業(yè)務(wù)背景：存在兩個進(jìn)程，進(jìn)程A生成文件file，然后將其mv到一個新的文件fileA，進(jìn)程B在需要的時候會取讀取文件fileA。如果在進(jìn)程B讀取文件的時候，進(jìn)程A在進(jìn)行mv的操作，那么這個操作是否對進(jìn)程B讀取文件生成影響呢？會產(chǎn)生什么結(jié)果？

如下圖所示：

在闡述該問題之前，首先講解下mv的操作和fopen()函數(shù)等對文件的操作的基本原理。那么首先需要初步的了解下Linux的文件系統(tǒng)中所涉及到的一些基礎(chǔ)知識，比如說Linux文件系統(tǒng)組件的體系結(jié)構(gòu)，VFS， i節(jié)點(diǎn)，元數(shù)組等概念。

1．Linux文件系統(tǒng)體系結(jié)構(gòu)

如圖1為Linux文件系統(tǒng)組件的體系結(jié)構(gòu)：

其中用戶空間包含一些應(yīng)用程序(例如，文件系統(tǒng)的使用者)和 GNU C 庫(glibc)，它們?yōu)槲募到y(tǒng)調(diào)用(打開、讀取、寫和關(guān)閉)提供用戶接口。系統(tǒng)調(diào)用接口的作用就像是交換器，它將系統(tǒng)調(diào)用從用戶空間發(fā)送到內(nèi)核空間中的適當(dāng)端點(diǎn)。

VFS 是底層文件系統(tǒng)的主要接口。這個組件導(dǎo)出一組接口，然后將它們抽象到各個文件系統(tǒng)，各個文件系統(tǒng)的行為可能差異很大。有兩個針對文件系統(tǒng)對象的緩存(inode 和 dentry)。它們緩存最近使用過的文件系統(tǒng)對象。文件系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)(比如 ext2、JFS 等等)導(dǎo)出一組通用接口，供 VFS 使用。緩沖區(qū)緩存會緩存文件系統(tǒng)和相關(guān)塊設(shè)備之間的請求。例如，對底層設(shè)備驅(qū)動程序的讀寫請求會通過緩沖區(qū)緩存來傳遞。這就允許在其中緩存請求，減少訪問物理設(shè)備的次數(shù)，加快訪問速度(緩存的目的)。以最近使用(LRU)列表的形式管理緩沖區(qū)緩存。注意，可以使用 sync 命令將緩沖區(qū)緩存中的請求發(fā)送到存儲媒體(迫使所有未寫的數(shù)據(jù)發(fā)送到設(shè)備驅(qū)動程序，進(jìn)而發(fā)送到存儲設(shè)備)。具體的信息可以參考IBM develop的《Linux 文件系統(tǒng)剖析》，鏈接為http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-linux-filesystem/

Linux文件系統(tǒng)下如何讀取文件：VFS采用了一組數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來描述文件系統(tǒng)，這些數(shù)據(jù)有超級塊、inode、dentry和數(shù)據(jù)塊。Linux版本較多，文件系統(tǒng)也不同，但是對于linux系統(tǒng)，其基本結(jié)構(gòu)還是一致的，都會包含引導(dǎo)塊、超級快，目錄項(xiàng)i節(jié)點(diǎn)表、數(shù)據(jù)區(qū)等幾個部分。

1) 引導(dǎo)塊：位于文件卷最開始的第一扇區(qū)，這512字節(jié)是文件系統(tǒng)的引導(dǎo)代碼，為根文件系統(tǒng)所特有，其他文件系統(tǒng)這512字節(jié)為空。

2) 超級塊：位于文件系統(tǒng)第二扇區(qū)，緊跟引導(dǎo)塊之后，用于描述本文件系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)。如i節(jié)點(diǎn)長度、文件系統(tǒng)大小等。

3) 目錄項(xiàng)：Unix所有文件均存放于目錄中，目錄本身也是一個文件。目錄存放文件的機(jī)制如下: 首先，目錄文件本身也象普通文件一樣，占用一個索引節(jié)點(diǎn); 其次，由這個索引節(jié)點(diǎn)得到目錄內(nèi)容的存放位置; 再次，從其內(nèi)容中取出一個個的文件名和它對應(yīng)的節(jié)點(diǎn)號，從而訪問一個文件。

4) i節(jié)點(diǎn)：i節(jié)點(diǎn)表存放在超級塊之后，其長度是由超級塊中的s_isize字段決定的，其作用是用來描述文件的屬性、長度、屬主、屬組、數(shù)據(jù)塊表等

