深入理解计算机系统——系统级I/O

一、UNIX I/O

    在UNIX系统中有一个说法，一切皆文件。所有的I/O设备，如网络、磁盘都被模型化为文件，而所有的输入和输出都被当做对相应文件的读和写来执行。这种将设备映射为文件的方式，允许UNIX内核引出一个简单、低级的应用接口，称为UNIX I/O，这使得所有的输入和输出都能以一种统一且一致的方式来执行。

• 打开文件 打开文件操作完成以后才能对文件进行一些列的操作，打开完成过以后会返回一个文件描述符，它在后续对此文件的所有操作中标识这个文件，内核记录有关这个打开文件的所有信息。
• 改变当前的文件位置。
• 读写文件
• 关闭文件 应用完成了对文件的访问之后，就通知内核关闭这个文件，内核释放文件打开时创建的数据结构，并将这个描述符恢复到可用的描述符池中。进程终止，内核也会关闭所有打开的文件并释放他们的存储器资源。

二、打开和关闭文件

    关于打开文件的基本操作，这里就不再累述，就是关于几个函数的解释，在上面的三篇文章中有解释。

    int open(char *filename,int flags,mode_t mode);

    其中打开标志flags有三种基本标志：O_RDONLY、O_WRONLY、O_RDWR。也可以和其他三种（O_CREAT、O_TRUNC、O_APPEND）组合使用。mode参数指定了新文件的访问权限位。（这次终于看到完全的mode参数的使用方法了）

三、读和写文件

在系统I/O中读写文件用的系统函数为read()和write()函数来执行。

#include <unistd.h>

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

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

    read函数从描述符为fd的当前文件位置拷贝最多n个字节到存储器位置buf。返回值-1表示一个错误，而返回值0表示EOF。否则，返回值表示的是实际传送的字节数量。而write函数从存储器位置buf拷贝至多n个字节到描述符fd的当前文件位置。返回值要么为-1要么为写入的字节数目。

/* $begin cpstdin */
#include "csapp.h"

int main(void) 
{
    char c;

    while(Read(STDIN_FILENO, &c, 1) != 0) 
	Write(STDOUT_FILENO, &c, 1);
    exit(0);
}
/* $end cpstdin */
      

    关于在文件中定位使用的函数为lseek，在I/O库中使用的函数为fseek。

    (ps：size_t和ssize_t的区别，前者是unsigned int，而后者是int)

    有些情况下，read和write传送的字节比应用程序要求的要少，出现这种情况的原因如下：

• 读时遇到EOF。此时read返回0来发出EOF信号。
• 从终端读文本行。如果打开文件是与终端相关联，那么每个read函数将以此传送一个文本行，返回的不足值等于文本行的大小。
• 读和写网络套接字。可能会出现阻塞现象。（我一定会在进程间通信的时候弄清楚这个事情的前前后后，后后前前！！！）

    实际上，除了EOF，在读磁盘文件时，将不会遇到不足值，而且在写磁盘文件时，也不会遇到不足值。然而，如果你想创建健壮的网络应用，就必须反复调用read和write处理不足值，直到所有需要的字节都传送完毕。（这一点在UNIX网络编程中已经领略过了！！）

四、用RIO包健壮地读写

    这个包会处理上面的不足，RIO提供了方便、健壮和高效的I/O。提供了两类不同的函数：

• 无缓冲的输入输出函数 直接在存储器和文件之间传送数据，没有应用级缓冲，它们对将二进制数据读写到网络和从网络读写二进制数据尤其有用。
• 带缓冲的输入函数

ssize_t rio_readn(int fd,void *usrbuf,size_t n);

ssize_t rio_writen(int fd,void *usrbuf,size_t n);
      

