所在的區塊稱作lba(邏輯區塊位址)，這種定址方式把硬碟看成乙個大的陣列，每乙個資料塊有乙個編號。兩個位址進行轉換時要注意：由於系統在寫入資料時是按照從柱面到柱面的方式，在上乙個柱面寫滿資料後才移動磁頭到下乙個柱面，並從柱面的第乙個磁頭的第乙個扇區開始寫入，從而使磁碟效能最優，所以，在對物理扇區進行線性編址時，也按照這種方式進行。即把第一柱面（0柱）第一磁頭（0面）的第一扇區（1扇區）編為邏輯「0」扇區，把第一柱面（0柱）第一磁頭（0面）的第二扇區（2扇區）編為邏輯 「1」 扇區，直至第一柱面（0柱）第一磁頭（0面）的第63扇區（63扇區）編為邏輯「62」扇區，然後轉到第一柱面（0柱）第二磁頭（1面）的第一扇區（1扇區），接著上面編為邏輯 「63」 扇區，0柱面所有扇區編號完畢後轉到1柱面的0磁頭1扇區，依次往下進行，直至把所有的扇區都編上號。從這個關係就可以推測出lba到chs的轉換公式：這裡規定用c表示當前柱面號，h表示當前磁頭號，s表示當前扇區號，cs表示起始柱面號，hs表示起始磁頭號，ss表示起始扇區號，ps表示每磁軌扇區數，ph表示每柱面磁軌數。

c=lba div (ph﹡ps) + cs

h=(lba div ps) mod ph + hs

s=lba mod ps + ss

4.2檢視資料塊的大小，我檢視後是4096位元組：

stat -f .

df --block-size=4096

df -i

inode bitmap: inode 位圖，用二進位制的方式記錄了 inode 的使用情況，比如 inode 是否空閒等。

block bitmap: 塊點陣圖，型別 inode 位圖，用二級制記錄塊的使用情況，當查詢或建立檔案時，會掃瞄此位圖來尋找空閒 inode 號對應的塊。

bitmap中，每乙個bit表示乙個塊，為 1 表示該塊已用，為 0 表示該塊空閒可用。

4.5不會

4.6在ext2檔案系統上，結構體ext2_inode_info中定義了資料塊列表i_data[15]，在ext4檔案系統中，結構體ext4_inode中定義了資料塊列表i_block[ext4_n_blocks]，其中ext4_n_blocks也是15，共有12個直接塊，一級、二級、**間接快各乙個。

使用df命令可以檢視檔案系統資訊，找到系統根目錄所在磁碟，我這裡是sda7，然後通過

dumpe2fs /dev/sda7

乙個索引位址是4個位元組，那麼乙個間接塊可以存放1024個資料塊，在加上12個直接塊，最大可以表示4144kb的檔案

4.7目錄的鏈結數指的是目錄的硬鏈結，即目錄有多少個別名，建立目錄時，缺省會生成兩個目錄項：.和..。前者的 inode 號碼就是當前目錄的 inode 號碼，等同於當前目錄的"硬鏈結"；後者的 inode 號碼就是當前目錄的父目錄的 inode 號碼，等同於父目錄的"硬鏈結"。所以，任何乙個目錄的"硬鏈結"總數，總是等於2加上它的子目錄總數（含隱藏目錄）。

4.8在我的 deepin 中無法進行此操作，而且如果給目錄建立硬鏈結可能造成死迴圈，比如在乙個目錄下建立乙個硬鏈結指向該目錄，那麼便利的時候就會造成死迴圈。

4.9顯示 mount point /home2 does not exist

可以裝載，裝載後裝載點下的子目錄和檔案消失，umount 後子目錄和檔案又恢復了。

4.10

為了防止偶然發生的誤刪事件，unix/linux 關於 rmdir 加了兩條規則：第一條規則是不能移除非空的目錄；第二條規則是不能刪除工作目錄和根目錄之間的任何目錄，工作目錄就是你當前所在的目錄，刪除工作目錄相當於你坐在一顆樹上，卻要把坐著的樹枝砍掉一樣，這顯然是不合理的。

4.11

硬碟通常由重疊的一組碟片構成，每個盤面都被劃分為數目相等的磁軌，並從外緣的「0」開始編號，具有相同編號的磁軌形成乙個圓柱，稱之為磁碟的柱面。磁碟的柱面數與乙個盤面上的磁軌數是相等的。由於每個盤面都有自己的磁頭，因此，盤面數等於總的磁頭數。

4.12

mke2fs格式化工具的預設策略是乙個塊組有多少個 8kb 就分配多少個 inode。但是資料塊的大小可能不是 8kb，比如是 1kb，那麼 inode 的數量就小於資料塊。如果平均每個檔案的大小是8kb，當分割槽存滿的時候inode表會得到比較充分的利用，資料塊也不浪費。如果這個分割槽存的都是很大的檔案（比如電影），則資料塊用完的時候inode 會有一些浪費，如果這個分割槽存的都是很小的檔案（比如源**），則有可能資料塊還沒用完 inode 就已經用完了，資料塊可能有很大的浪費。

4.13

假設假設乙個路徑是 /opt/file，則查詢的順序是：

讀出 inode 表中第2項，也就是根目錄的 inode，從中找出根目錄資料塊的位置

從根目錄的資料塊中找出檔名為 opt 的記錄，從記錄中讀出它的 inode 號

讀出 opt 目錄的 inode，從中找出它的資料塊的位置

從 opt 目錄的資料塊中找出檔名為 file 的記錄，從記錄中讀出它的 inode號

讀出 file 檔案的 inode

填充 stat 結構體並返回

Unix Linux程式設計實踐教程 pwd

created by eddie on 2020 3 16.include include include include include include include ino t get inode char fname return info.st ino void inum to name ...

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從最開始的who命令，然後cp，ls，pwd等等，都是根據這是什麼？能幹什麼？怎麼實現的？由這三個問題來驅動程式設計學習。這三個命令其實也是大同小異，拋開具體的業務邏輯功能，其本質就是對相關的檔案 或者是目錄 進行讀取操作，然後獲取其中的相關屬性，在進行相關的邏輯操作。大致的過程還是梳理下。首先是開...

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