前言
Linux下一切皆文件，这个文件可以是我们通常认为的文件，也可以是任何硬件。而文件并不仅指文件内容本身，还有它的属性（大小、创建日期等），这些都是数据。由此可见，文件的所有操作，不仅包括对文件内容的操作，而且包含对文件属性的操作。
对于储存在磁盘上的文件，我们要访问它，首先要写访问文件的代码，然后编译生成可执行程序，运行它以后才能访问文件。那么，访问文件的直接主体是进程。
磁盘是作为硬件存在的，所以只有操作系统才有权限对它读写，作为上层用户，是没有办法直接访问的。所以OS必须要提供相应的软件层的文件类系统调用接口，这样不论是C、C++、Java等不同的语言，都能通过封装OS开放的接口作为自己语言的文件操作接口。
由于历史原因，Linux是由C语言写的，所以开放的接口也是C语言函数，这也侧面说明了C语言的重要性，而且许多编程语言都是由C、C++封装而来的。不同的语言有不同的封装，由不同的文件操作接口，但是它们的底层都是封装的系统接口。
为什么要学习操作系统层面的文件接口？
- 因为这样的接口只有一套，为什么？
- 因为OS只有一个
Linux和Windows的接口相同吗？使用语言的用户，要不要访问文件呢？
- 不相同；要。一旦使用系统接口，编写操作文件的代码，就无法再其他不同的平台下运行，不具备跨平台性。所以要使用语言级别的接口，因为它封装了OS开放的接口。
为什么编译型语言要依赖库？换句话说，C语言是如何保证跨平台性的？
- C语言简单粗暴地把所有平台的代码都实现一遍，（通过条件编译）在不同的系统下使用不同版本的接口（代码）。
如果语言不提供对文件的系统接口封装，所有访问文件的操作，都必须使用操作系统给的接口。
Linux认为一切皆文件：
- 对于文件而言（不考虑属性，是曾经理解的文件）：读和写；
- 显示器：打印，相当于程序向显示器写入；
- 键盘：程序从键盘读取。
以上是站在程序的角度看的，而程序被加载到内存成为进程才能进行操作，所以是站在内存的角度看待的。显示器就是output，键盘就是input。通过冯诺依曼体系：软件的行为转化为硬件的行为。
至此，重新认识「文件」：
- 系统角度：能够被input读取，或者能output写出的设备就叫文件；
- 狭义：普通的磁盘文件；
- 广义：磁盘、显示器、键盘、网卡、声卡等几乎所有外设。
什么叫I/O？
I/O（英语：Input/Output），即输入／输出，通常指数据在存储器（内部和外部）或其他周边设备之间的输入和输出，是信息处理系统（例如电脑）与外部世界（可能是人类或另一信息处理系统）之间的通信。
1. C语言文件I/O
1.1 回顾
关于C语言的文件操作接口，可以移步：文件操作
首先给出fopen的原型：
FILE * fopen ( const char * filename, const char * mode );
filename是要打开的文件名，mode的打开文件要做什么。
打开方式(mode)：
| 文件使用方式 | 含义 | 如果该文件不存在 |
| “r”（只读） | 为了输入数据，打开一个已经存在的文本文件 | 出错 |
| “w”（只写） | 为了输出数据，打开一个文本文件 | 新建文件 |
| “a”（追加） | 向文本文件尾添加数据 | 新建文件 |
| “rb”（只读） | 为了输入数据，打开一个二进制文件 | 出错 |
| “wb”（只写） | 为了输出数据，打开一个二进制文件 | 新建文件 |
| “ab”（追加） | 向一个二进制文件尾添加数据 | 出错 |
| “r+”（读写） | 为了读和写，打开一个文本文件 | 出错 |
| “w+”（读写） | 为了读和写，新建 一个新的文件 | 新建文件 |
| “a+”（读写） | 打开一个文件，在文件尾进行读写 | 新建文件 |
| “rb+”（读写） | 为了读和写打开一个二进制文件 | 出错 |
| “wb+”（读写） | 为了读和写，新建一个新的二进制文件 | 新建文件 |
| “ab+”（读写） | 打开一个二进制文件，在文件尾进行读和写 | 新建文件 |
重要的是前6个，最重要的是前三个
我们知道，如果使用fopen函数以"w"的方式打开一个文件，如果文件不存在会在当前路径下创建文件。那么当前路径是哪个路径呢？
所以当前路径不是可执行程序所在的路径，而是执行可执行程序时，进程所处的路径。文末的「软硬链接」会解释它。
由于C语言的文件I/O接口众多，下面仅用最常使用的两个接口示例。
1.2 fwrite写入
对文件写入数据示例：
#include <stdio.h> #include <string.h> int main() { FILE* fp = fopen("log.txt", "w");//创建log.txt新文件 if(fp == NULL) // { perror("fopen"); return 1; } int count = 5; const char* text = "hello world\n"; while(count--) { fwrite(text, strlen(text), 1, fp); } close(fp); return 0; }
运行程序，默认在当前目录下创建文件log.txt，并通过fwirte函数写入字符串。
写入上面这个字符串，要把\0也写到log.txt中吗？
- 不。因为\0是语言的特性，文件不需要遵守，文件值存储有效数据。所以strlen()不要+1，strlen()的长度不包含\0。
注：w，是先清空后再写入。清空是在打开的时候，写入数据之前就已经被清空了。
1.3 fgets按行读取
读取文件数据示例：
#include <stdio.h> int main() { FILE* fp = fopen("log.txt", "r"); if(fp == NULL) { perror("fopen"); return 1; } char line[64]; while(fgets(line, sizeof(line), fp) != NULL) { printf("%s", line); } fclose(fp); return 0; }
1.4 C默认打开的三个流
在「前言」中，重新认识了文件。计算机能获取我们从键盘敲下的字符，是因为键盘对“键盘文件”进行了数据写入，计算机从“键盘文件”中读取了写入的数据；显示器同理。
既然都是文件，那么为什么上面示例的时候，我们要先用fopen打开一个文件，才能写入和读取文件，最后还要用fclose关闭文件呢？而键盘显示器这些文件，为什么不需要打开和关闭操作呢？
首先我们可以猜测，显示器键盘这些文件，和上面像log.txt这样的文件的级别是不同的。其实，Linux下一切皆文件，也就是C语言下一切皆文件，因为Linux是C写的。C语言的程序一旦被加载到内存，以进程的形式运行起来以后，有三个文件会被默认打开，以便键盘和屏幕的访问。
这三个文件我们称之为「流」（stream），在C语言中，分别是stdin（标准输入）、stdout（标准输出）、stderr（标准错误）。
通过man手册查看：
man stdout
需要注意的是：
- 这三个东西都是
