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首先回顾一下我们之前写的各种gcc指令用来执行程序#xff1a; 可以看见非常繁琐#xff0c;两个文件就要写这么多#xff0c;那要是成百上千岂不完蛋。
所以为了简化工作量#xff0c;很自然的想到了将这些命令放在一起使用脚本文件来一键执行#xff0c…增量编译概念
首先回顾一下我们之前写的各种gcc指令用来执行程序 可以看见非常繁琐两个文件就要写这么多那要是成百上千岂不完蛋。
所以为了简化工作量很自然的想到了将这些命令放在一起使用脚本文件来一键执行每回要编译运行就调用这个脚本文件把这些命令从头到尾执行一遍即可。
但有问题这个脚本文件是按顺序执行的有一种可能是main.c和add.c是两个人写的如果一个文件更改了另外一个没有但是执行脚本的时候依然会将没有修改过的代码重复编译这会浪费大量的时间而对于企业里的编译动辄都是几十个小时起步所以这个时间是必须要减少的。
我们力求没有改动的代码文件就不要浪费时间去编译了这就叫做增量编译。
makefile工程项目管理器
makefile原理
为了实现具有增量编译这种特性的脚本文件makefile应运而生。
那么makefile是怎么实现增量编译生成代码的呢
makefile依靠“目标-依赖”这种关系去管理程序编译运行的各个文件之间的关系因为其实仔细看如上图所示每个最终程序的可执行文件都是由若干个子文件编译而来组成的关系就很像一种树形结构那么我们就可以通过对比如文件更新时间的早晚或者其它的什么特性来决定该文件是不是应该再次被编译这就是makefile的工作原理。
makefile实现
首先makefile的名字必须是Makefile或者makefile不能是其它名字。
其次makefile本质是一种规则的集合目标文件只能有一个而依赖文件可以有0到多个即“目标——依赖”关系。那么我们就必须要写清楚从某一个依赖到达某一个目标文件之间需要通过什么命令达到每个命令之前必须要用一个tab键来开头否则报错。
举例如上图中main就是目标文件而add.o和main.o就是依赖文件而对于add.o文件和add.c文件来说add.o就是目标文件而add.c就是依赖文件很明显从add.c到达add.o要通过gcc -c的命令到达这个就必须要在脚本文件里写清楚。
但是命令很多从哪儿开始写
首先把最终生成的文件作为第一个规则的目标。
其它的随便写都一样。
makefile实战
还是我们之前的老代码 main.c:
#include stdio.h2 int add(int,int); 3 int main(){4 print(add(3,4) %d\n,add(3,4));5 }
add.c: 1 int add(int lhs,int rhs){2 return lhs rhs; 3 }
现在这两个文件都有了来写一个makefile文件 1 main:main.o add.o2 gcc main.o add.o -o main3 main.o:main.c4 gcc -c main.c -o main.o5 add.o:add.c6 gcc -c add.c -o add.o 对makefile文件编写的语法要求说明 首先肯定是写最终要生成的可执行程序作为第一个规则的目标本例中是main所以main:main.o add.o 冒号表示目标文件与依赖文件之间的关系中间没有空格依赖文件是用来编译生成main的所以由main.o 和 add.o 然后空一个tab键的长度写上对应的依赖与目标之间对应的编译命令。 剩下的以此类推除了第一个目标规则剩下的文件顺序都是随便写谁先谁后都无所谓。 现在我们执行编译程序就不用再写那么多命令只要当前目录存在这么一个makefile文件我们就直接输入make就可以完成编译 可以看见程序正确执行。
我们再次make 是不是符合我们之前说的因为并没有更新依赖的子文件比如main.c和main.o之间是有依赖关系的但是因为main.o是由main.c编译过来的所以肯定是main.o更新一些目标文件比依赖文件更新所以这里并没有再次编译add.c与add.o同理。
那如果我们改一下add.c的文件修改时间呢用touch命令摸一下它就会触发该文件的时间更新此时我们再来make一下 从上图可以看到因为我们更新了add.c文件这意味着add.c比目标文件add.o更新所以这里触发编译而编译后的add.o比main更新所以这里一样要触发编译而main.c和main.o以及main三者之间并未触发编译这就实现了我们的增量编译要求。
make命令后面可跟参数
