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  • img的src怎么写,那位大佬教教我 ![图片说明](https://img-ask.csdn.net/upload/202004/08/1586310727_599900.png) 文件路径: /www/server/tomcat/webapps/test ![图片说明]...
  • 展开全部1、绝对路径从根目录...例如,根目录(/)有目录usr,usr目录有子目录bin,bin目录文件chsh,则chsh文件的绝对路径就是:/usr/bin/chsh2、相对路径相对当前所在路径的位置,...

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    1、绝对路径

    从根目录32313133353236313431303231363533e4b893e5b19e31333365646263开始,依次将各级子目录的名字组合起来,形成的路径就称为某个文件的绝对路径。例如,根目录(/)下有目录usr,usr目录下有子目录bin,bin目录下有文件chsh,则chsh文件的绝对路径就是:/usr/bin/chsh

    2、相对路径

    相对当前所在路径的位置,例如当前所在的位置为/usr,也就是在根目录的usr子目录下,则chsh文件相对当前位置的路径为:bin/chs

    一·在windows读取文件可以用\,但在字符串里面\被作为转义字符使用,那么在描述路径时有两种方式:

    'c:\\a.txt',转义的方式

    r'c:\a.txt',声明字符串不需要转义

    这样就实现了用\来访问路径。

    二·python提供了兼容处理,让Linux风格路径在windows下可用,于是很多时候大家都会选Linux风格。这样简单的脚本可以在两个平台下都能运行。

    python对windows路径处理有一个库叫ntpath。

    windows用\分割路径是因为当年DOS时代将/作为参数引导使用了,懒惰的某人不愿花时间处理相关解析,于是为了赶工粗暴的使用了\替代。

    三·不能直接使用C://这样的绝对路径,不符合网络地址规范,案例如下:

    var img = new Image();

    img.src = "C://Users//Administrator//Desktop//shilian//_ditu.png";  // Refused to load the image 'c://Users//Administrator//Desktop//shilian//_ditu.png' because it violates the following Content Security Policy directive: "img-src * data: blob:".

    四·相对路径down下来,也是基于http的访问协议,或者本地的file://协议,“C://"前面加上”file://“

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  • 所以决定今天一下jdk在Windows、Mac、Linux下怎么安装。下载JDK“巧妇难为无米之炊”,所以首先我们要去Oracle官网上下载jdk,Java8下载,根据笔记本的操作系统选择jdk进行下载。图中的就是三个系统分别对应的...

    前言

    在知乎上看到很多童鞋在学Java的时候,因为安装jdk时没有正确的配置,会遇到很多问题。所以决定今天写一下jdk在Windows、Mac、Linux下都怎么安装。

    下载JDK

    “巧妇难为无米之炊”,所以首先我们要去Oracle官网上下载jdk,Java8下载,根据笔记本的操作系统选择jdk进行下载。

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    图中的就是三个系统分别对应的JDK,可以下拉选择其他的版本。不过值得一提的是,下载jdk的话需要注册oracle账号,还是挺麻烦的。所以我将三个系统的JDK都放到了百度云盘中。

    5f15c235d9b42fb9dddaa48019cded7a.png


    上图就是云盘中的jdk文件。

    Windows

    从官网来看,oracle提供的windows版本的jdk是exe安装包。双击就可以安装。其实这里真的是不建议下载exe进行安装。曾经在知乎上遇到过一个想玩我的世界的人,因为不懂Java就随便从网上下载了jdk进行安装,安装之后不仅我的世界玩不了,想安装java8都报错,后来我在我之前的笔记本上找到了免安装版,并远程帮他安上了Java8,我的世界才运行了起来。
    所以,我建议下载免安装版进行安装,我在云盘里分享的就是zip免安装版,这里就讲一下免安装版的Java环境配置。