FILE*类型的。在上面fgets的示例中，由一个参数就是stdout，它q是一个指针，指向了标准输出，也就是显示器文件。 - 与FILE有关的接口，都是由C标准库（std）维护的，它不属于操作系统，但是它封装了操作系统开放的文件I/O接口。
在C++中，分别是cin、cout、cerr。这种特性是由操作系统决定的，所有语言都有类似的概念。
2. 系统文件I/O
实际上，C语言的标准库文件I/O接口是封装系统文件的I/O接口的，这我们很容易理解。不仅是为了使用方法符合语言的特性（系统接口往往是偏复杂的），保证系统的安全，也要保证语言本身具有跨平台性（C语言根据系统，封装了不同版本的接口，Linux、Windows…）。
2.1 open
通过man手册查看，man 2 open：
在本文只看open，忽略create()。下面主要针对open()的三个参数和返回值进行阐述。
请注意系统接口open的头文件，等下可能会用到。
参数pathname
- 要打开或创建的目标文件。
- 给路径：在该路径下创建文件；
- 给文件名：在当前路径下进行创建（请明确「当前路径」的含义）。
参数flags
- 打开文件的方式。
常用选项：
| 参数选项 | 含义 |
| O_RDONLY | 以只读的方式打开文件 |
| O_WRNOLY | 以只写的方式打开文件 |
| O_APPEND | 以追加的方式打开文件 |
| O_RDWR | 以读写的方式打开文件 |
| O_CREAT | 当目标文件不存在时，创建文件 |
注意：宏通常可以见名知意，例如O_RDONLY，就是read only。
拓展
如果在man手册往下翻，会发现很多这些选项，它们都是宏，为什么要有这么多宏呢？
试想一个场景，如果我想打开一个文件，不知道这个文件是否存在，那么就需要传入参数O_CREAT创建它；如果我也要读和写的方式打开，用参数O_RDWR；如果还不想覆盖原来的，就在文件数据末尾追加，就要用参数O_APPEND。这样就要传入好多次（个）参数，于是大佬使用了宏来代替多次传入参数。
原因：读、写、创建、追加…这些状态都可以用“是”或“否”来表示，那么对于计算机，我们就可以用0和1表示状态。那么如何将它们组合呢？
我们知道，int类型有32个比特位，理论上就是32个状态位（标志位）！用
|或操作就能将不同位的二进制数字组合。和这样类似的操作我们在用status变量获取子进程状态时也接触过，IP地址也由不同区间的二进制位组合而成的…
在/usr/include/bits路径下，可以找到fcntl-linux.h头文件，这里面有表中定义的宏：
如果你往下翻，可以发现，这些宏的二进制位都在32位比特位中的不同位置，所以才能通过或运算将这些标志位组合。
动手试试：用open以只读的方式打开一个文件（暂时忽略fd，后面会解释）：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <string.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> int main() { int fd = open("log.txt", O_WRONLY); // 以只读形式打开文件 if(fd < 0) // 打开文件失败 { perror("open"); return 1; } // 打开文件成功 printf("open success, fd: %d\n", fd); close(fd); return 0; }
在C语言中，我们只需要给fopen传一个“r”,底层封装的open其实是这样：
int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT); // 以只读形式打开文件
这样就成功创建了。
mode参数
- 创建文件的默认权限。
如果不传入第三个参数，那么默认文件访问权限就是只读的，就如上面创建的log.txt一样：
文件权限：
如果不传入mode参数，创建出来的文件对其他用户是不可读写的。
mode参数就是文件默认权限，以8进制位的形式传入，例如：
int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT, 0666);
这也是C语言的fopen时，传入"w"选项的原理。
删掉刚才创建的文件，然后运行：
然而，权限并不是我们想象的那样（rw-rw-rw-），原因是创建出来的文件会受到umask（默认文件掩码，默认值是0002）的影响，最后文件的权限为：mode&(~umask)，那么就是0666&(~0002)=0664。
要避免umask的影响，就要在创建文件之前用umask函数将默认文件掩码设置为0：
umask(0); int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT, 0666); // 以只读形式打开文件
同样，要看到测试的情况，要删掉刚才创建的log.txt：
注意：
open的第三个参数只有需要创建文件的情况下才会使用，也就是有O_CREAT选项的时候。
返回值
- 成功：返回新打开文件的文件描述符；
- 失败：返回-1。
上面的例子中，open的返回值fd是3，那么如果多打开几次文件呢？
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> int main() { umask(0); int fd1 = open("log1.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666); int fd2 = open("log2.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666); int fd3 = open("log3.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666); if(fd1 == -1 || fd2 == -1 || fd3 == -1) { perror("open"); } printf("fd1:%d\n", fd1); printf("fd2:%d\n", fd2); printf("fd3:%d\n", fd3); return 0; }
可以看到，当前目录下不仅多了几个新增的文件，而且fd是从3开始递增的，0/1/2去哪了？
2.2 read
#include <stdio.h> #include <string.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <stdlib.h> #include <fcntl.h> int main() { umask(0); int fd = open("log.txt", O_RDONLY); if(fd < 0) // 打开失败 { perror("open"); return 1; } printf("open succsee, fd:%d\n", fd); char buffer[64]; memset(buffer, '\0', sizeof(buffer)); read(fd, buffer, sizeof(buffer)); printf("%s\n", buffer); close(fd); return 0; }