make后面可以跟参数为一个文件名不写的话make默认会以最终的目标文件作为最终生成的终点要写的话则可以指定以其它文件作为根从而进行操作以上面的例子为例的话 以main.o为参数名的话就表示从mian.o开始进行操作观察各个文件之间的编译顺序很自然只会执行该一条命令语句。
伪目标
我们之前说的形式都是目标:依赖 命令
这里要提一个完全不同的概念即一种目标并不存在也就是执行命令生成不了目标的这么一种机制称为伪目标。
伪目标的作用是用来实现每次make都一定会执行的指令。
举个例子 1 main:main.o add.o2 gcc main.o add.o -o main3 main.o:main.c4 gcc -c main.c -o main.o5 add.o:add.c6 gcc -c add.c -o add.o7 clean:8 rm -f main.o add.o main 这里要注意clean并不包含在最终生成的程序main的编译体系中所以执行make的时候clean并不影响main的生成相当于现在makefile里面有两棵树组成了一个森林嘛。
因为我们现在的文件系统中并不存在clean这个文件所以执行make clean的时候一定会去生成该clean文件生成它时就会执行下面的rm的命令但是执行完是肯定没有clean文件生成的依赖文件都没有咋生成而且它下面的命令也和它一毛钱关系都没有所以每一次执行相当于clean文件都处于待生成的状态也就是永远都是最新的状态那么其对应下面的命令就会每一次make clean都执行 其作用就是如果我们有希望每一次make的时候都执行的命令的时候就把它弄成一个伪目标就行。
注意伪目标的前提是该文件在当前文件系统中不能存在嗷
如果我们当前的文件系统中有了clean 那clean目标就丧失了伪目标的特性了。
伪目标的代码风格
像我们刚刚写的makefile可读性是很差的因为光看代码我们根本分不清哪些是伪目标哪些是目标所以我们用.PHONEY的方法来说明哪些目标是伪目标该方法的作用和注释差不多对我们的代码完全不影响只是用来提高可读性 1 main:main.o add.o2 gcc main.o add.o -o main3 main.o:main.c4 gcc -c main.c -o main.o5 add.o:add.c6 gcc -c add.c -o add.o7.PHONY:clean8 clean:9 rm -f main.o add.o main 上面的代码就告诉了我们clean是伪目标。
变量了解 通配符和模式匹配了解 内置函数了解 循环了解 杂项了解 第二种makefile写法单独编译链接
这种makefile的写法就是当我们要编译的若干文件并非像之前的各个文件之间的“目标-依赖”关系那么强都是可以或者说需要分开编译链接的这种时候我们也可以写makefile来执行比如下面这种情况三个文件各自都有main函数也就是说各自都是独立的程序 我们来试一下首先是1.c文件如下 1#include stdio.h2 3 int main(){4 puts(1\n); 5 }2.c和3.c内容差不多只不过另外两个各自输出2和3。 这是三个不一样的程序没有一个共同的目标那么怎么写makefile
肯定还是会用伪目标啊
所以makefile如下 1 all:1 2 32 1:1.c3 gcc 1.c -o 14 2:2.c5 gcc 2.c -o 26 3:3.c7 gcc 3.c -o 3 但这样的拓展性不是很好耦合性太高我们可以用之前学的那些知识把它打造成更加通用的方式。 1 SRCS:$(wildcard *.c) 2 EXES:$(patsubst %.c,%,$(SRCS))3 all:$(EXES)4 %:%.c5 gcc $^ -o $ 一样是一键执行。
makefile总结
首先最重要的就是变量之前的所有内容特别是要知道什么是增量编译以及简单的makefile文件编写后面的了解内容知道有这回事就行如果用到了再去查就可以公司里面一般会有专门的人写这个文件一般我们开发都用不到。
Linux系统编程引论
为什么要学习文件系统编程
回顾我们之前学习过的Linux的系统架构图 然后下图展示了我们使用的库函数和我们即将要学的系统调用之间的关系 可以看到我们平常使用的库函数都是建立在系统调用的封装之上的也就是使用库函数如printf的时候底层还要再去调用OS的系统调用这显然是要浪费掉一些性能优势的所以我们学习系统编程就是要学会如何跳过库函数直接去调用底层的系统调用来完成我们的程序。
如何学习系统编程
阅读man手册是最具权威的学习因为man手册不会骗你用man man打开其详细介绍 可以看见我们之前学的命令都是位于man(1)分区的也就是些shell的基本指令。