    解压zip

    将下载的zip包进行解压,并进入解压后的jdk目录,并复制当前目录的路径。

    配置jdk

    找到此电脑 -> 右键,选择属性,进入如下页面

    006854e97d9ac5bb333b39fbe939a404.png


    点击高级系统设置,进入系统属性页面

    42ac345b52fc31f9ef6f149eb2e73ae3.png


    点击高级,点击环境变量,进入页面。

    1. 点击新建,变量名为JAVA_HOME,变量值为刚开始拷贝的jdk目录。
    2. 选中Path,点击编辑,添加一行 %JAVA_HOME%/bin

    b65c1e3e512547b5830d1f178b75fbc2.png

    验证

    在cmd命令行里面,输入java -version,如果正常输出版本信息,则安装成功。

    1b851375a7b445e261bf430d96f6d55a.png

    Linux

    Linux下尤其简单,这里使用jdk-8u201-linux-x64.tar.gz为例。
    下载jdk的tar.gz文件,使用以下命令解压

    tar zxvf jdk-8u201-linux-x64.tar.gz

    进入解压后的目录,执行pwd,复制当前的jdk目录路径。

    修改环境变量

    如果你有root权限,就修改全局环境变量文件/etc/profile,在文件结尾添加如下两行:

    # 这里的/data需要替换成你的目录
    export JAVA_HOME=/data/jdk1.8.0_201
    export JAVA_HOME=$PATH:$JAVA_HOME/bin

    执行以下命令使更改生效:

    source /ect/profile

    如果你是普通用户权限,就修改此用户的环境变量文件。
    执行以下命令:

    vi ~/.bash_profile

    然后将上面的两行代码添加到此文件的结尾即可。
    执行以下命令使更改生效:

    source ~./bash_profile

    验证

    执行java -version查看是否正确输出Java版本信息。

    74bce9281048b40516aca8d42bf77d4b.png

    Mac

    Mac的jdk安装是真的简单到不能再简单了。
    下载jdk-8u202-macosx-x64.dmg,双击出现以下界面

    46dfd5c7e0e0ba085ee9ba3636323884.png


    点击中间黄色部分。

    c4c4df76b50499b41a6b2e9c2c592b9f.png


    点击继续,跟着提示一直点击继续,直到安装成功。
    java -version验证一波。

    00d9eeed72f391f997ec7bca52bdb789.png

    庆祝一波 - Hello World

    编辑HelloWorld.java文件

    295d7695e625cec05bfe5c1041f64271.png


    javac将java文件编译成class文件,java运行。

    5da213ce6deb22774a87c97b7c14a950.png

    结语

    上面就是Windows、Linux、Mac系统安装JDK的方法。至于JDK的下载,大家可以去官网下载。


    希望这篇文章能让大家迈进Java的大门,也祝大家以后在Java这条路上越走越远。

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  • linux文件系统实现浅析

    千次阅读 2013-05-11 19:45:54
    比如,读写文件的时候,文件的读写位置怎么对应到实际的磁盘块呢?这是由具体的文件系统来实现的;再比如,寻找一个文件路径的时候,怎么知道XXX目录是否有YYY文件存在呢?这也是由具体的文件系统来实现的。 前些...
    之前有两篇文章整理过linux虚拟文件系统的结构,和linux文件读写的流程。其中一些由具体文件系统类型来实现的地方并没有深入叙述,只是说这是由具体的文件系统来实现的。比如,读写文件的时候,文件的读写位置怎么对应到实际的磁盘块呢?这是由具体的文件系统来实现的;再比如,寻找一个文件路径的时候,怎么知道XXX目录下是否有YYY文件存在呢?这也是由具体的文件系统来实现的。
    前些天同事问起linux下inode的含义,我也就此整理一下自己的思路,看看具体的文件系统大致需要实现什么样的功能,并且可以怎样去实现。

    inode
    先从inode说起。文件系统中的文件形成了一个树型结构,其中的每一个结点就是一个文件(目录也是文件),对应一个inode。inode的具体结构因文件系统类型的不同而异,但是大体上应该包含如下信息:文件所有者(包括uid、gid)、权限位、文件大小、时间(创建时间、修改时间等)、文件内容。其中最值得一说的是文件内容。
    文件有目录和普通文件之分,这两者的内容有着不同的含义,其内容的组织也可能有着不同的结构。

    对于普通文件来说,其内容就是用户能够看到的文件内容。当用户程序通过系统调用读写文件时,需要通过某种索引结构来知道文件中某个offset的数据应该在哪个磁盘块上,然后转换成对该块的读写请求。当文件的内容很小时,文件内容的索引信息可以完全存放在inode结点中;如果文件很大,索引也会很大,inode结点可能装不下,就需要分配新的块来存放这些索引信息。而文件的内容则多半是放在inode结点之外的,依靠inode里面的索引信息来找到它们。

    比如ext2文件系统中,文件内容的索引结构如下(摘自《ULK3》):


