这篇文章将为大家详细讲解有关Linux下文件输入/输出端口的试炼分析，小编觉得挺实用的，因此分享给大家做个参考，希望大家阅读完这篇文章后可以有所收获。
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文件描述符(File Descriptor)
a small, nonnegative integer for use in subsequent system calls (read(2), write(2), lseek(2), fcntl(2), etc.) ($man 2 open). 一个程序开始运行时一般会有3个已经打开的文件描述符:
0 :STDIN_FIFLENO,标准输入stdin
1 :STDOUT_FILENO,标准输出stdout
2 :STDERR_FILENO,标准错误stderror
fd原理
fd从0开始, 查找最小的未被使用的描述符, 把文件表指针与文件表描述符建立对应关系(VS pid是一直向上涨，满了再回来找)
文件描述符就是一个int, 用于代表一个打开的文件, 但是文件的管理信息不能够不是存放在文件描述符中,当使用open()函数打开一个文件时, OS会将文件的相关信息加载到文件表等数据结构中, 但出于安全和效率等因素的考虑, 文件表等数据结构并不适合直接操作, 而是给该结构指定一个编号, 使用编号来进行操作, 该编号就是文件描述符
OS会为每个进程内部维护一张文件描述符总表, 当有新的文件描述符需求时, 会去总表中查找最小的未被使用的描述符返回, 文件描述符虽然是int类型, 但其实是非负整数, 也就是0~OPEN_MAX(当前系统中为1024), 其中0,1,2已被系统占用,分别表示stdin, stdout,stderror
使用close()关闭fd时, 就是将fd和文件表结构之间的对应关系从总表中移除, 但不一定会删除文件表结构, 只有当文件表没有与其他任何fd对应时(也就是一个文件表可以同时对应多个fd)才会删除文件表, close()也不会改变文件描述符本身的整数值, 只会让该文件描述符无法代表一个文件而已
duplicate fdVS copy fd:dup是把old_fd对应的文件表指针复制给new_fd, 而不是int new_fd=old_fd
UNIX使用三种数据结构描述打开的文件：每个进程中用于描述当前进程打开文件的文件描述符表，表示当前文件状态的文件状态标识表，和用于找到文件i节点(索引节点)的V节点表，Linux中并不使用这种Vnode结构，取而代之的是一种通用的inode结构，但本质没有区别，inode是在读取文件时通过文件系统从磁盘中导入的文件位置
文件描述符标志(File Descriptor Flag)
当下的系统只有一个文件描述符标志close-on-exec，仅仅是一个标志，当进程fork一个子进程的时候，在子进程中调用了exec函数时就用到了该标志。意义是执行exec前是否要关闭这个文件描述符。
一般我们会调用exec执行另一个程序，此时会用全新的程序替换子进程的正文，数据，堆和栈等。此时保存文件描述符的变量当然也不存在了，我们就无法关闭无用的文件描述符了。所以通常我们会fork子进程后在子进程中直接执行close关掉无用的文件描述符，然后再执行exec。但是在复杂系统中，有时我们fork子进程时已经不知道打开了多少个文件描述符(包括socket句柄等)，这此时进行逐一清理确实有很大难度。我们期望的是能在fork子进程前打开某个文件句柄时就指定好:这个句柄我在fork子进程后执行exec时就关闭”。所以就有了 close-on-exec
每个文件描述符都有一个close-on-exec标志。在系统默认情况下，这个标志***一位被设置为0。即关闭了此标志。那么当子进程调用exec函数，子进程将不会关闭该文件描述符。此时，父子进程将共享该文件，它们具有同一个文件表项，也就有了同一个文件偏移量等。
fcntl()的FD_CLOEXEC和open()的O_CLOEXEC用来设置文件的close-on-exec，当将close-on-exec标志置为1时，即开启此标志, 此时子进程调用exec函数之前，系统就已经让子进程将此文件描述符关闭。
Note:虽然新版本支持在open时设置CLOEXEC，但是在编译的时候还是会提示错误 - error: ‘O_CLOEXEC’ undeclared (first use in this function)。这个功能需要设置宏(_GNU_SOURCE)打开。
#define _GNU_SOURCE //在源代码中加入
-D_GNU_SOURCE //在编译参数中加入
文件状态标志(File Status Flag)
File status flags 用来表示打开文件的属性，file status flag可以通过duplicate一个文件描述符来共享同一个打开的文件的状态，而file descrptor flag则不行
Access Modes: 指明文件的access方式：read-only， write-only，read-write。通过open()设置，通过fcntl()返回，但不能被改变
Open-time Flags: 指明在open()执行的时候的操作，open()执行完毕这个flag不会被保存
Operating Modes: 影响read，write操作，通过open()设置，但可以用fcntl()读取或改变
open()
