当前位置：首页 > news >正文

Linux复习——基础IO，认识文件描述符、软硬件链接

news 来源：原创 2025/8/9 19:17:03

1.复习C文件接口

1.1 fopen

FILE *fopen(const char *path, const char *mode);

path：带路径的文件名称(待打开的文件)

mode：

        r：以可读方式打开，不可写，文件不存在，则报错

        r+：以读写方式打开，文件不存在，则报错

        w：以可写方式打开，但是不能读。文件不存在，则创建。文件存在，则截断(清空文件内容)文件。

        w+：以读写方式打开。文件不存在，则创建。文件存在，则截断(清空文件内容)文件

        a：追加写，不能读。在文件末尾进行追加写，文件不存在则创建文件。文件存在，则在文件末尾开始写

        a+：可读追加写，在文件末尾进行追加写，文件不存在则创建文件。文件存在，则在文件的末尾进行追加写

返回值：文件流指针 FILE

1.2 fclose

int fclose(FILE *fp);

关闭一个文件流指针

1.3 fread

size_t fread(void *ptr, size_t size, size_t nmemb, FILE *stream);

ptr：要将读到的保存到哪里去，ptr保存用户准备的一个空间(缓冲区)的地址

size：块的大小，单位是字节

nmemb：块的个数

eg：size = 2 nmemb = 5 ==> 10

常见的用法：size = 1,nmemb可以指定任意块，读到的字节数量也就可以用nmemb表示

stream：文件流指针，表示要从哪里进行读

返回值：返回读到的块的个数

1.4 fwrite

size_t fwrite(const void *ptr, size_t size, size_t nmemb,FILE *stream);

ptr：要写入到文件当中的内容

size：块的大小，单位字节

nmemb：块的个数

总写入的字节数量 = 块的大小 * 块的个数

stream：文件流指针,表示要写到哪里

返回值：写入块的个数

1.5 fseek

int fseek(FILE *stream, long offset, int whence);

stream：文件流指针

offset：偏移量，单位字节。相对于whence而言的偏移量

whence：

        SEEK_SET:文件的头部

        SEEK_CUR:当前文件流指针的位置

        SEEK_END：文件的尾部

注意：我们向文件写入内容以后文件流指针会发生偏移，此时如果我们要从文件里读取内容，就需要通过fseek来设置流指针的位置不然从当前流指针的位置将读不到任何内容

2.系统文件I/O接口

2.1 open

#include<sys/types.h>

#include<sys/stat.h>

#include<fcntl.h>

int open(const char* pathname,int flags);

int open(const char* pathname,int flag,mode_t mode);

pathname :要打开的文件

flags:打开文件时，可以传入多个参数选项，用下面的一个或者多个常量进行“或”运算，构成flags

参数：

O_RDONLY:只读打开

O_WRONLY:只写打开

O_RDWR:读，写打开

这三个常量，必须指定一个且只能指定一个

O_CREAT:若文件不存在，则创建它，需要使用mode选项，来指明新文件的访问权限

O_APPEND:追加写

返回值：成功：新打开的文件描述符失败：-1

2.2 close

int close(int fd); 这里的fd就是open的返回值

2.3 read

ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);

fd：文件描述符

buf：将读到的内容放到buf这个缓冲区当中

count：表示最大能够读多少字节，和buf的大小有关，需要在buf当中预留一个‘\0’的位置

返回值：

>0：读到的字节数量

-1：读失败

2.4 write

ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);

fd：文件描述符

buf：写到文件当中的内容

count：写入的字节数量

返回值：

>0：表示写入文件真实的字节数量

-1：写入失败

2.5 lseek

off_t lseek(int fd, off_t offset, int whence);