    文件内容小于12个块的部分,其块号直接存放在inode中的i_block结构中;从第13块开始,使用一级间接索引,之后随偏移的增大又扩展到二级、三级间接索引。

    对于目录,其内容一般是结构化的信息,描述了该目录下的文件的情况(主要包括每个文件的名字、inode号、等)。这是需要由具体的文件系统来解释的,用户看到这些原始内容是没有意义的。只有由具体文件系统将其解释为文件列表后,对用户才有意义。当用户程序寻找一个文件路径时,通过当前目录的inode,就能遍历到目录中的每一个结点(文件名+inode号)。匹配了下一级文件的名字以后,就能得到其对应的inode号,从而找到下一级文件的inode。这些下一级文件的信息也是因为其信息大小的不同,而直接存放在inode结点中,或另外的块中。
    比如ext2文件系统中,目录信息结构如下(摘自《ULK3》):


    对于每一个下一级文件,记录了它的inode号、文件名、以及文件类型。

    符号链接是一种特殊的文件。作为对另一个文件的代指,符号链接文件的内容就是它所代指的文件的路径。这个文件路径信息保存在inode或被inode引用的块中。具体的文件系统类型会实现其特定的读符号链接的方法。用户也可以通过readlink系统调用读到符号链接指向的文件路径。
    在打开一个符号链接时,它代指的文件路径(也就是符号链接文件的内容)一般并不被用户程序所关心。内核会对此做一层包装,让用户程序自动访问到它所代指的文件的路径上去。

    说了符号链接,也顺便提一下硬链接。硬链接并不会生成新的inode,而是同一个inode被包含在多个目录结点中,从而存在多个文件路径可以找到该文件。

    super_block
    前面描述了通过一个目录结点找到下一级文件的问题,那么文件系统中的第一个目录结点(也就是根目录)从哪里来呢?
    每一个文件系统的实例中都有一个super_block(超级块),这就是该文件系统实例的源头。super_block里面主要有如下信息:根目录inode结点的结点号、inode号与块的对应信息、块的分配信息(总共有多少块、哪些已使用、等等)。
    利用inode号与块的对应信息,就能知道一个结点号所对应的inode保存在什么地方。(这种对应信息也可以是某种约定,比如号码为N的inode,存放在M*N块上。)
    通过super_block中的根目录inode号,在文件系统被挂载时就能得到其根目录结点。(根目录inode号也可以是具体文件系统约定的,比如约定1号inode就是根目录。)
    此外,一个文件被创建之后,其大小是随时可能改变的。利用super_block中记录的块的分配信息,就能在文件增大时为其分配新的块、在文件减小只回收已经不需要使用的块。(这些信息并不是直接存放在super_block中,但是可以通过super_block找到它们,或者作为某种约定。比如约定super_block之后的块是某种结构化信息,块的分配信息就保存于其中。)

    那么,这个super_block又从哪里来呢?这一般就只能是约定的了(比如约定第0个块就是super_block)。
    我们知道,在使用一个磁盘之前,需要将它格式化一下,格式化成某种具体文件系统所支持的格式。这就包括在磁盘上生成super_block、根目录inode、以及一些必要的文件。并且按照该文件系统的约定,正确摆放它们的位置。

    最后,以上提到的块号,实际上都是虚拟的块号。当一块磁盘被划分成若干分区时,每个分区都被当作一个设备,都拥有各自独立的块号。所以,如果super_block固定存放在0号块上,那么同一磁盘的分区0和分区1都有自己的0号块(它们分别对应到实际磁盘的两个不同的块上),从而都有自己的super_block。

    块的缓存
    在《linux文件读写浅析》中提到,存在一个磁盘高速缓存层,把文件的内容缓存在内存中。那么,文件内容以外的信息(比如inode)存在类似的缓存吗?

    在linux上,设备也被当作是文件。读一个磁盘设备文件,能够读出磁盘上的原始数据。这些原始数据是什么呢?里面有super_block、inode、文件内容、还有一些脏数据(它们一般被文件系统理解为空闲空间)。同样,磁盘设备文件也像普通文件一样,拥有与之对应的磁盘高速缓存。当内核需要读磁盘上的某某块时(比如想读出存储在某块上的inode),实际上也是先在这个磁盘高速缓存上去寻找对应的内容,如果找不到再发起磁盘请求,并在读取到数据后更新磁盘高速缓存。
    然而,类似inode的块读写与文件内容的读写还是不大一样。文件内容是连续的,具体文件系统在将文件内容存储在磁盘上时,也会尽量分配连续的块。这样,一次磁盘DMA,就可以读取若干个块,有益于效率。但像inode这样的东西却是孤立的,如果N号块是一个inode,N+1号块则很可能与之毫不相干。对一个inode的读写基本上是针对一个块的,不需要拥有像文件内容缓存那样的预读特性。
    这两种缓存有着不同的名字,文件内容的缓存叫cache,inode之类的块缓存叫buffer(在linux下查看内存使用情况时,一般会分别看到buffer和cache的大小)。