现在我们要学的系统调用System calls是位于man(2分区的。
阅读每一个系统调用man手册的时候基本都有如下格式以printf函数为例因为printf是库函数所以位于man分区3中用man 3 printf命令打开 基本每个手册都有如下几个部分 名字、声明、细节、返回值。
阅读方法 1、首先阅读名字 2、看声明和返回值特别注意要看一下该函数位于哪个头文件中还有指针类型的参数看清楚有没有const以及指针类型的返回值。 对于指针类型的参数我们要注意的点除了有无const修饰还要注意调用该函数时其参数的内存空间是由主调函数分配的显然是这样的假如main调用该函数那main函数里面肯定要定义声明该变量传入到该函数的参数列表中。 而对于指针类型的返回值的话我们就要注意一下主调函数是不是要去释放掉该指针所指向的内存。 比如上面的fopen系统调用就会返回一个FILE* 类型的指针我们显然要在调用了该函数的函数里面进行释放掉该指针所指向的内存。 传入参数也是能看到const修饰表示传进去的参数不会被改变。 这就是学习每一个系统的调用接口的方式。
Linux系统文件编程
文件系统基本概念
狭义上就是指存储在外部存储介质上的数据集合。 广义上其实就是指读写速度慢、容量大且需要持久化存储的内容这很符合Linux万物皆文件的说法。
fopen库函数
写代码前的一些准备工作
准备好一个文件夹并将之前写的通用makefile文件放进来这样就可以不用写冗长的编译命令了 然后写一个fopen.c 1 #includestdio.h2 int main(int argc,char* argv[]){3 //因为使用命令行参数的话4 //我们想要实现直接输入./fopen file1就运行程序5 //那么我们肯定需要两个参数即可6 if(argc ! 2){7 fprintf(stderr,args error\n);8 return -1;9 }10 } 测试先make编译再输入参数参数值会直接传入到main函数的参数列表中 可以看见测试结果是如果参数的数量不为2就会报参数错误。
但是有一个问题封装性不够因为这样在程序里面写判断代码那我们以后的其它程序也同样需要判断是否是两个参数的时候就还得写一次或者判断过程封装性不够除了封装成一个函数的方法外我们还可以使用带参数的宏定义来完成这个事情。
即然是宏定义那我们就放到头文件中我们cd到/usr/include/这是我们的系统搜索目录只要我们的#include后面跟的是尖括号比如stdio.h系统执行程序时就会优先来这个目录下面找我们在这里写一个43func.h文件 在该文件中写上我们程序需要的头文件那我们的fopen.c文件的头文件就只需要包含我们的43func.h即可因为fopen.c所需要的头文件都被我们写在了43func.h里面了嘛
43func.h文件中的内容 1 #include stdio.h2 #include string.h3 #include stdlib.h4 5 #define ARGS_CHECK(argc,num) {if(argc ! num){fprintf(stderr,args error!\n); return -1;}} 原来fopen.c中的内容 1 #include43func.h2 int main(int argc,char* argv[]){3 //因为使用命令行参数的话4 //我们想要实现直接输入./fopen file1就运行程序5 //那么我们肯定需要两个参数即可6 ARGS_CHECK(argc,2); 7 } 编译测试效果一模一样
那现在我们继续写fopen.c文件此时如果参数检查正确的话我们就打开使用fopen库函数去打开一个文件打开完之后肯定要立马检查是否打开成功这个检查打开文件是否成功一样是每个程序都会使用的内容所以我们继续用刚刚的方式将它定义成带参数的宏定义 1 #include stdio.h2 #include string.h3 #include stdlib.h4 5 #define ARGS_CHECK(argc,num) {if(argc ! num){fprintf(stderr,args error!\n); return -1;}}6 #define ERROR_CHECK(ret,num,msg){if(ret num){perror(msg); return -1;}} 那我们的fopen.c文件就可以改写如下 1 #include43func.h2 int main(int argc,char* argv[]){3 //因为使用命令行参数的话4 //我们想要实现直接输入./fopen file1就运行程序5 //那么我们肯定需要两个参数即可6 ARGS_CHECK(argc,2);7 FILE* fp fopen(argv[1],r);//以只读方式打开8 ERROR_CHECK(fp,NULL,fopen);//告诉是fopen函数这一步出了问题9 fclose(fp);//关闭文件缓冲区 10 }