3. 文件描述符
open（成功）的返回值是文件描述符，通过示例可以知道，文件描述符是一个整数，而且总是从3开始的，为什么呢？
3.1 概念
文件描述符（File descriptor，以下简称fd）在形式上是一个非负整数。实际上，它是一个索引值，指向内核为每一个进程所维护的该进程打开文件的记录表。当程序打开一个现有文件或者创建一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。
之前在学习进程时，一个中心思想使得我们能够理解OS的行为：「先描述后组织」。（我们通常认为的文件）是被进程加载到内存中的，而一个进程可以打开多个文件，系统中多个进程又指向着不同的文件，造成了整个操作系统中有许多被打开的文件。
这么多打开的文件，必定是要管理它们的，方式和OS管理进程类似：OS会给每个被打开的文件创建它们的结构体file struct，它储存着文件的各种信息。然后用双向链表把这些file struct链接起来。那么OS对文件的管理变成了对这个双向链表的增删查改。不过这样还不足以管理文件的所属关系，毕竟文件可不想进程一样只（直接）属于OS一个对象，不同的进程有着自己的文件。
那么，进程和文件之间的映射关系是如何建立的？
3.2 作用
在进程部分的学习中，我们知道，当进程开始运行时，OS会将程序的数据加载到内存中，创建属于它的task_struct、mm_struct、页表等数据结构，而建立虚拟内存和物理内存之间的映射是页表。那么对于进程和文件而言，也是类似的方式，只不过不是页表，而是一个存在于file_struct结构体中的一个指针数组，数组的下标就是文件描述符。
首先简要地说明一下这些结构体之间的关系（从进程到文件）：task_struct结构体保存着进程的数据，而task_struct中保存着另一个结构体的地址，名为file_struct，保存着文件的数据。而这个file_struct中有一个指针数组fd_array，文件描述符的本质是指针数组的下标。
文件描述符作为数组下标，它的作用是什么呢？
当打开一个文件时，文件会被进程从磁盘加载到内存中，OS会给他创建file_struct，链入文件管理的双链表中。然后将file_struct的地址放在fd_array中下标为3的位置。此时fd_array[3]就会指向该文件的file struct，然后返回数组下标也就是文件描述符给进程。
为什么新打开一个文件，放置的下标是3而不是0？
这是本节的重点：创建进程时，file_struct也会被创建。对于C语言来说：一旦进程被创建，就会有3个流默认被打开着，分别是标准输出、标准输入和标准错误。这是在语言层面上的体现，由此可以推测，底层的操作系统中，fd_array的前三个位置也和它们有关，而且也可以推测，C语言是封装了这个指针数组的。
对于语言，我们说进程创建时默认打开了3个流，那么对于OS来说，创建进程时就是将进程的task_struct指向的file_struct中的fd_array[0]、fd_array[1]和fd_array[2]给占了，怎么占的呢？
Linux下一切皆文件，我们知道，OS会将各种接入计算机的硬件看作文件，那么要管它们，给它们创建对应的file_struct必不可少，fd_array[0]、fd_array[1]和fd_array[2]分别储存着输入设备、输出设备的file_struct的地址。它们分别对应上层的输入、输出、错误流，对应底层的（设备）键盘、显示器等输入输出硬件。
文件描述符和FILE之间的关系？
- 文件描述符是系统调用的返回值，它的本质是指针数组的下标；
- FILE是C语言的一个结构体，它是C标准库提供的，其中包含了文件的各种信息，底层是封装了文件描述符的。
在底层的OS角度，只有文件描述符才是文件的“身份证”。
用代码验证一下：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> int main() { printf("stdin, %d\n", stdin->_fileno); printf("stdout, %d\n", stdout->_fileno); printf("stderr, %d\n", stderr->_fileno); return 0; }
因为stdin、stdout和stderr都是C语言的结构体指针，所以可以访问结构体成员。其中_fileno就是封装了文件描述符的成员。
3.3 分配规则
在看了2.1中的示例和上面的阐述后，不难知道为什么用open打开文件后的返回值是从3递增的整数。
你有注意到吗？open和close是如何建立联系的（我的意思是，open一个文件以后，close怎么知道刚才打开的是哪个文件）？从2.1的示例中可以知道，close的参数是open的返回值，也就是指针数组的下标。
那么，可以关闭fd=0/1/2的文件吗？
- 可以。但是不要关闭fd=1的文件，因为它对应着输出设备的文件，否则就看不到显示器显示的结果了。
例如，就2.1的代码，可以用close把fd=0/2的文件关掉，然后再打开一个其他文件，看看fd的情况：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> int main() { close(0); // 关闭标准输入 close(2); // 关闭标准错误 umask(0); int fd1 = open("log1.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666); int fd2 = open("log2.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666); int fd3 = open("log3.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666); if(fd1 == -1 || fd2 == -1 || fd3 == -1) { perror("open"); } printf("fd1:%d\n", fd1); printf("fd2:%d\n", fd2); printf("fd3:%d\n", fd3); return 0; }
从结果来看，在最开始关闭了下标为0和2，后来打开的文件的信息把这几个位置都填上了。
规则：文件描述符将空的位置填完以后，才会往后递增。
以图示理解进程时如何管理文件的：
4. 重定向
4.1 概念
总之就是一句话：数据本来要写入到A文件中，却被写到了B文件中。例如，在学习Linux基本操作时，就有这样的重定向操作：
echo 重定向测试 > test.txt
4.2 重定向的原理
输出重定向示例
在理解了文件操作符的作用和分配规则以后，理解重定向的原理也就不难了。
重定向的本质是修改下标为fd的数组元素的指向。
首先来看，如果关掉了fd=1（标准输出）的文件后，会发生什么？