//给定一个文件路径名，按照相应的选项打开文件，就是将一个fd和文件连接到一起，成功返回文件描述符，失败返回-1设errno #includeint open(const char *pathname, int flags) int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode) //不是函数重载,C中没有重载, 是可变长参数列表 //pathname:文件或设备路径 //flags :file status flags=Access mode+Open-time flags+Operating Modes、 /*Access Mode(必选一个): O_RDONLY：0 O_WRONLY：1 O_RDWR：2 */ /*Open-time Flags(Bitwise Or): O_CLOEXEC ：为新打开的文件描述符使能close-on-exec。可以避免程序再用fcntl()的F_SETFD来设置FD_CLOEXEC O_CREAT ：如果文件不存在就创建文件，并返回它的文件描述符，如果文件存在就忽略这个选项，必须在保护模式下使用，eg：0664 O_DIRECTORY ：如果opendir()在一个FIFO或tape中调用的话，这个选项可以避免denial-of-service问题， 如果路径指向的不是一个目录，就会打开失败。 O_EXCL ：确保open()能够穿件一个文件，如果文件已经存在，则会导致打开失败，总是和O_CREAT一同使用。 O_NOCTTY ：如果路径指向一个终端设备，那么这个设备不会成为这个进程的控制终端，即使这个进程没有一个控制终端 O_NOFOLLOW ：如果路径是一个符号链接，就打开它链接的文件//If pathname is a symbolic link, then the open fails. O_TMPFILE ：创建一个无名的临时文件，文件系统中会创建一个无名的inode，当***一个文件描述符被关闭的时候，所有写入这个文件的内容都会丢失，除非在此之前给了它一个名字 O_TRUNC ：清空文件 O_TTY_INIT *//*Operating Modes(Bitwise Or) O_APPEND ：以追加的方式打开文件, 默认写入结尾，在当下的Unix/Linux系统中，这个选项已经被定义为一个原子操作 O_ASYNC ：使能signal-driven I/O O_DIRECT ：试图最小化来自I/O和这个文件的cache effect//Try to minimize cache effects of the I/O to and from this file. O_DSYNC ：每次写操作都会等待I/O操作的完成，但如果文件属性的更新不影响读取刚刚写入的数据的话，就不会等待文件属性的更新 。 O_LARGEFILE ：允许打开一个大小超过off_t(但没超过off64_t)表示范围的文件 O_NOATIME ：不更改文件的st_time(last access time) O_NONBLOCK /O_NDELAY ：如果可能的话，用nonblock模式打开文件 O_SYNC ：每次写操作都会等待I/O操作的完成，包括write()引起的文件属性的更新。 O_PATH ：获得一个能表示文件在文件系统中位置的文件描述符
#include#include int fd=open("b.txt",O_RDWR|O_CREAT|O_EXCL,0664); if(-1==fd) perror("open"),exit(-1);
FA:猜想有以下模型:用一串某一位是1其余全是0的字符串表示一个选项, 选项们作 “按位与”就可得到0/1字符串, 表示整个flags的状态, Note: 低三位表示Access Mode
creat()
等价于以O_WRONLY |O_TRUNC|O_CREAT的flag调用open()
#includeint creat(const char *pathname, mode_t mode);
dup()、dup2()、dup3()
/复制一个文件描述符的指向，新的文件描述符的flags和原来的一样，成功返回new_file_descriptor, 失败返回-1并设errno #includeint dup(int oldfd); //使用未被占用的最小的文件描述符编号作为新的文件描述符 int dup2(int oldfd, int newfd);
#include#include int dup3(int oldfd, int newfd, int flags);
#include#include int res=dup2(fd,fd2); if(-1==res){ perror("dup2"),exit(-1); }
read()
//从fd对应的文件中读count个byte的数据到以buf开头的缓冲区中，成功返回成功读取到的byte的数目，失败返回-1设errno #includessize_t read(int fd, void *buf, size_t count);
#include#include int res=read(fd,buf,6); if(-1==fd) perror("read"),exit(-1);
write()
//从buf指向的缓冲区中读取count个byte的数据写入到fd对应的文件中，成功返回成功写入的byte数目，文件的位置指针会向前移动这个数目，失败返回-1设errno #includessize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);//不需要对buf操作, 所以有const, VS read()没有const
#include#include int res=write(fd,"hello",sizeof("hello")); if(-1==res) perror("write"),exit(-1);
Note: 上例中即使只有一个字符’A’,也要写”A”,因为”A”才是地址,’A’只是个int
lseek()
l 表示long int, 历史原因
//根据移动基准whence和移动距离offset对文件的位置指针进行重新定位，返回移动后的位置指针与文件开头的距离，失败返回-1设errno #include#include off_t lseek(int fd, off_t offset, int whence); /*whence: SEEK_SET：以文件开头为基准进行偏移，0一般不能向前偏 SEEK_CUR：以当前位置指针的位置为基准进行偏移，1向前向后均可 SEEK_END：以文件的结尾为基准进行偏移，2向前向后均可向后形成”文件空洞”