编译运行结果 完全是我们要的效果。
准备工作就结束了。
fopen库函数追加模式
首先说明一下在文件缓冲区或者说文件流内部其实应该有三个指针 base指针指向文件内容开头end指向末尾而ptr指针作为读写指针用来标志读写位置每次读写都自动后移。
a只写追加模式只在文件末尾进行追加 1 #include43func.h2 int main(int argc,char* argv[]){3 //因为使用命令行参数的话4 //我们想要实现直接输入./fopen file1就运行程序5 //那么我们肯定需要两个参数即可6 ARGS_CHECK(argc,2);7 FILE* fp fopen(argv[1],a);//以追加方式打开8 ERROR_CHECK(fp,NULL,fopen);//告诉是fopen函数这一步出了问题9 fwrite(howareyou,1,9,fp); //往里面写入内容10 fclose(fp);//关闭文件缓冲区11 } 测试 追加howareyou到文件底部。在文件流内部ptr现在已经移动到了文件尾部只要继续往里面追加内容那么ptr指针也会继续往后跳。
a读写追加的方式追加读取文件 1 #include43func.h2 int main(int argc,char* argv[]){3 //因为使用命令行参数的话4 //我们想要实现直接输入./fopen file1就运行程序5 //那么我们肯定需要两个参数即可6 ARGS_CHECK(argc,2);7 FILE* fp fopen(argv[1],a);//以读写追加的方式打开8 //如果不读取该文件内容的话该模式就是简单的a追加模式9 ERROR_CHECK(fp,NULL,fopen);//告诉是fopen函数这一步出了问题10 char buf[10] {0};11 fread(buf,1,9,fp);//如果进行读取操作的话12 puts(buf); 13 fwrite(howareyou,1,9,fp); //往里面写入内容14 fclose(fp);//关闭文件缓冲区15 }
测试运行 我们先在file1内写入内容然后再进行读取测试结果如上能够读取到数据。
此时我们查看file1因为在c代码中我们先是读取了文件然后又写入了文件 这里是首先ptr是在上一次写完文件之后应该在文件内容尾部的但是因为这次先读文件所以读写指针ptr移动到了开头并且读取了九个字符之后跳到了中间下一个howareyou开头的位置但因为a是读写追加的模式所以接下来又要进行写操作的时候ptr指针会直接跳到文件末尾进行追加写。 为什么没有可能是读完之后写操作继续跟在了ptr读写指针读位置处开始进行写操作而变成四个howareyou呢 因为如果是在上次读位置开始进行写操作的话写操作并不会重新写一个howareyou而是会覆盖掉原来的一个howareyou导致变成三个howareyou所以我们断定其是跳到了文件末尾进行了追加写操作。 改变文件属性的相关系统调用
chmod系统调用改变文件权限
这个chmod和我们之前学的chmod指令没有一点关系 这里我们使用man手册查看位于man分区2的该系统调用命令 从手册中可以看出要使用该命令我们需要带有sys/stat.h的头文件因此在我们的工具文件当中加上该文件 1 #include stdio.h2 #include string.h3 #include stdlib.h4 #include sys/stat.h 5 #define ARGS_CHECK(argc,num) {if(argc ! num){fprintf(stderr,args error!\n); return -1;}}6 #define ERROR_CHECK(ret,num,msg){if(ret num){perror(msg); return -1;}}注意这个头文件在Windows上面是没有的只有Linux有。
