linux中文件描述符fd和文件指针flip的理解
整理自:http://www.cnblogs.com/Jezze/archive/2011/12/23/2299861.html
简单归纳:fd(file descriptor)只是一个整数,在open时产生。起到一个索引的作用。每个进程在PCB(Process Control Block)即进程控制块中都保存着一份文件描述符表,文件描述符就是这个表的索引,文件描述表中每个表项都有一个指向已打开文件的指针,进程通过PCB中的文件描述符表找到该fd所指向的文件指针filp。
文件描述符的操作(如: open)返回的是一个文件描述符,内核会在每个进程空间中维护一个文件描述符表, 所有打开的文件都将通过此表中的文件描述符来引用;
而流(如: fopen)返回的是一个FILE结构指针, FILE结构是包含有文件描述符的,FILE结构函数可以看作是对fd直接操作的系统调用的封装, 它的优点是带有I/O缓存
下面举一个实际的例子,在Linux中,值为0、1、2的fd分别代表标准输入、标准输出和标准错误输出。在程序中打开文件得到的fd从3开始增长。 fd具体是什么呢?在内核中,每一个进程都有一个私有的“打开文件表”,这个表是一个指针数组,每一个元素都指向一个内核的打开文件对象。而fd,就是这 个表的下标。当用户打开一个文件时,内核会在内部生成一个打开文件对象,并在这个表里找到一个空项,让这一项指向生成的打开文件对象,并返回这一项的下标 作为fd。由于这个表处于内核,并且用户无法访问到,因此用户即使拥有fd,也无法得到打开文件对象的地址,只能够通过系统提供的函数来操作。
Linux支持各种各样的文件系统格式,如ext2、ext3、reiserfs、FAT、NTFS、iso9660等等,不同的磁盘分区、光盘或其它存储设备都有不同的文件系统格式,然而这些文件系统都可以mount
到某个目录下,使我们看到一个统一的目录树,各种文件系统上的目录和文件我们用ls
命令看起来是一样的,读写操作用起来也都是一样的,这是怎么做到的呢?Linux内核在各种不同的文件系统格式之上做了一个抽象层,使得文件、目录、读写访问等概念成为抽象层的概念,因此各种文件系统看起来用起来都一样,这个抽象层称为虚拟文件系统(VFS,Virtual Filesystem)。上一节我们介绍了一种典型的文件系统在磁盘上的存储布局,这一节我们介绍运行时文件系统在内核中的表示。
3.1. 内核数据结构
Linux内核的VFS子系统可以图示如下:
现在我们明确一下:已打开的文件在内核中用file
结构体表示,文件描述符表中的指针指向file
结构体。
在file
结构体中维护File Status Flag(file
结构体的成员f_flags
)和当前读写位置(file
结构体的成员f_pos
)。在上图中,进程1和进程2都打开同一文件,但是对应不同的file
结构体,因此可以有不同的File Status Flag和读写位置。file
结构体中比较重要的成员还有f_count
,表示引用计数(Reference Count),后面我们会讲到,dup
、fork
等系统调用会导致多个文件描述符指向同一个file
结构体,例如有fd1
和fd2
都引用同一个file
结构体,那么它的引用计数就是2,当close(fd1)
时并不会释放file
结构体,而只是把引用计数减到1,如果再close(fd2)
,引用计数就会减到0同时释放file
结构体,这才真的关闭了文件。
每个file
结构体都指向一个file_operations
结构体,这个结构体的成员都是函数指针,指向实现各种文件操作的内核函数。比如在用户程序中read
一个文件描述符,read
通过系统调用进入内核,然后找到这个文件描述符所指向的file
结构体,找到file
结构体所指向的file_operations
结构体,调用它的read
成员所指向的内核函数以完成用户请求。在用户程序中调用lseek
、read
、write
、ioctl
、open
等函数,最终都由内核调用file_operations
的各成员所指向的内核函数完成用户请求。file_operations
结构体中的release
成员用于完成用户程序的close
请求,之所以叫release
而不叫close
是因为它不一定真的关闭文件,而是减少引用计数,只有引用计数减到0才关闭文件。对于同一个文件系统上打开的常规文件来说,read
、write
等文件操作的步骤和方法应该是一样的,调用的函数应该是相同的,所以图中的三个打开文件的file
结构体指向同一个file_operations
结构体。如果打开一个字符设备文件,那么它的read
、write
操作肯定和常规文件不一样,不是读写磁盘的数据块而是读写硬件设备,所以file
结构体应该指向不同的file_operations
结构体,其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。
每个file
结构体都有一个指向dentry
结构体的指针,“dentry”是directory entry(目录项)的缩写。我们传给open
、stat
等函数的参数的是一个路径,例如/home/akaedu/a
,需要根据路径找到文件的inode。为了减少读盘次数,内核缓存了目录的树状结构,称为dentry cache,其中每个节点是一个dentry
结构体,只要沿着路径各部分的dentry搜索即可,从根目录/
找到home
目录,然后找到akaedu
目录,然后找到文件a
。dentry cache只保存最近访问过的目录项,如果要找的目录项在cache中没有,就要从磁盘读到内存中。
每个dentry
结构体都有一个指针指向inode
结构体。inode
结构体保存着从磁盘inode读上来的信息。在上图的例子中,有两个dentry,分别表示/home/akaedu/a
和/home/akaedu/b
,它们都指向同一个inode,说明这两个文件互为硬链接。inode
结构体中保存着从磁盘分区的inode读上来信息,例如所有者、文件大小、文件类型和权限位等。每个inode
结构体都有一个指向inode_operations
结构体的指针,后者也是一组函数指针指向一些完成文件目录操作的内核函数。和file_operations
不同,inode_operations
所指向的不是针对某一个文件进行操作的函数,而是影响文件和目录布局的函数,例如添加删除文件和目录、跟踪符号链接等等,属于同一文件系统的各inode
结构体可以指向同一个inode_operations
结构体。
inode
结构体有一个指向super_block
结构体的指针。super_block
结构体保存着从磁盘分区的超级块读上来的信息,例如文件系统类型、块大小等。super_block
结构体的s_root
成员是一个指向dentry
的指针,表示这个文件系统的根目录被mount
到哪里,在上图的例子中这个分区被mount
到/home
目录下。
file
、dentry
、inode
、super_block
这几个结构体组成了VFS的核心概念。对于ext2文件系统来说,在磁盘存储布局上也有inode和超级块的概念,所以很容易和VFS中的概念建立对应关系。而另外一些文件系统格式来自非UNIX系统(例如Windows的FAT32、NTFS),可能没有inode或超级块这样的概念,但为了能mount
到Linux系统,也只好在驱动程序中硬凑一下,在Linux下看FAT32和NTFS分区会发现权限位是错的,所有文件都是rwxrwxrwx
,因为它们本来就没有inode和权限位的概念,这是硬凑出来的。
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