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> int main() { close(1); int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT, 0666); if (fd < 0) { perror("open"); return 1; } printf("hello world\n"); printf("hello world\n"); printf("hello world\n"); printf("hello world\n"); printf("hello world\n"); close(fd); return 0; }
原理
对代码的解读：
C语言的printf函数默认往stdout这个文件中打印。而stdout是一个FILE*类型的结构体指针，它成员变量_fileno默认设置为1，也就是也就是C标准库设置好了stdout->_fileno和fd=1之间的映射关系。既然fd=0、1、2是被占用的，那么close(1)，下一次分配的一定是1。打开log.txt，log.txt的fd就是1，而C标准库只会认fd，不会认名字。此时在C标准库看来，stdout就是log.txt。
上面的程序想把打印的内容重定向到log.txt中，但是cat它却无内容，为什么呢？
此处和C标准库维护的缓冲区有关，后面会介绍。现在试试吧close语句关掉？
//close(fd); 注释掉close语句
这样就完成了重定向，不过有点“歪门邪道”，下面用一种“正统”的方法实现重定向，同样是上面的代码，close取消注释，然后再它之前添加：
fflush(stdout); close(fd);
结果同样可以实现数据的重定向。
fflush是C语言的函数，它的作用是将缓冲区的内容强制刷新到指定的三个文件中，在这里是stdout。C标准库维护的缓冲区，稍后也会着重介绍。
在本小节中，最重要的是理解重定向的原理。在语言层面，fd和stdout、stdin、stderr是绑定的，而且对于OS而言，它只认fd，不认名字。所以如果在某个进程中使用系统调用close掉fd=1，新打开的文件log.txt的fd必定是1。那么从语言的映射关系来看，log.txt就是stdout。
用图示理解重定向的过程：
从图示可以知道，输出重定向就是打开一个文件的同时，OS在内核中创建一个file对象，让进程的fd_array[1]重新指向打开文件的file对象。
追加重定向
上面的输出重定向如果测试几次，会发现它和C语言以"w"形式使用fopen打开文件一样，每次都是先清空然后再输入，如何实现追加重定向呢？
很简单，在open的第二个参数中加上O_APPEND：
int fd = open("log.txt", O_WRONLY|O_APPEND|O_CREAT, 0666);
输入重定向
和输出重定向的原理类似，都是修改fd_array[]元素的指向。对于C语言，输入是从stdin读取的数据，所以要修改的下标fd=0。
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> int main() { close(0); int fd = open("log.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666); if (fd < 0) { perror("open"); return 1; } char buffer[64]; while (scanf("%s", buffer)) { printf("%s\n", buffer); } close(fd); return 0; }
使用系统调用close(0)，关闭stdin标准输入文件，对这个程序而言，就是把键盘文件关闭了。运行程序，C语言函数scanf把log.txt中的数据都读取出来了。
C语言中，scanf函数默认从stdin读取文件，所以使用它传参时不需要加上stdin，printf也是一样的：
#include <stdio.h> int main() { int i = 0; scanf("%d", &i, stdin); printf("%d\n", i, stdout); return 0; }
补充
对于stdout和stderr，都是对应的显示器，它们的区别在于：
- 当只进行打印输出时，它们没有区别；
- 当我们进行重定向操作时，只会把本来要输出到stdout的内容重定向。
和printf和scanf对应，perror默认输出到stderr中：
#include <stdio.h> int main() { printf("stdout printf\n"); perror("stderr perror"); fprintf(stdout, "stdout fprintf\n"); fprintf(stderr, "stderr fprintf\n"); return 0; }
fprintf是C语言文件操作的函数，是专门用于在文件中输出字符串内容的，但是也可以指定它输出的文件。（stdout和stderr也是文件）。
perror是C语言函数，如果打印成功，会提示
:Success。
它们都会被打印出来，但是如果想让打印出来的语句重定向到一个文件，比如log.txt中：
./main > log.txt
结果表明，重定向操作不会把本来要输出到stderr文件中的数据输出到log.txt，只会对stdout文件操作。
5. dup2
在系统调用中，dup2封装了类似上面示例中的操作，仅需要传入两个新旧文件描述符，就能完成重定向操作。
5.1 介绍
使用man手册查看系统调用dup2的介绍：
man 2 dup
或：
man 2 dup2
原型
int dup2(int oldfd, int newfd);
功能
- dup2会将fd_array[oldfd]的内容拷贝到fd_array[newfd]中。
返回值
- 调用拷贝成功：返回newfd；
- 失败：返回-1。
注意事项
- 如果oldfd不是有效的文件描述符，则dup2调用失败，并且此时文件描述符为newfd的文件没有被关闭；
- 如果oldfd是一个有效的文件描述符，但是newfd和oldfd具有相同的值，则dup2不做任何操作，并返回newfd。
示例
打开一个文件log.txt，用fd变量保存文件的文件描述符，然后close(1)，关闭stdout文件，使用dup2实现stdout数据到文件log.txt的重定向。
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> int main() { int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT, 0666); if(fd < 0) { perror("open"); return 1; } close(1); // 关闭stdout文件 dup2(fd, 1); // 将数据重定向到log.txt中 printf("hello, world <- printf\n"); return 0; }
printf默认向stdout输出，在使用dup2重定向后，本应该在显示器上输出的数据被写到了文件log.txt中。