阅读过手册之后写代码验证一下这个事情 1 #include 43func.h2 3 int main(int argc,char* argv[]){4 //我们的命令行参数形式 ./chmod 777 dir15 ARGS_CHECK(argc,3); //因为需要三个参数6 //通过阅读手册我们知道调用chmod系统调用需要两个参数7 //chmod(argv[2],argv[1]);8 //一个是所要修改权限的文件夹还要一个是所要修改的权限9 //但该权限是八进制的所以我们需要用一个函数来帮我们进行进制转换10 mode_t mode;//这个mode_t是一个无符号整数的数据类型用来接收权限值11 sscanf(argv[1],%o,mode);12 13 int ret chmod(argv[2],mode);14 //但不一定就能调用成功因此需要进行判断15 ERROR_CHECK(ret,-1,chmod); 16 17 }
我们来创建一个文件查看其权限 可以看见dir1的权限为rwx rwx r-x即111 111 101对应十进制为775. 接下来我们通过chmod系统调用来改变其权限为777 可以看见其权限已经被修改为777.
getcwd系统调用获得当前工作路径 可以看到该函数参数有两个一个char类型的指针其实就是个字符串还有一个是size_t该字符串的长度因为光靠首地址无法判断其长度返回值是个char如果buf存在则返回buf的地址如果不存在就是返回空指针
来验证一下这个事情
依然是加上我们的头文件 1 #include stdio.h2 #include string.h3 #include stdlib.h4 #include sys/stat.h5 #include unistd.h 6 #define ARGS_CHECK(argc,num) {if(argc ! num){fprintf(stderr,args error!\n); return -1;}}7 #define ERROR_CHECK(ret,num,msg){if(ret num){perror(msg); return -1;}}
然后编写程序测试 第一种情况buf不为空直接返回buf。 1 #include 43func.h2 3 int main(){4 char buf[30] {0};5 char* ret getcwd(buf,sizeof(buf));6 printf(ret %p,ret %s\n,ret,ret);7 printf(buf %p,buf %s\n,buf,buf); 8 }
~ 编译运行 可以看见如果buf存在的话那么返回的地址就是buf。
但是如果分配的buf太小毕竟有些工作目录字数很多就会存不完工作路径此时就会报错 所以最好直接分配大一点比如1024大小就不错。
getcwd的作者也给我们提供了如下的方式来使用getcwd 这种方式可以不写大小因为此时这个getcwd的内存空间是从堆空间开辟的所以在调用完之后必须记得free掉该空间不然就会内存泄露。
chdir系统调用改变当前工作目录 测试 1 #include 43func.h2 3 int main(int argc,char* argv[]){4 ARGS_CHECK(argc,2);5 //./chdir dir16 printf(before chdir,cwd %s\n,getcwd(NULL,0));7 int ret chdir(argv[1]);8 ERROR_CHECK(ret,-1,chidr);9 printf(after chdir,cwd %s\n,getcwd(NULL,0));10 } 编译运行如下 但是我们发现我们的当前目录呢并没有发生改变这是因为当前其实有两个进程在执行其中一个是我们的命令窗口这是一个Shell进程一直在负责解释我们的每一条指令而另一个进程就是刚刚我们使用./chdir命令创建出来的子进程在该进程中其目录已经改变了只是我们这里没有体现而已。
rmdir和mkdir系统调用
这里一样因为有同名的系统命令也叫这两个所以我们查看man手册时要在man分区2里面进行查看。 因为出现了没用过的头文件去加一下 1 #include stdio.h2 #include string.h3 #include stdlib.h4 #include sys/stat.h5 #include unistd.h6 #include sys/types.h 7 #define ARGS_CHECK(argc,num) {if(argc ! num){fprintf(stderr,args error!\n); return -1;}}8 #define ERROR_CHECK(ret,num,msg){if(ret num){perror(msg); return -1;}}
测试 1 #include 43func.h2 3 int main(int argc,char* argv[]){4 ARGS_CHECK(argc,2);5 int ret mkdir(argv[1],0777); //第二个参数依然是mode_t的类型传数字的八进制即可6 ERROR_CHECK(ret,-1,mkdir); 7 }