Linux會為每一個文件分配一個唯一的inode節(jié)點(diǎn)。而dentry是實(shí)現(xiàn)了文件名和inode編號的映射，當(dāng)然還有其他的功能。在linux中，文件的文件名、文件屬性、文件內(nèi)容是分別存儲的：文件名存放在目錄項(xiàng)(即dentry)中，文件屬性存放在inode中，文件內(nèi)容存放在數(shù)據(jù)塊中。Linux在查找操作文件系統(tǒng)中的文件時，首先先讀取超級塊信息，找到文件名對應(yīng)的inode，然后根據(jù)inode找到磁盤中的文件，進(jìn)而根據(jù)inode中的信息來完成文件的各種操作。也就是說，Linux通過inode來尋找磁盤中的文件，而不是通過文件名來尋找的。這就是Linux操作文件時的一個大致過程，當(dāng)然具體情況要比這復(fù)雜。

inode的結(jié)構(gòu)：? inode 編號

? 用來識別文件類型，以及用于 stat C 函數(shù)的模式信息

? 文件的鏈接數(shù)目

? 屬主的 UID

? 屬主的組 ID (GID)

? 文件的大小

? 文件所使用的磁盤塊的實(shí)際數(shù)目

? 最近一次修改的時間

? 最近一次訪問的時間

? 最近一次更改的時間

需要注意的是：inode本身并不記錄文件名，而是記錄文件的相關(guān)的屬性(在上文提到過的那些屬性)，文件名則記錄在目錄所屬的塊區(qū)域。正因?yàn)檫@個原因，使得如果Linux讀取一個文件的內(nèi)容，就要先由根目錄/獲取該文件的上層目錄所在的inode，再由該目錄所記錄的的文件關(guān)聯(lián)性獲取該文件的inode，最后通過inode內(nèi)提供的塊指針來獲取最終的文件內(nèi)容。

可以看到i節(jié)點(diǎn)中包含了大多數(shù)于文件有關(guān)的信息：文件的類型，文件的訪問權(quán)限，文件所占用的數(shù)據(jù)塊的指針等。接下來我們可以認(rèn)識下這個常聽說的文件的inode節(jié)點(diǎn)，并且闡述mv操作對文件的inode影響。

如圖2為磁盤、分區(qū)和文件系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)圖

通用文件模型由下列對象類型組成：

? 超級塊(superblock)對象: 存放系統(tǒng)中已安裝文件系統(tǒng)的有關(guān)信息。對于基于磁盤的文件系統(tǒng)，這類對象通常對應(yīng)于存放在磁盤上的文件系統(tǒng)控制塊,也就是說,每個文件系統(tǒng)都有一個超級塊對象.

? 索引節(jié)點(diǎn)(inode)對象: 存放關(guān)于具體文件的一般信息。對于基于磁盤的文件系統(tǒng)，這類對象通常對應(yīng)于存放在磁盤上的文件控制塊(FCB),也就是說,每個文件都有一個索引節(jié)點(diǎn)對象。每個索引節(jié)點(diǎn)對象都有一個索引節(jié)點(diǎn)號,這個號唯一地標(biāo)識某個文件系統(tǒng)中的指定文件。

? 目錄項(xiàng)(dentry)對象: 存放目錄項(xiàng)與對應(yīng)文件進(jìn)行鏈接的信息。VFS把每個目錄看作一個由若干子目錄和文件組成的常規(guī)文件。例如，在查找 路徑名/tmp/test時 , 內(nèi)核為 根目錄“/ ”創(chuàng)建一個目錄項(xiàng)對象, 為根目錄下的 tmp項(xiàng)創(chuàng)建一個第二級目錄項(xiàng)對象，為 /tmp 目錄下的test項(xiàng)創(chuàng)建一個第三級目錄項(xiàng)對象。

? 文件(file)對象: 存放打開文件與進(jìn)程之間進(jìn)行交互的有關(guān)信息。這類信息僅當(dāng)進(jìn)程訪問文件期間存在于內(nèi)存中詳細(xì)信息可以參考《UNIX環(huán)境高級編程》的第四章《文件和目錄》和《深入分析Linux內(nèi)核源碼》。