fd：文件描述符

offset：偏移量

whence：

SEEK_SET:文件的头部

SEEK_CUR:当前文件流指针的位置

SEEK_END：文件的尾部

3.文件描述符

3.1 open函数返回值

open的返回值其实就是这里要介绍的文件描述符，但是在正式认识他之前我们先来认识两个概念：系统调用和库函数

上面的 fopen fclose fread fwrite 都是C标准库当中的函数，我们称之为库函数（libc）。

而， open close read write lseek 都属于系统提供的接口，称之为系统调用接口

回忆一下我们讲操作系统概念时，画的一张图

通过上图我们可以清晰的看到其实f#系列函数，都是对系统调用的封装，方便二次开发

3.2 文件描述符fd

文件描述符其实就是一个小整数

linux进程默认情况下会有3个缺省打开的文件描述符，分别是标准输入0，标准输出1，标准错误2

0,1,2对应的物理设备一般是：键盘、显示器、显示器，所以输入输出还可以采用如下方式

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>int main()
{char buf[1024];ssize_t s = read(0, buf, sizeof(buf));if (s > 0){buf[s] = 0;write(1, buf, strlen(buf));write(2, buf, strlen(buf));}return 0;
}

现在知道，文件描述符就是从0开始的小整数。当我们打开文件时，操作系统在内存中要创建相应的数据结构来描述目标文件。于是有了file结构体，其表示一个已经打开的文件对象。而进程执行open系统调用，所以必须让进程和文件关联起来，每一个进程都有一个指针*file，指向一张file_struct，该表最重要的部分就是包含一个指针数组，每个元素都是一个指向打开文件的指针！所以本质上，文件描述符就是数组的下标。所以，只要拿着文件描述符，就可以找到对应的文件。

3.3 文件描述符分配规则

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>int main()
{int fd = open("myfile", O_RDONLY);if (fd < 0){perror("open");return 1;}printf("fd: %d\n", fd);close(fd);return 0;
}

输出发现是：fd:3 现在我们关闭0或者2再看

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>
int main()
{close(0);// close(2);int fd = open("myfile", O_RDONLY);if (fd < 0){perror("open");return 1;}printf("fd: %d\n", fd);close(fd);return 0;
}

发现的结果是：fd:0或者fd:2可见，文件描述符的分配规则；在files_struct数组当中，找到当前没有被使用的最小的一个下标，作为新的文件描述符

3.4 重定向

在3.3中我们了解了文件描述符的分配规则，如果我们将标准输出1关闭，那么printf还会打印在屏幕吗？下面进行测试

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>int main()
{close(1);int fd = open("myfile", O_WRONLY | O_CREAT, 00644);if (fd < 0){perror("open");return 1;}printf("fd: %d\n", fd);fflush(stdout);close(fd);exit(0);
}

此时我们发现，本来应该输出在显示器的内容，输出到了文件myfile当中，其中，fd=1，这种现象叫做输出重定向。常见的重定向有 >,>>,<

3.5 使用dup2系统调用

#include <unistd.h>

int dup2(int oldfd, int newfd); //将原来写到newfd的内容写到oldfd

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
int main()
{int fd = open("./log", O_CREAT | O_RDWR);if (fd < 0){perror("open");return 1;}close(1);dup2(fd, 1);for (;;){char buf[1024] = {0};ssize_t read_size = read(0, buf, sizeof(buf) - 1);if (read_size < 0){perror("read");break;}printf("%s", buf);fflush(stdout);}return 0;
}

3.6 FILE

因为IO相关函数与系统调用接口对应，并且库函数封装系统调用，所以本质上，访问文件都是通过fd访问的。

所以C库中的FILE结构体内部，必然封装了fd。

来段代码研究一下

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>int main()
{const char *msg0 = "hello printf\n";const char *msg1 = "hello fwrite\n";const char *msg2 = "hello write\n";printf("%s", msg0);fwrite(msg1, strlen(msg0), 1, stdout);write(1, msg2, strlen(msg2));fork();return 0;
}

我们正常运行的结果和我们的预期一样，但是当我们对进程实现输出重定向后发现printf和fwrite（库函数）都输出了两次，而write（系统调用）只输出了一次，这显然和fork有关系