当然，使用fprintf指定输出文件是stdout结果也是一样的，在printf语句后再加上：
fprintf(stdout, "hello, world <- fprintf\n");
6. C标准库中的FILE结构体
从重定向的原理和示例可以知道，尽管C标准库中定义stdin、stdout和stderr是FILE结构体指针，但因为语言层是封装系统调用的，所以stdin、stdout和stderr这些，只是语言中给文件描述符起的名字。实际上系统只认识文件描述符fd，即fd_array[]的下标。
正因如此，C语言标准库定义的FILE结构体内部一定封装了等价于文件描述符的成员。
6.1 FILE中的_fileno
在/usr/include/libio.h头文件中，可以查看struct _IO_FILE结构体的定义(line:246)：
struct _IO_FILE { int _flags; /* High-order word is _IO_MAGIC; rest is flags. */ #define _IO_file_flags _flags /* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. */ /* Note: Tk uses the _IO_read_ptr and _IO_read_end fields directly. */ char* _IO_read_ptr; /* Current read pointer */ char* _IO_read_end; /* End of get area. */ char* _IO_read_base; /* Start of putback+get area. */ char* _IO_write_base; /* Start of put area. */ char* _IO_write_ptr; /* Current put pointer. */ char* _IO_write_end; /* End of put area. */ char* _IO_buf_base; /* Start of reserve area. */ char* _IO_buf_end; /* End of reserve area. */ /* The following fields are used to support backing up and undo. */ char *_IO_save_base; /* Pointer to start of non-current get area. */ char *_IO_backup_base; /* Pointer to first valid character of backup area */ char *_IO_save_end; /* Pointer to end of non-current get area. */ struct _IO_marker *_markers; struct _IO_FILE *_chain; int _fileno; #if 0 int _blksize; #else int _flags2; #endif _IO_off_t _old_offset; /* This used to be _offset but it's too small. */ #define __HAVE_COLUMN /* temporary */ /* 1+column number of pbase(); 0 is unknown. */ unsigned short _cur_column; signed char _vtable_offset; char _shortbuf[1]; /* char* _save_gptr; char* _save_egptr; */ _IO_lock_t *_lock; #ifdef _IO_USE_OLD_IO_FILE };
在这个头文件中，还有这样的定义(line:316)：
typedef struct _IO_FILE _IO_FILE;
在同路径下的stdio.h头文件中，还可以看到这样的定义(line:48、74)：
typedef struct _IO_FILE FILE; #include <libio.h>
在头文件<libio.h>中，有一个成员变量名为_fileno，它就是封装的文件描述符。而在C语言的标准输入输出库stdio中，包含了系统库libio.h，并将FILE作为_IO_FILE的别名。
那么结合上面的内容，C库函数中的fopen函数，打开文件这个操作背后的逻辑是什么？
- C库函数fopen处于OS上层，当它使用系统调用open成功打开一个文件时，C标准库会给它生成一个FILE结构体；
- 系统调用open处于OS底层，当它被fopen调用时，它会去打开对应文件，然后分配给它一个文件描述符fd，并返回这个fd给在上层调用它的fopen；
- 上层fopen接收到底层open的返回值以后，通过fd的值是否大于0就可以判断打开文件是否成功。如果成功，fopen会将接收的返回值fd复制给文件对应的FILE结构体中的_fileno成员变量。最后，fopen返回结构体的地址，即一个FILE*类型指针。
类似地，如fread、rwrite、rputs、fgets等C标准库的其他文件I/O函数，实现的原理都是如此，只不过输入和输出的方向相反。万变不离其宗，文件的操作离不开文件描述符。
小结
进程如何管理文件？
- 先描述后组织。
- 文件描述符的本质是fd_array[]的下标，这个结构体指针数组的地址是被进程的task_struct保存的。进程通过fd_array[]和用fopen函数得到的下标，就能通过特定下标元素和文件之间的映射关系管理文件。
6.2 FILE中的缓冲区
引入
在早期学习C语言时，一定会遇到使用getchar()、fflush等函数才能让我们正常地打印东西，但是至今还是一头雾水，不知道原理所在，只知道有“缓冲区”这个东西存在，它让人无语的地方就在于时不时能碰到它，却不能彻头彻尾地解决它。
首先以一个程序引入，代码中分别调用了两个C库函数和一个系统调用，并且在return语句之前fork创建了子进程：
#include <stdio.h> #include <unistd.h> int main() { printf("hello world <- printf\n"); fputs("hello world <- fputs\n", stdout); write(1, "hello world <- write\n", 21); fork(); return 0; }
显然，都所有输出语句都正常执行了。但是如果要将打印到显示器的内容重定向到一个文件log.txt中呢?
- 不重定向，直接打印：输出到显示器无异常；
- 重定向：C库函数会被执行两次，系统调用只会被执行一次。
这两种不同的情况和fork有关，虽然它在语句最后。
认识
首先要说明，缓冲有三种方式：
- 无缓冲：标准I/O库不缓存字符；
- 行缓冲：只有在输入/输出中遇到换行符的时候，才会执行I/O操作，一般而言，行缓冲对应显示器文件；