2. mv在同一個分區(qū)之內(nèi)是執(zhí)行的rename的操作，不會更改i節(jié)點(diǎn)的信息。

首先可以通過常用的命令，如ls -li，stat等命令來認(rèn)識下inode節(jié)點(diǎn)。

2.1)首先可以通過，df命令來查看磁盤的分區(qū)，如下操作：

//用df -i來查一下磁盤空間

# df -i

Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on

/dev/sda1 7913472 126186 7787286 2% /

2.2)然后可以通過ls -li查看i節(jié)點(diǎn)的信息,如以下操作中會在第一列中顯示文件的inode的編號。

//ls -li來查一個文件的inumber

#ls -i /bin/ping

1032194 -rwsr-xr-x 1 root root 33272 Apr 14 2006 /bin/ping

2.3)進(jìn)一步，可以通過stat來查文件的信息。該顯示的信息會比較多，其中stat結(jié)構(gòu)中大多數(shù)的信息都是來自i節(jié)點(diǎn)，只有兩項(xiàng)數(shù)據(jù)是存放在目錄項(xiàng)當(dāng)中：文件名和i節(jié)點(diǎn)的編號。

# stat /bin/ping

File: `/bin/ping'

Size: 33272 Blocks: 80 IO Block: 4096 regular file

Device: 801h/2049d Inode: 1032194 Links: 1

Access: (4755/-rwsr-xr-x) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root)

Access: 2009-08-04 11:13:08.000000000 +0800

Modify: 2006-04-14 21:16:26.000000000 +0800

Change: 2009-07-01 14:04:44.000000000 +0800

2.4)mv對inode的影響:

如果mv命令的目標(biāo)和源文件所在的分區(qū)相同：

1)使用新文件名建立目錄項(xiàng)(dentry)，將新文件名稱對應(yīng)到inode 編號；

2)解除與舊目錄項(xiàng)的鏈接；

需要注意的是：該操作對inode表沒有影響(除時間戳)，對數(shù)據(jù)的位置也沒有影響，不移動任何數(shù)據(jù)。只需要構(gòu)造一個現(xiàn)有i節(jié)點(diǎn)的新目錄項(xiàng)，并解除和舊目錄項(xiàng)的鏈接。在實(shí)踐中也能得知：不論文件有多大，執(zhí)行mv的時間都是“瞬間”完成。

2.5)查看到i節(jié)點(diǎn)的信息并未改變：

通過ls –li或者stat filename來查看具體的信息，如實(shí)際的例子：如下圖3所示，通過mv操作之后，并不會改變i節(jié)點(diǎn)的信息。

2.6)通過strace mv a b來追蹤mv的實(shí)現(xiàn)機(jī)制。如下圖4所示，其中該例子中，原有的a,b文件都是存在。

2.7)strace mv a b，如下圖5所示，其中b文件是不存在的。

從上述圖中可以得出，mv操作并不改變i節(jié)點(diǎn)的編號，并且其實(shí)現(xiàn)是通過rename的機(jī)制來實(shí)現(xiàn)的。

2.8) 通過mv的源碼來查看其信息。可以查看(coreutils-8.9)的源碼。

mv操作是針對cp_options這個結(jié)構(gòu)體，其中該結(jié)構(gòu)體中的move_mode決定了方式。即判斷是否在一個分區(qū)內(nèi)，如下示意圖為調(diào)用的信息。

在mv.c中movefile->do_move->copy,在movefile中傳入了cp_options的結(jié)構(gòu)體，并通過move_mode來決定是進(jìn)行rename還是read和write的方式。

結(jié)論：由以上對inode的實(shí)踐，并通過strace來追蹤mv的實(shí)現(xiàn)機(jī)制、mv的源碼，可以得出在同一個分區(qū)中，mv實(shí)際進(jìn)行的是rename操作。接下來本文將講述rename的實(shí)現(xiàn)。

3. rename是一種原子操作

“Rename是一種原子操作”，如果要將這個問題講述清楚，則需要講到的是“Linux文件系統(tǒng)中元數(shù)據(jù)的加鎖機(jī)制與組織方式”。

在Linux系統(tǒng)中，需要對元數(shù)據(jù)進(jìn)行加鎖，元數(shù)據(jù)操作是一種事務(wù)操作，需要滿足原子性，一致性，獨(dú)立性和持久性。為了解決這種元數(shù)據(jù)操作帶來的一致性的問題和多個元數(shù)據(jù)操作的交互和重疊的問題，采用加鎖的方式。

如：操作1，在目錄a下創(chuàng)建了b, 遞增目錄 a 的 nlink 值，操作2刪除目錄a,如果并發(fā)的進(jìn)行就會出問題，但是如果通過加鎖的方式，先對a進(jìn)行加鎖，再解鎖，就是一種串行的執(zhí)行，則不會出現(xiàn)問題。