    在磁盘高速缓存中,缓存的单位是页(因为缓存是内存)。而一个内存页的大小往往是块大小的若干倍(常见值是:page为4K、block为1K),所以需要在磁盘高速缓存的内存页上再做一些细分,才能精确到块。在作为磁盘高速缓存页面的page结构上,附加buffer_head信息,如图(摘自《ULK3》):


    然后,在向通用块层发起磁盘读写请求时(参见《linux文件读写浅析》),bio的构造将是基于buffer_head的(而对于文件内容的读写,bio基于page来构造)。

    展开全文
  • 比如,读写文件的时候,文件的读写位置怎么对应到实 际的磁盘块呢?这是由具体的文件系统来实现的;再比如,寻找一个文件路径的时候,怎么知道XXX目录是否有YYY文件存在呢?这也是由具体的文件系统来 实现的。 ...

    之前有两篇文章整理过linux虚拟文件系统 的结构,和linux文件读写 的 流程。其中一些由具体文件系统类型来实现的地方并没有深入叙述,只是说这是由具体的文件系统来实现的。比如,读写文件的时候,文件的读写位置怎么对应到实 际的磁盘块呢?这是由具体的文件系统来实现的;再比如,寻找一个文件路径的时候,怎么知道XXX目录下是否有YYY文件存在呢?这也是由具体的文件系统来 实现的。
    前些天同事问起linux下inode的含义,我也就此整理一下自己的思路,看看具体的文件系统大致需要实现什么样的功能,并且可以怎样去实现。

    inode
    先从inode说起。文件系统中的文件形成了一个树型结构,其中的每一个结点就是一个文件(目录也是文件),对应一个inode。inode的具体结构因 文件系统类型的不同而异,但是大体上应该包含如下信息:文件所有者(包括uid、gid)、权限位、文件大小、时间(创建时间、修改时间等)、文件内容。 其中最值得一说的是文件内容。
    文件有目录和普通文件之分,这两者的内容有着不同的含义,其内容的组织也可能有着不同的结构。

    对于普通文件来说,其内容就是用户能够看到的文件内容。当用户程序通过系统调用读写文件时,需要通过某种索引结构来知道文件中某个offset的数据应该 在哪个磁盘块上,然后转换成对该块的读写请求。当文件的内容很小时,文件内容的索引信息可以完全存放在inode结点中;如果文件很大,索引也会很 大,inode结点可能装不下,就需要分配新的块来存放这些索引信息。而文件的内容则多半是放在inode结点之外的,依靠inode里面的索引信息来找 到它们。
    比如ext2文件系统中,文件内容的索引结构如下(摘自《ULK3》):

    文件内容小于12个块的部分,其块号直接存放在inode中的i_block结构中;从第13块开始,使用一级间接索引,之后随偏移的增大又扩展到二级、三级间接索引。

    对于目录,其内容一般是结构化的信息,描述了该目录下的文件的情况(主要包括每个文件的名字、inode号、等)。这是需要由具体的文件系统来解释的,用 户看到这些原始内容是没有意义的。只有由具体文件系统将其解释为文件列表后,对用户才有意义。当用户程序寻找一个文件路径时,通过当前目录的inode, 就能遍历到目录中的每一个结点(文件名+inode号)。匹配了下一级文件的名字以后,就能得到其对应的inode号,从而找到下一级文件的inode。 这些下一级文件的信息也是因为其信息大小的不同,而直接存放在inode结点中,或另外的块中。
    比如ext2文件系统中,目录信息结构如下(摘自《ULK3》):

    对于每一个下一级文件,记录了它的inode号、文件名、以及文件类型。

    符号链接是一种特殊的文件。作为对另一个文件的代指,符号链接文件的内容就是它所代指的文件的路径。这个文件路径信息保存在inode或被inode引用 的块中。具体的文件系统类型会实现其特定的读符号链接的方法。用户也可以通过readlink系统调用读到符号链接指向的文件路径。
    在打开一个符号链接时,它代指的文件路径(也就是符号链接文件的内容)一般并不被用户程序所关心。内核会对此做一层包装,让用户程序自动访问到它所代指的文件的路径上去。

