这里以问答的方式来讨论这个问题：

1. 文件描述符 fd 和文件指针 FILE *的关系？

文件描述符是什么？我们知道每一个进程都有一个自己的PCB(进程控制块)，进程控制块的结构是:

struct task_struct {

volatile long state; //说明了该进程是否可以执行,还是可中断等信息

unsigned long flags; //Flage 是进程号,在调用fork()时给出

int sigpending; //进程上是否有待处理的信号

mm_segment_t addr_limit; //进程地址空间,区分内核进程与普通进程在内存存放的位置不同

//0-0xBFFFFFFF for user-thead

//0-0xFFFFFFFF for kernel-thread

//调度标志,表示该进程是否需要重新调度,若非0,则当从内核态返回到用户态,会发生调度

volatile long need_resched;

int lock_depth; //锁深度

long nice; //进程的基本时间片

//进程的调度策略,有三种,实时进程:SCHED_FIFO,SCHED_RR, 分时进程:SCHED_OTHER

unsigned long policy;

struct mm_struct *mm; //进程内存管理信息

int processor;

//若进程不在任何CPU上运行, cpus_runnable 的值是0，否则是1 这个值在运行队列被锁时更新

unsigned long cpus_runnable, cpus_allowed;

struct list_head run_list; //指向运行队列的指针

unsigned long sleep_time; //进程的睡眠时间

//用于将系统中所有的进程连成一个双向循环链表, 其根是init_task

struct task_struct *next_task, *prev_task;

struct mm_struct *active_mm;

struct list_head local_pages; //指向本地页面

unsigned int allocation_order, nr_local_pages;

struct linux_binfmt *binfmt; //进程所运行的可执行文件的格式

int exit_code, exit_signal;

int pdeath_signal; //父进程终止是向子进程发送的信号

unsigned long personality;

//Linux可以运行由其他UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序

int did_exec : 1;

pid_t pid; //进程标识符,用来代表一个进程

pid_t pgrp; //进程组标识,表示进程所属的进程组

pid_t tty_old_pgrp; //进程控制终端所在的组标识

pid_t session; //进程的会话标识

pid_t tgid;

int leader; //表示进程是否为会话主管

struct task_struct *p_opptr, *p_pptr, *p_cptr, *p_ysptr, *p_osptr;

struct list_head thread_group; //线程链表

struct task_struct *pidhash_next; //用于将进程链入HASH表

struct task_struct **pidhash_pprev;

wait_queue_head_t wait_chldexit; //供wait4()使用

struct completion *vfork_done; //供vfork() 使用

unsigned long rt_priority; //实时优先级，用它计算实时进程调度时的weight值

//it_real_value，it_real_incr用于REAL定时器，单位为jiffies, 系统根据it_real_value

//设置定时器的第一个终止时间. 在定时器到期时，向进程发送SIGALRM信号，同时根据

//it_real_incr重置终止时间，it_prof_value，it_prof_incr用于Profile定时器，单位为jiffies。

//当进程运行时，不管在何种状态下，每个tick都使it_prof_value值减一，当减到0时，向进程发送

//信号SIGPROF，并根据it_prof_incr重置时间.

//it_virt_value，it_virt_value用于Virtual定时器，单位为jiffies。当进程运行时，不管在何种

//状态下，每个tick都使it_virt_value值减一当减到0时，向进程发送信号SIGVTALRM，根据

//it_virt_incr重置初值。

unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;

unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_value;

struct timer_list real_timer; //指向实时定时器的指针

struct tms times; //记录进程消耗的时间

unsigned long start_time; //进程创建的时间

//记录进程在每个CPU上所消耗的用户态时间和核心态时间

long per_cpu_utime[NR_CPUS], per_cpu_stime[NR_CPUS];

//内存缺页和交换信息:

//min_flt, maj_flt累计进程的次缺页数(Copy on　Write页和匿名页)和主缺页数(从映射文件或交换

//设备读入的页面数)； nswap记录进程累计换出的页面数，即写到交换设备上的页面数。

//cmin_flt, cmaj_flt, cnswap记录本进程为祖先的所有子孙进程的累计次缺页数，主缺页数和换出页面数。

//在父进程回收终止的子进程时，父进程会将子进程的这些信息累计到自己结构的这些域中

unsigned long min_flt, maj_flt, nswap, cmin_flt, cmaj_flt, cnswap;

int swappable : 1; //表示进程的虚拟地址空间是否允许换出

//进程认证信息

//uid,gid为运行该进程的用户的用户标识符和组标识符，通常是进程创建者的uid，gid

//euid，egid为有效uid,gid

//fsuid，fsgid为文件系统uid,gid，这两个ID号通常与有效uid,gid相等，在检查对于文件

//系统的访问权限时使用他们。

//suid，sgid为备份uid,gid

uid_t uid, euid, suid, fsuid;

gid_t gid, egid, sgid, fsgid;

int ngroups; //记录进程在多少个用户组中

gid_t groups[NGROUPS]; //记录进程所在的组

//进程的权能，分别是有效位集合，继承位集合，允许位集合

kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;

int keep_capabilities : 1;

struct user_struct *user;

struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS]; //与进程相关的资源限制信息

unsigned short used_math; //是否使用FPU

char comm[16]; //进程正在运行的可执行文件名

//文件系统信息

int link_count, total_link_count;