如圖6元數(shù)據(jù)操作的死鎖所示：如果此時系統(tǒng)中沒有相應(yīng)的加鎖機(jī)制對元數(shù)據(jù)操作進(jìn)行互斥，那么當(dāng)操作①創(chuàng)建了對象 b 以后，接下來操作②有可能就將目錄 a 刪除了，當(dāng)操作①要遞增目錄 a 的 nlink 值時，就會發(fā)現(xiàn)沒有可操作的對象了，于是操作出錯。

加鎖能夠帶來一定的優(yōu)勢，但是會引發(fā)新的問題：即死鎖的問題。需要注明的一個問題是元數(shù)據(jù)的加鎖操作基本上都是由其虛擬文件系統(tǒng)(VFS)來規(guī)定的，這樣做的好處是可以統(tǒng)一管理所有元數(shù)據(jù)操作的加鎖機(jī)制，底層的具體文件系統(tǒng)可以不理會這些問題，只需要按照 VFS 的調(diào)用來執(zhí)行對元數(shù)據(jù)的操作。

為了防止死鎖的問題：Linux也做了一些規(guī)定：即在VFS中，對于大多數(shù)的元數(shù)據(jù)操作，可以通過制定統(tǒng)一的加鎖順序來避免死鎖的發(fā)生。這個順序是：先對父目錄加鎖，再對要操作的對象(目錄或文件)加鎖。但是rename和link是除外的。如圖7所示，仍然不能夠解決mv操作的死鎖問題。

為了解決這個問題：Linux規(guī)定同一時間只能有一個rename的操作，當(dāng)然這個是針對同一個文件系統(tǒng)內(nèi)的，該實(shí)現(xiàn)機(jī)制也是通過加鎖來實(shí)現(xiàn)的。具體信息可以參考IBM develop上的《Linux文件系統(tǒng)中元數(shù)據(jù)的加鎖機(jī)制與組織方式》，鏈接為：http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-cn-fsmeta/

繼續(xù)看mv的操作實(shí)現(xiàn)原理，如圖8所示，解釋剛才出現(xiàn)的問題：

總結(jié)mv操作的實(shí)現(xiàn)過程：

1) 如果通過stat返回與此命名文件有關(guān)的信息結(jié)構(gòu)，lstat函數(shù)類似于stat，但是當(dāng)命名的文件是一個符號鏈接時，lstat返回該符號鏈接的有關(guān)信息，而不是由該符號鏈接引用文件的信息。

2) 通過access文件b(W_OK)，查看文件b是否有寫入的權(quán)限。對于access，它會檢查是否可以讀/寫某一已存在的文件。參數(shù)mode有幾種情況組合， R_OK，W_OK，X_OK 和F_OK。R_OK，W_OK與X_OK用來檢查文件是否具有讀取、寫入和執(zhí)行的權(quán)限。由于access只作權(quán)限的核查，并不理會文件形態(tài)或文件內(nèi)容。

3) 進(jìn)行rename的重命名操作。

注意：rename操作可以根據(jù)所操作的為文件還是目錄項(xiàng)，分為幾種情況，由于本文的業(yè)務(wù)背景，目前只是討論所操作的為文件的情況，所以不將詳細(xì)闡述，具體的可以參考《UNIX環(huán)境高級編程》中第四章的內(nèi)容，對于rename操作，其原型為：

int rename(const char * oldname,const char * newname)

需要說明的是：如果newname已經(jīng)存在，且為文件的，則先將該目錄項(xiàng)刪除，然后將oldname更名為newname，若newname不存在，則只需要進(jìn)行更名即可。

4. fopen()和fclose()操作

在Linux中，進(jìn)程是通過文件描述符(file descriptors，簡稱fd)而不是文件名來訪問文件的，文件描述符實(shí)際上是一個整數(shù)。文件名的信息是存在文件的目錄項(xiàng)當(dāng)中。其中文件位置是比較重要的一個參數(shù)，每個文件都有一個32位的數(shù)字來表示下一個讀寫的字節(jié)位置，根據(jù)這個位置來決定了文件的寫入和讀出。為了描述打開的位置，Linux中專門用了一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)file來保存打開文件的文件位置，這個結(jié)構(gòu)稱為打開的文件描述(open file description)。這個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的與進(jìn)程的聯(lián)系非常緊密。