- 全缓冲：I/O操作只有在缓冲区被填满了之后才会进行，一般而言，全缓冲对应磁盘文件（是磁盘这个文件，而不是磁盘中的文件）。
- 特殊情况：
- 用户强制刷新：fflush；
- 进程退出。
补充：
无缓冲：标准库不缓存并不意味着操作系统或者设备驱动不缓存；
行缓冲：涉及到终端的流：例如标注输入(stdin)和标准输出(stdout)；
全缓冲：对驻留在磁盘上的文件的操作一般是有标准I/O库提供全缓冲。缓冲区一般是在第一次对流进行I/O操作时,由标准I/O函数调用malloc函数分配得到的。
术语flush描述了标准I/O缓冲的写操作。缓冲区可以由标准I/O函数自动flush(例如缓冲区满的时候);或者我们对流调用fflush函数。
为什么要有缓冲区？
I/O过程是最耗费时间的，就像借钱谈话1小时，转账5s一样。缓冲区的策略是为了效率，而不是为了提高用户体验。例如，我要寄东西给远在北京的同学，如果我自己去送的话，非常慢，如果寄快递，我们就不用跑那么远了；快递公司也不傻，一定是等到车子塞得差不多了以后才会送货。缓冲区就是OS和上层之间传输数据的快递公司，它提高了整机效率，也就提高了用户的响应速度。
缓冲区就是一段内存空间（一般是字符数组的形式），它是由语言本身维护的，上面的例子中，缓冲区就是C标准库提供的。其实之前在实现简易shell和本文中1.3程序中的line字符数组，都有用到缓冲区，其实它就是一个临时容器。
其实，当缓冲区的策略是全缓冲时，效率才是最高的，很容易理解，快递公司的老板当然希望包裹塞满车子，省油费。对于操作系统来说，只有当缓冲区满了以后才刷新，I/O次数就会降到最低，对外设的访问次数也是最低，自然就提高了效率。所以对于所有设备，它们的刷新策略都倾向于全缓冲。
为什么是「倾向于」呢？
因为需要数据被处理的结果的主体是人，计算机只是工具，人们需要接收动态的数据结果，就要通过显示器实时查看。如果采用全刷新，人们也就不用时时刻刻盯着股价看了，也不知道它什么时候显示走势，所以行刷新通常对应显示器文件。所以，除了全刷新之外的刷新策略（包括特殊情况），都是一种折中手段，一方面要保证效率，一方面要照顾用户体验。对于特殊情况，可以由用户自己决定。
原理
造成上面同一打印方式不同输出文件而造成不同的结果的原因是：OS根据输出文件的不同，采取了不同的刷新策略。
需要注意的是，前两个打印语句都是C标准库中的，第三个打印语句是系统调用，而重定向以后却是C标准库的打印函数输出了两次。这里也可以验证，我们所说的“缓冲区”是C标准库维护的，如果缓冲区都是OS内部统一提供的（这句话暗示了OS也有自己的缓冲区），也就不存在这个奇怪的现象了。
对于两种输出方式，缓冲区的策略有何不同？
- 向显示器输出：刷新策略是行刷新，注意每个打印语句（C函数和系统调用）中都有
\n。只要遇到\n，数据就会被刷新到显示器文件中，那么执行到fork时，数据都已经被输出到显示器上了，所以行刷新时，最后的fork不起作用； - 输出重定向：刷新策略从行刷新转变为全刷新（为什么是“转变”？因为打印函数默认是行刷新）。那么对于全缓冲而言，它是不认识
\n的，只会等缓冲区满了或者进程要结束才会刷新，所以输出语句中的\n就没有意义了。
我知道重定向的刷新策略是全刷新了，那么为什么输出重定向时C语言的函数会被执行2次？
写时拷贝。既然是全缓冲，这些打印语句输出的数据都会被暂时保存在缓冲区中（注意，这里的缓冲区其实分为两部分：C标准库维护的缓冲区和OS内核缓冲区）。也就是说，fork之前的打印语句的内容都还未被写到文件中。联系进程部分的知识，我们知道fork以后，父子进程的上下文数据和代码是共享的，其中也包括缓冲区中的数据。所以C语言的打印语句会被执行两次。
为什么系统调用只被执行一次？
因为C语言内部是封装了系统调用的，例如printf函数，它会调用系统接口write，将数据写入到printf指定的文件中。对于fork以后的父子进程，它们都执行了一次C语言打印函数，所以每个C语言打印函数都调用了两次系统接口write。
其实，在fork之后，数据也只是被保存在C标准库维护的缓冲区里，fork做的事就是创建子进程，父进程的数据会发生写时拷贝，只有当进程退出时（执行return语句），父进程准备把数据从缓冲区刷新出来了，子进程也要进行同样的操作。请注意，数据不是从C标准库维护的缓冲区被直接刷新到文件中，还要经过系统调用将数据暂存到内核的缓冲区，最后数据才会被写入到文件中。（此部分暂且不需要对内核缓冲区作深入研究，只要知道它的存在即可。）
C标准库维护的缓冲区，是“用户层”的缓冲区，实际上FILE结构体中也保存着用户缓冲区的信息：
/* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. */ /* Note: Tk uses the _IO_read_ptr and _IO_read_end fields directly. */ char* _IO_read_ptr; /* Current read pointer */ char* _IO_read_end; /* End of get area. */ char* _IO_read_base; /* Start of putback+get area. */ char* _IO_write_base; /* Start of put area. */ char* _IO_write_ptr; /* Current put pointer. */ char* _IO_write_end; /* End of put area. */ char* _IO_buf_base; /* Start of reserve area. */ char* _IO_buf_end; /* End of reserve area. */ /* The following fields are used to support backing up and undo. */ char *_IO_save_base; /* Pointer to start of non-current get area. */ char *_IO_backup_base; /* Pointer to first valid character of backup area */ char *_IO_save_end; /* Pointer to end of non-current get area. */
7. 文件系统
7.1 背景
我们在之前通常所说的“文件”是磁盘中的文件（磁盘级文件），它们都是没有被打开的文件。学习磁盘级文件有以下侧重点：
- 单个文件角度：
- 文件在哪里
- 大小
- 其他属性
- 系统角度：
- 一共有多少文件
- 各自属性在哪里
- 如何快速找到
- 还能存储多少个文件
- 如何快速找到指定文件
- …
为了更好地存取文件，如何对磁盘文件分门别类地存储？在学习磁盘文件之前，当然要对磁盘这个硬件有一定的了解。
7.2 磁盘
磁盘的特性
首先，要区分磁盘和内存的区别：
- 内存：掉电易失存储介质
- 磁盘：永久性存储介质 ，如SSD、U盘、flash卡、光盘、磁带…