//NULL if no tty 进程所在的控制终端，如果不需要控制终端，则该指针为空

struct tty_struct *tty;

unsigned int locks;

//进程间通信信息

struct sem_undo *semundo; //进程在信号灯上的所有undo操作

struct sem_queue *semsleeping; //当进程因为信号灯操作而挂起时，他在该队列中记录等待的操作

//进程的CPU状态，切换时，要保存到停止进程的task_struct中

struct thread_struct thread;

//文件系统信息

struct fs_struct *fs;

//打开文件信息

struct files_struct *files;

//信号处理函数

spinlock_t sigmask_lock;

struct signal_struct *sig; //信号处理函数

sigset_t blocked; //进程当前要阻塞的信号，每个信号对应一位

struct sigpending pending; //进程上是否有待处理的信号

unsigned long sas_ss_sp;

size_t sas_ss_size;

int(*notifier)(void *priv);

void *notifier_data;

sigset_t *notifier_mask;

u32 parent_exec_id;

u32 self_exec_id;

spinlock_t alloc_lock;

void *journal_info;

};

其中task_struct里面保存了指向该进程所有文件表struct files_struct *files的指针，看下files_struct里面哪些东西：

struct files_struct {

atomic_t count; // 引用计数(共享该file_struct的进程数)

fd_set close_on_exec; // 执行exec时候关闭改文件描述符集合

fd_set open_fds; // 文件描述符的屏蔽集合

struct file * fd[NR_OPEN]; // 文件描述符集合

spinlock_t file_lock; // 文件锁

};

文件描述符fd就是该进程中具体某个文件信息在文件表file中的索引位置。

那文件指针FILE *是什么呢？文件指针指向进程中一个被称为FILE的结构，它包含一个缓存区和一个文件描述符。通过文件指针访问文件的时候，还是需要通过文件描述符来找到所指向的file结构体。也就是说通过文件句柄访问文件的时候，还是需要通过文件描述符fd去找到文件对应的file。

2. 文件描述 fd 指向的文件表项的具体结构？

struct file * fd[NR_OPEN] 这个数组里面存放的是打开的文件，它是由内核在打开文件的时候创建的。在文件的所有实例都关闭后，内核释放这个数据结构。f_count就是有多少个实例引用了这个文件。

struct file {

union {

struct list_head fu_list; //文件对象链表指针linux/include/linux/list.h

struct rcu_head fu_rcuhead; //RCU(Read-Copy Update)是Linux 2.6内核中新的锁机制

} f_u;

struct path f_path; //包含dentry和mnt两个成员，用于确定文件路径

#define f_dentry f_path.dentry //f_path的成员之一，当前文件的dentry结构

#define f_vfsmnt f_path.mnt //表示当前文件所在文件系统的挂载根目录

const struct file_operations *f_op; //与该文件相关联的操作函数

atomic_t f_count; //文件的引用计数(有多少进程打开该文件)

unsigned int f_flags; //对应于open时指定的flag

mode_t f_mode; //读写模式：open的mod_t mode参数

off_t f_pos; //该文件在当前进程中的文件偏移量

struct fown_struct f_owner; //该结构的作用是通过信号进行I/O时间通知的数据。

unsigned int f_uid, f_gid; //文件所有者id，所有者组id

struct file_ra_state f_ra; //在linux/include/linux/fs.h中定义，文件预读相关

unsigned long f_version; //记录文件的版本号，每次使用后都自动递增。

#ifdef CONFIG_SECURITY

void *f_security; //用来描述安全措施或者是记录与安全有关的信息。

#endif

/* needed for tty driver, and maybe others */

void *private_data; //可以用字段指向已分配的数据

#ifdef CONFIG_EPOLL

/* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */

struct list_head f_ep_links; 文件的事件轮询等待者链表的头，

spinlock_t f_ep_lock; f_ep_lock是保护f_ep_links链表的自旋锁。

#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */

struct address_space *f_mapping; 文件地址空间的指针

};

3. 文件表项file和底层之间的关系？

聊这个问题需要点文件系统的知识。

4. preforking(预先分配进程)涉及到fd共享问题

服务端并发模型中就有一个模型是：预先生成固定数量的进程，由这些进程去处理客户端的所有网络请求。那就得先fork出一定数量的进程。然后每一个进程都阻塞在accept上等待来自客户端的连接请求。但有一点：在fork出子进程的时候，监听的套接字listenfd已经生成了，且每一进程都共享了这个套接字，即这个文件描述符的引用计数是进程数量。当请求到达的时候每一个进程都会从睡眠中被唤醒，但其实只有一个进程能抢到连接，其他进程又将睡眠。这个问题就是我们常说的"惊群"效应。Linux内核在后来的版本上已经解决这个问题。可以通过查看源码发现：accept4的内核实现上是通过排它锁来解决这个问题的。