编译运行 rmdir顾名思义了就贴个图就完事了
目录流
除了我们之前说的文件具有流结构还记得吗就是之前说的ptr自动读写指针那个东西文件目录本身也是个流结构也是有标记指针的。 在我们的文件系统中也就是上图左侧是一个很明显的树状结构因为我们对目录做的最多的操作就是增加删除所以其在外存中的物理存储形式被定义成了链式的结构每一个链表结点都被称为一个目录项direntdirectory entry存储了其所有孩子结点的基本信息。
因为文件目录肯定是存放在磁盘里面的在系统运行时才被调入内存中文件目录被调用进内存的形式就是目录流即将目录中的链表加载到内存中来。
同时目录流也就是目录文件在内存中的缓冲区和之前的文件流一样具有流的特点就是具有一个指示位置的ptr指针该指针每读取一个目录就自动往后移动一个结点就和水流一样 与之相关的几个系统调用分别是readdir、opendir、closedir。
opendir、readdir和closedir
先来看一下三个系统调用的man手册 注意自己验证函数的时候要注意加它的头文件嗷。 下面是readdir的man说明 对于另外两个系统函数比较简单这里说一下这个readdir的一些细节 该函数传入一个目录地址返回一个struct dirent* 指针那么我们就必须清楚该指针的空间是主调函数分配的还是readdir函数分配的。 直接给出这个空间是readdir分配的它指向数据段静态区中的某一块内存man手册中也给出了对应的struct dirent的设计细节其中d_reclen存的是该结构体的大小这说明该结构体大小是可变的这是由于文件名字有长有短的原因。
当调用readdir时会产生一个目录流会有一个ptr指针指向最开始的目录项当调用readdir时会将ptr所指向的目录项内容放到静态区中然后ptr指针自动后移所以从侧面说明了静态区中的目录项struct dirent的内存空间是由readdir系统调用自行分配的。
我们的主调函数并不是申请了struct dirent的内存空间只是声明了一个以struct dirent类型的指针变量指向由readdir系统调用申请的struct dirent的内存空间。
还有closedir 接下来我们组合这三个系统调用实现一个ls代码如下 1 #include 43func.h2 3 int main(int argc,char* argv[]){4 // ./myLs dir5 ARGS_CHECK(argc,2);6 DIR* dirp opendir(argv[1]);7 ERROR_CHECK(dirp,NULL,opendir);8 struct dirent* pdirent;9 pdirent readdir(dirp);10 //借助ptr指针循环打印目录流内容11 while((pdirent readdir(dirp)) ! NULL){12 printf(inode %ld,reclen %d, type %d, name %s\n,13 pdirent-d_ino,pdirent-d_reclen,pdirent-d_type,pdirent-d_name); 14 }15 closedir(dirp);16 }
编译运行结果如下 上面可以看到有些reclen为32有些为24这是因为它们的文件名长短不一样。
ls效果如下 可以发现二者还是很相似的基本实现了ls的功能。
telldir和seekdir系统调用定位目录流
telldir获得目录流中的ptr所指的位置
这里先回忆一下上面提到的readdir会读取某目录下面的目录流的事情 编写代码测试 编译运行结果 因为readdir的读取目录顺序就是其内置的目录流顺序所以我们通过上述代码打印dir1的目录流就如图所示。
那现在再来看一下telldir的man说明 我们结合下面要说的seekdir来组合说明telldir的作用。
seekdir获得telldir所保存的位置之后回退到该位置 组合使用实现回到目录流的过去某目录 测试发现 上面的代码帮我们定位到了…目录这并不是我们想要的file1目录这是为什么
其实是我们的代码逻辑导致的我们已经知道该文件的目录流
因为ptr指针每一次执行readdir系统调用之后都会往后移动一个单位且我们又是先进行readdir的所以第一次while判断结束时ptr指向的实际是file1此时readdir返回dirp 指向的是file1在进行if(strcmp(pdirent-d_name,“file1” 0))判断时不满足条件因为此时的pdirent-d_name指向的是.目录所以进行第二次while循环时d_name指向的是file1了可惜因为while循环时readdir又被调用了此时ptr指向…目录了所以返回的dirp指向的是…目录loc当然记录下来的就是…目录的位置啦。