file結(jié)構(gòu)中主要保存了文件位置，此外，還把指向該文件索引節(jié)點(diǎn)的指針也放在其中。

file結(jié)構(gòu)在include\linux\fs.h中定義如下：

struct file

{

struct list_head f_list; /*所有打開的文件形成一個鏈表*/

struct dentry *f_dentry; /*指向相關(guān)目錄項(xiàng)的指針*/

struct vfsmount *f_vfsmnt; /*指向VFS安裝點(diǎn)的指針*/

struct file_operations *f_op; /*指向文件操作表的指針*/

mode_t f_mode; /*文件的打開模式*/

loff_t f_pos; /*文件的當(dāng)前位置*/

unsigned short f_flags; /*打開文件時所指定的標(biāo)志*/

unsigned short f_count; /*使用該結(jié)構(gòu)的進(jìn)程數(shù)*/

unsigned long f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin;

/*預(yù)讀標(biāo)志、要預(yù)讀的最多頁面數(shù)、上次預(yù)讀后的文件指針、預(yù)讀的字節(jié)數(shù)以及

預(yù)讀的頁面數(shù)*/

int f_owner; /* 通過信號進(jìn)行異步I/O數(shù)據(jù)的傳送*/

unsigned int f_uid, f_gid; /*用戶的UID和GID*/

int f_error; /*網(wǎng)絡(luò)寫操作的錯誤碼*/

unsigned long f_version; /*版本號*/

void *private_data; /* tty驅(qū)動程序所需 */

};

fopen在打開文件時是根據(jù)文件名，之后的fread，fwrite等操作都是根據(jù)文件描述符進(jìn)行的。Linux中對文件的加鎖，一般有flock()，fcntl()等機(jī)制，單純的fopen和fread和fwrite是不會對文件進(jìn)行加解鎖的。fclose函數(shù)關(guān)閉了文件的流，實(shí)際是進(jìn)行了一個寫文件的操作。 文件內(nèi)容寫入失敗，這時fclose函數(shù)就會出錯，如果寫權(quán)限不存在或者是超過了大小才會失敗，所以一般情況下，fclose失敗的概率也是很小的。而在調(diào)用fclose關(guān)閉一個打開的流，在文件被關(guān)閉之前，沖洗緩沖區(qū)中的輸出的數(shù)據(jù)。丟棄緩沖區(qū)中的任何輸入數(shù)據(jù)，如果標(biāo)準(zhǔn)I/O庫已經(jīng)為該流自動分配了一個緩沖區(qū)，則釋放此緩沖區(qū)。

5.擴(kuò)展：在業(yè)務(wù)中存在的各種操作的結(jié)果現(xiàn)象以分析

通過實(shí)驗(yàn)查看一下四種情況，該實(shí)現(xiàn)是基于進(jìn)程見的。

操作1

1) 進(jìn)程A：fopen fileA， sleep 10

2) 進(jìn)程B：mv fileB fileA

3) 進(jìn)程A：fclose fileA

結(jié)果：在mv完成之后，立即可以看到fileA中的文件已經(jīng)變?yōu)榱薴ileB，fclose成功。

操作2

1)進(jìn)程A：fopen fileA, sleep 10

2)進(jìn)程B：mv fileA fileB

3)進(jìn)程A：fclose fileA

結(jié)果：在mv完成之后，fileA文件已不存在，僅有fileB文件，且fileB文件的內(nèi)容為原來fileA文件的內(nèi)容。關(guān)閉文件fclose成功。

操作3

1)進(jìn)程A：fopen fileA, 通過fwrite寫入到文件的一行之后進(jìn)行sleep

2)進(jìn)程B：mv fileB fileA

3)進(jìn)程A：fclose fileA

結(jié)果：在mv完成之后，可以立即看到fileA中的內(nèi)容變?yōu)榱薴ileB，而且當(dāng)寫文件操作完成之后，也可以看到fileA中文件仍然為fileB，且關(guān)閉文件fileB依然是成功的。

原因： mv僅僅是rename操作。fopen寫入的是磁盤位置，所以雖然mv使得文件名變了但是磁盤位置并沒有變還是可以寫入并關(guān)閉正常。在mv fileB fileA之后。fopen還是打開的原來的fileA文件(已經(jīng)不能被文件系統(tǒng)索引到)的磁盤位置，寫入操作也還是在那塊進(jìn)行，fclose由于是可以寫入文件就是成功故其返回值也是正確的。但在這之后查看fileA文件實(shí)際上是查看的原來的fileB文件，而并不是原來的fileA文件。