    说了符号链接,也顺便提一下硬链接。硬链接并不会生成新的inode,而是同一个inode被包含在多个目录结点中,从而存在多个文件路径可以找到该文件。

    super_block
    前面描述了通过一个目录结点找到下一级文件的问题,那么文件系统中的第一个目录结点(也就是根目录)从哪里来呢?
    每一个文件系统的实例中都有一个super_block(超级块),这就是该文件系统实例的源头。super_block里面主要有如下信息:根目录inode结点的结点号、inode号与块的对应信息、块的分配信息(总共有多少块、哪些已使用、等等)。
    利用inode号与块的对应信息,就能知道一个结点号所对应的inode保存在什么地方。(这种对应信息也可以是某种约定,比如号码为N的inode,存放在M*N块上。)
    通过super_block中的根目录inode号,在文件系统被挂载时就能得到其根目录结点。(根目录inode号也可以是具体文件系统约定的,比如约定1号inode就是根目录。)
    此外,一个文件被创建之后,其大小是随时可能改变的。利用super_block中记录的块的分配信息,就能在文件增大时为其分配新的块、在文件减小只回 收已经不需要使用的块。(这些信息并不是直接存放在super_block中,但是可以通过super_block找到它们,或者作为某种约定。比如约定 super_block之后的块是某种结构化信息,块的分配信息就保存于其中。)

    那么,这个super_block又从哪里来呢?这一般就只能是约定的了(比如约定第0个块就是super_block)。
    我们知道,在使用一个磁盘之前,需要将它格式化一下,格式化成某种具体文件系统所支持的格式。这就包括在磁盘上生成super_block、根目录inode、以及一些必要的文件。并且按照该文件系统的约定,正确摆放它们的位置。

    最后,以上提到的块号,实际上都是虚拟的块号。当一块磁盘被划分成若干分区时,每个分区都被当作一个设备,都拥有各自独立的块号。所以,如果 super_block固定存放在0号块上,那么同一磁盘的分区0和分区1都有自己的0号块(它们分别对应到实际磁盘的两个不同的块上),从而都有自己的 super_block。

    块的缓存
    在《linux文件读写浅析 》中提到,存在一个磁盘高速缓存层,把文件的内容缓存在内存中。那么,文件内容以外的信息(比如inode)存在类似的缓存吗?

    在linux上,设备也被当作是文件。读一个磁盘设备文件,能够读出磁盘上的原始数据。这些原始数据是什么呢?里面有super_block、 inode、文件内容、还有一些脏数据(它们一般被文件系统理解为空闲空间)。同样,磁盘设备文件也像普通文件一样,拥有与之对应的磁盘高速缓存。当内核 需要读磁盘上的某某块时(比如想读出存储在某块上的inode),实际上也是先在这个磁盘高速缓存上去寻找对应的内容,如果找不到再发起磁盘请求,并在读 取到数据后更新磁盘高速缓存。
    然而,类似inode的块读写与文件内容的读写还是不大一样。文件内容是连续的,具体文件系统在将文件内容存储在磁盘上时,也会尽量分配连续的块。这样, 一次磁盘DMA,就可以读取若干个块,有益于效率。但像inode这样的东西却是孤立的,如果N号块是一个inode,N+1号块则很可能与之毫不相干。 对一个inode的读写基本上是针对一个块的,不需要拥有像文件内容缓存那样的预读特性。
    这两种缓存有着不同的名字,文件内容的缓存叫cache,inode之类的块缓存叫buffer(在linux下查看内存使用情况时,一般会分别看到buffer和cache的大小)。

    在磁盘高速缓存中,缓存的单位是页(因为缓存是内存)。而一个内存页的大小往往是块大小的若干倍(常见值是:page为4K、block为1K),所以需 要在磁盘高速缓存的内存页上再做一些细分,才能精确到块。在作为磁盘高速缓存页面的page结构上,附加buffer_head信息,如图(摘自 《ULK3》):

    然后,在向通用块层发起磁盘读写请求时(参见《linux文件读写浅析 》),bio的构造将是基于buffer_head的(而对于文件内容的读写,bio基于page来构造)。

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