一般C库函数写入文件时是全缓冲的，而写入显示器是行缓冲的

printf和fwrite库函数会自带缓冲区，当发生重定向到普通文件时，数据的缓冲方式由行缓冲变成了全缓冲。而我们放在缓冲区中的数据，就不会被立即刷新，甚至fork之后

但是进程退出之后，会统一刷新，写入文件当中

但是fork的时候，父子进程会发生写实拷贝，所以当你的父进程准备刷新的时候，子进程也有同样的一份数据也准备刷新，所以产生了两份数据

write没有变化，说明write没有所谓的缓冲。

综上：printf和fwrite库函数会自带缓冲区，而write系统调用没有缓冲区。另外，我们这里所说的缓冲区都是用户级缓冲区。其实为了提升整机性能，OS也会提供相关内核级缓冲区，不过不在我们讨论范围之内。

那这个用户级缓冲区谁提供呢？ printf fwrite 是库函数， write 是系统调用，库函数在系统调用的“上层”，是对系统调用的“封装”，但是 write 没有缓冲区，而 printf fwrite 有，足以说明，该缓冲区是二次加上的，又因为是C，所以由C标准库提供。

4.理解文件系统

我们使用ls -l的时候看到的除了文件名，还有文件元数据

每行7列：模式、硬链接数、文件拥有者、组、大小、最后修改时间、文件名

其实这个信息除了通过这种方式来读取，还有一个stat 命令能够看到更多信息

上面的执行结果有几个信息需要解释清楚

（1）inode

为了能解释清楚inode我们需要先简单了解一下文件系统

Linux ext2文件系统，上图为磁盘文件系统图（内核内存映像肯定有所不同），磁盘是典型的块设备，硬盘分区被划分为一个个的block 。一个 block 的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。例如 mke2fs 的 -b 选项可以设定block 大小为 1024 、 2048 或 4096 字节。而上图中启动块（ Boot Block ）的大小是确定的

Block Group ： ext2 文件系统会根据分区的大小划分为数个 Block Group 。而每个 Block Group 都有着相同的结构组成。政府管理各区的例子

超级块（ Super Block ）：存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有： bolck 和 inode 的总量，未使用的block 和 inode 的数量，一个 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

GDT ， Group Descriptor Table ：块组描述符，描述块组属性信息，有兴趣的同学可以在了解一下

块位图（ Block Bitmap ）： Block Bitmap 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 位图（ inode Bitmap ）：每个 bit 表示一个 inode 是否空闲可用。

i 节点表 : 存放文件属性如文件大小，所有者，最近修改时间等

数据区：存放文件内容

将属性和数据分开的想法看起来很简单，但实际上是如何工作的，这里我们通过touch一个新文件来看看如何工作

为了说明问题，我们将上图简化

创建一个新文件主要有以下4个操作

1.存储属性：内核先找到一个空闲节点（这里是263466）。内核把文件信息记录到其中

2.存储数据：该文件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500,800.将内核缓冲区的第一块数据复制到300，下一块复制到500，以此类推

3.记录分配情况：文件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分区记录了上述块列表

4.添加文件名到目录：新的文件名abc，内核将入口（263466，abc）添加到目录文件。文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。

注意：通过4我们应该明白内核中其实存储的不是文件名而是inode，怎么说可能不准确应该是内核里的文件名是inode可能对些

理解硬链接：我们真正找到磁盘上的文件并不是文件名，而是inode。其实在linux中可以让多个文件名对应于同一个inode看下图。

abc和def的链接方式完全相同，他们被称为指向文件的硬链接。内核记录了这个链接数，inode 54850的硬链接数为2

我们在磁盘中删除文件时干了两件事：1.在目录中将对应的记录删除 2.将硬链接数-1，如果为0，则将对应的磁盘释放

连接软连接：硬链接是通过inode引用另一个文件，软连接是通过名字引用另一个文件，在shell中的做法

下面解释一下文件的三个时间：

Access 最后访问时间

Modify 文件内容最后修改时间

Change 属性最后修改时间