以上描述的原因可以參考下圖對于mv的解釋

操作4

1)fopen fileA, 寫入到文件的一行后,sleep

2)mv fileA fileB

3)fclose fileA

結(jié)果：當(dāng)mv完成之后，可以看到文件fileA已經(jīng)不存在，當(dāng)fclose之后，可以看到fileB當(dāng)中的內(nèi)容為寫入的內(nèi)容。

原因： fopen()和fclose()都是對磁盤空間做操作的，并不記錄文件名。Mv僅是rename操作，并沒有對磁盤做實(shí)際意義的操作。問題點(diǎn)：fopen(), fwrite(), fclose()都是帶緩存，比如在執(zhí)行文件讀操作的時候，從磁盤文件將數(shù)據(jù)先讀入內(nèi)存“緩沖區(qū)”，裝滿之后再從內(nèi)存“緩沖區(qū)”依次讀入接收的變量。執(zhí)行文件寫操作的時候，先將數(shù)據(jù)寫入到內(nèi)存的“緩沖區(qū)”中。待緩沖區(qū)裝滿之后再寫入到文件中。

于是對上述的3,4實(shí)驗(yàn)，希望每次寫入文件時候，及時的刷新到磁盤上，并重新進(jìn)行了實(shí)驗(yàn)。沒寫入一行進(jìn)行fflush(fp)進(jìn)行刷新。發(fā)現(xiàn)結(jié)果和上述一致，不同之處是在于由于刷新之后會及時將文件的內(nèi)容寫入到文件中，可以看到在寫的過程當(dāng)中文件的大小是逐漸遞增的。而不帶緩沖的時候，知道flose執(zhí)行完畢才將寫入的內(nèi)容一次性寫入到磁盤當(dāng)中。

接

著，做了如下的實(shí)驗(yàn)，采用open()和write()等unix標(biāo)準(zhǔn)的函數(shù)進(jìn)行。

區(qū)別：fopen()和open()等函數(shù)區(qū)別，fopen等是ANSIC標(biāo)準(zhǔn)中的C語言庫函數(shù)，在不同的系統(tǒng)中調(diào)用不同的內(nèi)核API, open()，close()，write()，read()是標(biāo)準(zhǔn)的UNIX函數(shù)，參數(shù)不是指向文件的指針，而是指向文件的句柄,并且是不帶緩沖的。因此以上的實(shí)驗(yàn)將fopen換成open,fclose換成close,在實(shí)驗(yàn)中可以看到，在通過write寫入的時候，可以看到文件的大小是遞增的，說明是直接寫入到磁盤空間上的。

重新嘗試上述的3，4實(shí)驗(yàn)，將fwrite()改為write(),fclose()改為close()。

操作3.1

1)open fileA, 寫入到文件的一行之后進(jìn)行sleep

2)mv fileB fileA

3)close fileA

結(jié)果：執(zhí)行完mv fileB fileA之后，文件fileA的內(nèi)容立即為fileB文件的內(nèi)容，而且close文件也是成功的。

操作4.2

1)open fileA, 寫入到文件的一行之后進(jìn)行sleep

2)mv fileA fileB

3)close fileA

結(jié)果：執(zhí)行完mv fileB fileA之后，由于A中已經(jīng)有了部分的內(nèi)容，可以看到fileB中文件的內(nèi)容成為fileA文件的內(nèi)容，文件關(guān)閉也是成功的。

由上述的實(shí)驗(yàn)當(dāng)中可以看到：是否帶緩沖的機(jī)制不會影響上述的結(jié)果。

原因：緩沖機(jī)制的作用是提高IO的讀寫速度，但是fopen之后文件的寫入還是根據(jù)i節(jié)點(diǎn)的位置來實(shí)現(xiàn)的，故還是會產(chǎn)生如上的結(jié)果。

6.結(jié)論

就之前提到的業(yè)務(wù)情況，進(jìn)程B在讀取文件的時候，進(jìn)程A在進(jìn)行mv的操作，那么這個操作不會對進(jìn)程B讀取文件生成影響。由于讀取文件都是根據(jù)文件名操作，并且mv操作是原子操作，故每次mv之后，都讀得是“新的”文件。

總之，分析此類問題的關(guān)鍵在于理解mv和fopen操作的區(qū)別和本質(zhì)。mv是對文件名操作的，文件名屬性記錄在目錄項(xiàng)中。fopen雖然打開是關(guān)聯(lián)文件名的，單在打開之后是對真正的磁盤做操作，和文件名無關(guān)。

作者：zjchao

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的linux+不同分区mv,mv操作深入浅出的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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