磁盘是一个外设，是计算机中唯一一个机械设备，所以从结构上说它很慢（相对于CPU而言），但是OS会有一些提速方式（不展开讲）。所有的普通文件都是存储在磁盘中的。
磁盘的结构
磁盘由盘片、磁头、伺服系统、音圈马达（旋转）等部分组成。
物理结构：计算机只认识0和1，盘面上通过磁极的南和北规定0和1。向磁盘写入数据，实际上通过磁头改变磁盘的正负。
光盘看一段时间就会变卡，这是因为磁头把数据影响了，可以类比飞机低空1m贴地飞行，对地上的影响。
存储结构：磁道（同心圆），磁道组成扇区。半径相同的磁道是柱面（一摞）。
如何在磁盘中找到对应文件？
在物理上找到任意一个扇区->CHS寻址
- 在哪个面？磁头对应盘面©
- 在哪个磁道(H)
- 在哪个扇区(S)
一般传统的磁盘规定每个扇区的大小是512字节。
通过CHS寻址，就能找到数据在磁盘中的位置。
抽象磁盘结构：把这一摞磁盘想象成线性结构。就像磁带卷成一盘一样。
把磁盘当成磁带，将它拉成线性结构，符合我们对数组的抽象理解：
在OS眼中，这每一个扇区就是一个数组，那么对磁盘的管理也就转变为对数组的管理。比如数组的前10000个位置是某个盘的位置，前几百个位置是某个扇区的位置，根据下标的范围，OS便能管理磁盘不同盘面、不同磁道和不同扇区的数据。
- 将数据存储到磁盘，在逻辑上就相当于将数据存储到该数组。
- 找到磁盘特定的扇区，就是找到数组特定的位置。
- 对磁盘的管理，就是对数组的管理。
对于一块很大的磁盘，直接管理是非常有难度的，例如512GB：处理方法是将大的磁盘拆分为容易管理的小磁盘的集合，这就是分治。所以对磁盘的管理，实际上就是对一个小分区的管理，因为每个小分区的管理方式都是一套的。对于这个100GB的小分区，它依然很大，就像把国家拆分为若干省、进而拆分为市、区、街道…这个操作很像我们对磁盘进行分区。
对于磁盘中的每个分区，它由块组组成。
7.3 EXT2文件系统
文件系统
文件系统和操作系统类似，都是存储和组织计算机数据的方法。它使得对其访问和查找变得容易，文件系统使用文件和树形目录的抽象逻辑概念代替了硬盘和光盘等物理设备使用数据块的概念，用户使用文件系统来保存数据不必关心数据实际保存在硬盘（或者光盘）的地址为多少的数据块上，只需要记住这个文件的所属目录和文件名。在写入新数据之前，用户不必关心硬盘上的那个块地址没有被使用，硬盘上的存储空间管理（分配和释放）功能由文件系统自动完成，用户只需要记住数据被写入到了哪个文件中。
文件系统就像操作系统一样不止一个，本节主要了解EXT2文件系统。
介绍
第二代扩展文件系统（second extended filesystem，缩写为ext2），是Linux内核所用的文件系统。
结构
ext2 中的空间被分成了若干块（blocks），这些块被分到块组（block group）中。大型文件系统上通常有数千个块。任何给定文件的数据通常尽可能包含在单个块组中。这样做是为了在读取大量连续数据时尽量减少磁盘寻道次数。
每个块组包含超级块（super block）和块组描述符表（group descriptor table，GDT）的副本，所有块组包含块位图（block bitmap）、inode 位图（inode bitmap）、inode 表（inode table），最后是数据块（data block）。
超级块包含对操作系统启动至关重要的重要信息。因此，备份副本在文件系统中的多个块组中制作。但是，通常仅在文件系统的第一个块中找到它的第一个副本用于引导。
组描述符存储块位图的位置、inode 位图以及每个块组的 inode 表的开始。这些又存储在组描述符表中。
在本节中，我们着重了解inode，在此之前，需要把握整体结构。
由图示可见，每个块组（block group）都由以下几个部分组成：
- super block： 存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：data block和inode的总量、未使用的data block和inode的数量、一个data block和inode的大小、最近一次挂载的时间、最近一次写入数据的时间、最近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结构就被破坏了；
- group descriptor table： 块组描述符表，描述该分区当中块组的属性信息；
- block bitmap： 块位图当中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用；
- inode bitmap： inode位图当中记录着每个inode是否空闲可用；
- inode Table： 存放文件属性，即每个文件的inode（index node）；
- data blocks： 存放文件内容。
启动块（boot block）的大小是固定的，其他块组的大小是根据写入的数据量确定的，且无法更改。
管理方式
文件系统是属性信息的集合，虽然磁盘的基本单位是512字节的扇区，但是OS中的文件系统和磁盘进行I/O操作的基本单位是4KB（8*512byte）。
为什么不用512字节为单位？
- 512个字节太小了，有可能会导致多次I/O操作，进而导致效率降低；
- 基础技术是在发展中的，所以OS作为软件不能限制硬件的发展，基本单位大一点，可以更好地适应以后硬件的性能。到时候再不行的话再修改OS的源码就好了。这是硬件和软件（OS）之间进行解耦。
下面解释块组（block group）的组成部分的作用：
- data block：多个4KB（8个扇区）大小的集合，报错的都是特定文件的内容；
- inode table：inode是一个大小为128字节的空间，保存的是文件的属性。这个块组中是所有文件的inode空间的集合，需要标识唯一性，每一个inode块，都要有一个inode编号。inode就像是文件的身份证，一个文件、一个inode、一个inode编号；
- block bitmap：假设有10000+个inode结点，那么就有10000+个比特位。比特位和特定的inode是一一对应的；
- GDT：块组描述符。它用来标识这个块组的信息，比如它有多大？已使用多少？有多少个inode？已经占用了多少个？还剩多少？一共有多少个block？使用了多少？…
- super block：保存当前分区的属性，所以它非常重要。它是作为“备份”而存在的。
上面的这些块组组成部分，能让一个文件的信息可追溯、可管理。
一个文件可以有多个block吗？
可以，当文件很大的时候。不是所有的data block都只能存数据，也可以存其他块的块号。例如15容量，前12个存数据，后3个存其他块，一个块4个字节，能指向上千个其他块。而且其他块还能指向其他块，类似树状结构，这就能储存大体积文件了。
在inode结构体中，有一个数组block[]，它维护着每个文件使用的数据块和inode结构体之间的映射关系。它的长度为15，其中前12个元素分别对应该文件使用的12个数据块，剩余的3个元素分别是一级索引、二级索引和三级索引，当该文件使用数据块的个数超过12个时，可以用这三个索引进行数据块扩充。–图片来源于维基百科
格式化