#include#include int len=lseek(fd,-3,SEEK_SET); if(-1==len){ perror("lseek"),exit(-1); }
fcntl()
//对fd进行各种操作，成功返回0,失败返回-1设errno #include#include int fcntl(int fd, int cmd, ... ); //...表示可变长参数 /*cmd: Adversory record locking: F_SETLK(struct flock*) //设建议锁 F_SETLKW(struct flock*) //设建议锁，如果文件上有冲突的锁，且在等待的时候捕获了一个信号，则调用被打断并在信号捕获之后立即返回一个错误，如果等待期间没有信号，则一直等待 F_GETLK(struct flock*) //尝试放锁，如果能放锁，则不会放锁，而是返回一个含有F_UNLCK而其他不变的l_type类型，如果不能放锁，那么fcntl()会将新类型的锁加在文件上，并把当前PID留在锁上 Duplicating a file descriptor: F_DUPFD (int) //找到>=arg的最小的可以使用的文件描述符，并把这个文件描述符用作fd的一个副本 F_DUPFD_CLOEXEC(int)//和F_DUPFD一样，除了会在新的文件描述符上设置close-on-execF_GETFD (void) //读取fd的flag，忽略arg的值 F_SETFD (int) //将fd的flags设置成arg的值. F_GETFL (void) //读取fd的Access Mode和其他的file status flags; 忽略arg F_SETFL (long) //设置file status flags为arg F_GETOWN(void) //返回fd上接受SIGIO和SIGURG的PID或进程组ID F_SETOWN(int) //设置fd上接受SIGIO和SIGURG的PID或进程组ID为arg F_GETOWN_EX(struct f_owner_ex*) //返回当前文件被之前的F_SETOWN_EX操作定义的文件描述符R F_SETOWN_EX(struct f_owner_ex*) //和F_SETOWN类似，允许调用程序将fd的I/O信号处理权限直接交给一个线程，进程或进程组 F_GETSIG(void) //当文件的输入输出可用时返回一个信号 F_SETSIG(int) //当文件的输入输出可用时发送arg指定的信号 */ /*…: 可选参素，是否需要得看cmd，如果是加锁，这里应是struct flock* struct flock { short l_type; //%d Type of lock: F_RDLCK(读锁), F_WRLCK(写锁), F_UNLCK(解锁) short l_whence; //%d How to interpret l_start, 加锁的位置参考标准:SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END off_t l_start; //%ld Starting offset for lock, 加锁的起始位置 off_t l_len; //%ld Number of bytes to lock , 锁定的字节数 pid_t l_pid; // PID of process blocking our lock, (F_GETLK only)加锁的进程号,,默认给-1}; */
建议锁(Adversory Lock)
限制加锁,但不限制读写, 所以只对加锁成功才读写的程序有效,用来解决不同的进程 同时对同一个文件的同一个位置 “写”导致的冲突问题
读锁是一把共享锁(S锁):共享锁+共享锁+共享锁+共享锁+共享锁+共享锁
写锁是一把排他锁(X锁):永远孤苦伶仃
释放锁的方法(逐级提高):
将锁的类型改为:F_UNLCK, 再使用fcntl()函数重新设置
close()关闭fd时, 调用进程在该fd上加的所有锁都会自动释放
进程结束时会自动释放所有该进程加过的文件锁
Q:为什么加了写锁还能gedit或vim写???
A:可以写, 锁只可以控制能否加锁成功, 不能控制对文件的读写, 所以叫”建议”锁, 我加了锁就是不想让你写, 你非要写我也没办法. vim/gedit不通过能否加锁成功来决定是否读写, 所以可以直接上
Q: So如何实现文件锁控制文件的读写操作????
A:可以在读操作前尝试加读锁, 写操作前尝试加写锁, 根据能否加锁成功决定能否进行读写操作
int fd=open("./a.txt",O_RDWR); //得到fd if(-1==fd) perror("open"),exit(-1);struct flock lock={F_RDLCK,SEEK_SET,2,5,-1}; //设置锁 //此处从第3个byte开始(包含第三)锁5byte int res=fcntl(fd,F_SETLK,&lock); //给fd加锁 if(-1==res) perror("fcntl"),exit(-1);ioct1()
这个函数可以实现其他文件操作函数所没有的功能，大多数情况下都用在设备驱动程序里，每个设备驱动程序可以定义自己专用的一组ioctl命令，系统则为不同种类的设备提供通用的ioctl命令
//操作特殊文件的设备参数，成功返回0,失败返回-1设errno #includeint ioctl(int d, int request, ...); //d：an open file descriptor.//request： a device-dependent request code
close()
//关闭fd，这样这个fd就可以重新用于连接其他文件，成功返回0,失败返回-1设errno #includeint close(int fd);
#include#include int res=close(fd); if(-1==res) perror("close"),exit(-1);
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