如果要让其正确输出答案的话只要对循环结构进行优化即可这里不再赘述。
rewinddir系统调用把ptr指针定位到目录流的最开始 改一下上面之前写的代码
可以看见与之前的区别就是rewinddir系统调用将dirp目录流的ptr指针给重新定位到目录流开头了此时再readdir(dirp)自然定位到的就是目录流最开始的目录位置.目录啦
stat系统调用获取文件状态信息 我们介绍的stat系统调用那么可以看到该系统调用有两个参数其中第二个是比较陌生的看名字就知道是系统自定义的一个结构体我们可以下拉到下面看到细节 自然我们可以通过该系统调用获取到该结构体内的信息。
stat配合目录流实现ls -al 如图所示当我们输入ls -l命令的时候出现的每一条记录都如上图右侧的内容所示而这些内容我们都是可以通过stat系统调用的参数struct stat拿到的上图不同颜色对应了不同的取值变量其中最后一个文件名可以通过我们之前学过的dirent拿到。
#include 43func.h
int main(int argc, char *argv[]){// ./myLs dirARGS_CHECK(argc,2);DIR *dirp opendir(argv[1]);ERROR_CHECK(dirp,NULL,opendir);struct dirent * pdirent;struct stat statbuf;int ret chdir(argv[1]);ERROR_CHECK(ret,-1,chdir); //防止切换目录出现bugwhile((pdirent readdir(dirp)) ! NULL){ret stat(pdirent-d_name,statbuf);//文件名只有在当前目录下才是路径ERROR_CHECK(ret,-1,stat);printf(%6o %ld %s %s %8ld %s %s\n, statbuf.st_mode,statbuf.st_nlink,getpwuid(statbuf.st_uid)-pw_name,//注意使用getpwuid需要头文件pwd.h这是将statbuif打印的数字转换成人能看得懂的字符串getgrgid(statbuf.st_gid)-gr_name,//使用getgrgid需要头文件grp.hstatbuf.st_size,ctime(statbuf.st_mtime),//该日期转换需要用到time.h头文件下面会有补充日历时间的系统调用pdirent-d_name);}closedir(dirp);
}然后就可以实现一个粗糙的ls -al命令的效果 来看一下ll的效果 基本上差不多我们只要将myLs中的数字形式的文件类型以及权限格式改成对应的字符串表示形式就可以了这里不再赘述。
补充日历时间系统调用 具体的就查man手册吧。
实现tree命令
效果 思路
代码实现
#include 43func.h
int DFSprint(char *path, int width);
int main(int argc, char *argv[]){ARGS_CHECK(argc,2);puts(argv[1]);DFSprint(argv[1],4);
}
int DFSprint(char *path, int width){DIR* dirp opendir(path);ERROR_CHECK(dirp,NULL,opendir);struct dirent *pdirent;char newPath[1024] {0};while((pdirent readdir(dirp)) ! NULL){if(strcmp(pdirent-d_name,.) 0 ||strcmp(pdirent-d_name,..) 0){continue;}//printf(├); 我觉得不加这些比较好看用空格表示层次结构即可for(int i 1; i width; i){// printf(─);printf( );}puts(pdirent-d_name);if(pdirent-d_type DT_DIR){sprintf(newPath,%s%s%s,path,/,pdirent-d_name);//printf(newPath %s\n, newPath);DFSprint(newPath,width4);}}
}最终效果