如果每个块组中的组成部分都进行上面的操作，那么每个分区都会被写入管理数据，整个分区（块组组成分区）也就被写入了系统文件信息，我们将它称为“格式化”。其实格式化磁盘，就是格式化区块的属性，data block那些储存信息的分区。
创建文件
- 内核会在当前区块中遍历inode位图，得到状态为空闲（0）的inode，然后将它的状态置为1；
- 在inode表中找到对应inode，然后将文件属性填入inode对应的结构体中；
- 文件名是用户提供的，inode编号是文件系统给的，OS会建立它们之间的映射关系，然后把映射关系保存到文件目录的data block中。
查找（写入、查看）数据
- 内核在当前区块的目录文件的data block中找到文件的inode结构体，通过文件的inode编号，找到对应的inode结构体；
- 通过inode结构体，找到储存文件内容的数据块，将数据写入其中；
- 如果数据块不存在或者数据块已满，内核会遍历块位图得到一个状态为空闲的块组的块号，在数据区找到块号对应的空间，将数据写入其中，最后建立新数据块和inode结构体之间的映射关系。
删除文件
- 将文件对应的inode在inode位图中的状态置为无效；
- 将文件已申请的数据块在块位图中的状态置为无效。
我们知道，磁盘和OS进行I/O操作的最小单位是512字节，那么对于扇区，它只有0/1两种状态，对应着占用和空闲。删除只是我们想象的理解，实际上在计算机中不存在真正的删除，因为数据是覆盖上去的。
文件系统删除文件，只是将文件的inode号和数据块号的状态置为空闲，但数据还是存储在内的。如果丢失了重要数据，请不要让OS进行大量的I/O操作，因为这很可能会被后来的文件覆盖。
这也可以理解为什么删除文件咔嚓一下，拷贝文件却要非常久。
因为拷贝文件是文件系统创建文件，然后对文件写入数据。在写入数据之前，文件系统要做很多工作。而删除只需要两步。
面试题：
明明还剩有容量，创建文件却频频失败，为什么？inode是固定的，data block也是固定的呀？
- inode是固定的，data block也是固定的，有可能出现一个能分配而另一无法分配的情况，但这是没办法的事。
理解目录
目录是文件吗？
- 是。
- 目录要有自己的inode->要有自己的data block。因为目录也是有自己的属性的。目录的data block，存的是文件名的inode编号的映射关系，它们互为key值。
- 连硬件都被Linux认为是文件，文件目录也是作为文件被OS管理的；
- 目录也有它自己的属性信息，目录的inode结构体中存储的是目录的属性；
- 目录的作用是存储文件结构，那么它也是有自己的内容的，目录的数据块中存储的是该目录下的文件名和所有文件对应的inode结构体地址。
目录有自己的属性，也有它自己的内容，当然可以被认为是文件。
inode vs 文件名
指令：
ls -i
OS如何找到文件？
inode编号（分区内有效，在哪个分区，就是哪个编号）->分区特定块组（block group）->inode->文件属性->内容。
↑最大的问题就是，OS怎么一开始就知道inode编号的呢？我们平时操作文件，都是用文件名来标识和识别文件的呀。
在Linux内核中，inode属性里，没有文件名这样的说法：
- 一个目录下，可以保存很多文件，但是文件名不能重复；
- 目录也是文件。
为什么我们想要在自己的目录里创建文件，必须要有写（w）权限呢？
- 因为目录也是文件，在目录下创建文件，就是要把文件的属性写入到目录文件中。
为什么使用ls指令时，ls -l显示文件的各种属性，必须要有r权限呢？
- 因为目录是文件，查看（磁盘）文件的属性也是从目录中读取文件的信息。
回答最初的问题，为什么OS一开始就知道inode编号？
- 依托于目录结构。不管是相对路径和绝对路径，它都能通过目录结构找到想操作的文件。
8. 软硬链接
8.1 准备工作
创建一个文件testLink.txt，然后给它一些内容。
touch testLink.txt echo "hello world" > testLink.txt
用指令查看信息：
ls -li
其中，第一列是inode编号，第三列是引用计数。
8.2 软链接
通过指令实现两个文件之间的硬链接：
ln -s testLink.txt testLink1.txt
ln指令要求创建的文件在当前目录下没有同名文件。
软链接又叫符号链接，软链接创建的文件有自己的inode编号，是一个独立的文件。它通过文件名引用另一个文件，如果把例中的main.c编译后的可执行程序main软链接到一个新文件：
ln -s main main.txt
可以发现，新创建出来的文件main.txt相比于main可执行程序这个文件，它要小得多。其实，软链接文件中保存的是一个文本字符串，存储的是目标文件(即：链接到的文件)的路径名。类似Windows操作系统中的快捷方式。
软链接文件和快捷方式一样，如果删除了被链接的文件，链接文件虽然保留着它的文件名，但是不再能够查看它的内容。
8.3 硬链接
通过指令创建文件并建立硬链接关系：
ln main mainH
由此可见，硬链接和软链接的区别就在于硬链接创建出来的文件的inode编号和被链接文件的是相同的。而且，它们的大小都相同。
但是，通过
ls -li命令查看信息时，软链接的引用计数都是1，而硬链接的引用计数都变成了2，这是为什么呢？
==引用计数用来描述文件被硬链接的次数。==硬链接创建的文件是被链接文件的一个别名，它的别名有几个，那么它的引用计数就是几。而原文件唯一的身份标识就是inode编号，所以即使是原文件的别名，inode编号也必须一致。
如果删除了原文件，硬链接创建的文件还能正常访问吗？
rm main ls -li
硬链接文件依然存在，没有报错，而且可以正常执行:
可以看到，文件的引用计数-1。
8.4 目录的引用计数
创建一个目录，用ls -li命令查看它的引用计数（硬链接数）：
mkdir dir
为什么一个目录的引用计数是2？
如果没有之前对文件的理解，是很难理解其中的原理的。
用指令查看目录链接的对象：
ls -i -d dir ls -i -a dir
每个目录中，都有两个隐藏文件：.和..，我们都很熟悉它，经常用cd指令在上下级目录中跳转。它们分别表示当前目录和上级目录。那么，当前目录就有了两个名字，一个是dir，一个是.，所以引用计数是2，同时，它们的inode编号也是一样的。
8.5 文件时间
通过stat命令可以查看文件的三个时间（ACM）：
- A（Access）：文件最后被访问的时间；
- C（Change）：文件内容最后的修改时间；
- M（Modify）：文件属性最后的修改时间。
当内容被修改，大小也会随之改变，也会影响文件属性，所以Modify的改变一般会引起Change改变，反之则不会。
使用指令touch 文件名可以将文件的ACM时间更新。
8.6 小结
- 软链接：通过文件名引用文件；软链接文件是一个独立的文件，有它自己的inode。相当于一个快捷方式（例如Windows中的快捷方式也是占有内存的，也是一个文件），本质没有创建文件，只是建立了某个已有的文件名和inode的映射关系，这个映射关系被保存到当前目录文件中。
- 硬链接：通过inode编号引用文件，没有独立的inode。