    对同一个描述符，可以任意交错地调用rio_readn和rio_writen。一个问本行的末尾都有一个换行符，那么像读取一个文本中的行数怎么办，使用read读取换行符这个方法不是很妥当，可以调用一个包装函数（rio_readineb），它从一个内部读缓冲区拷贝一个文本行，当缓冲区为空时，会自动地调用read重新填满缓冲区。也就是说，这些函数都是缓冲区操作而言的。

五、读取文件元数据

    应用程序能够通过调用stat和fstat函数检索到关于文件的信息（有时也称为文件的元数据）

#include <sys/stat.h>

#include <unistd.h>

int stat(const char *filename,struct stat *buf);

int fstat(int fd,struct stat *buf);      

    若成功，返回0，若出错则为-1.stat以一个文件名为输入，并且填充buf结构体。fstat函数只不过是以文件描述符而不是文件名作为输入。

struct stat {
#if defined(__ARMEB__)
	unsigned short st_dev;
	unsigned short __pad1;
#else
	unsigned long  st_dev;
#endif
	unsigned long  st_ino;
	unsigned short st_mode;
	unsigned short st_nlink;
	unsigned short st_uid;
	unsigned short st_gid;
#if defined(__ARMEB__)
	unsigned short st_rdev;
	unsigned short __pad2;
#else
	unsigned long  st_rdev;
#endif
	unsigned long  st_size;
	unsigned long  st_blksize;
	unsigned long  st_blocks;
	unsigned long  st_atime;
	unsigned long  st_atime_nsec;
	unsigned long  st_mtime;
	unsigned long  st_mtime_nsec;
	unsigned long  st_ctime;
	unsigned long  st_ctime_nsec;
	unsigned long  __unused4;
	unsigned long  __unused5;
};      

    其中st_size成员包含了文件的字节大小。st_mode为文件访问许可位。UNIX提供的宏指令根据st_mode成员来确定文件的类型：S_ISREG(),这是一个普通文件么；S_ISDIR(),这是一个目录文件么；S_ISSOCK()这是一个网络套接字么。使用一下这个函数

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
	int fd,size;
	struct stat buf_stat;
	memset(&buf_stat,0x00,sizeof(buf_stat));
	fd=stat("stat.c",&buf_stat);
		printf("%d\n",(int)buf_stat.st_size);
	return 0;
	}
      

六、共享文件

  内核用三个相关的数据结构来表示打开的文件：

• 描述符表（descriptor table）每个进程都有它独立的描述符表，它的表项是由进程打开的文件描述符来索引的。每个打开的描述符表项指向文件表中的一个表项。
• 文件表(file table)  打开文件的描述符表项指向问价表中的一个表项。所有的进程共享这张表。每个文件表的表项组成包括由当前的文件位置、引用计数（既当前指向该表项的描述符表项数），以及一个指向v-node表中对应表项的指针。关闭一个描述符会减少相应的文件表表项中的应用计数。内核不会删除这个文件表表项，直到它的引用计数为零。
• v-node表（v-node table）同文件表一样，所有的进程共享这张v-node表，每个表项包含stat结构中的大多数信息，包括st_mode和st_size成员。

   下面看几张图。

   描述符1和4通过不同的打开文件表表项来引用两个不同的文件。这是典型的情况，没有共享文件，并且每个描述符对应一个不同的文件。

    多个描述符也可以通过不同的文件表表项来应用同一个文件。如果同一个文件被open两次，就会发生上面的情况。关键思想是每个描述符都有它自己的文件位置，所以对不同描述符的读操作可以从文件的不同位置获取数据。

    父子进程也是可以共享文件的，在调用fork()之前，父进程如第一张图，然后调用fork()之后，子进程有一个父进程描述符表的副本。父子进程共享相同的打开文件表集合，因此共享相同的文件位置。一个很重要的结果就是，在内核删除相应文件表表项之前，父子进程必须都关闭了他们的描述符。

下图展示了文件描述符、打开的文件句柄以及i-node之间的关系，图中，两个进程拥有诸多打开的文件描述符。

    在进程A中，文件描述符1和30都指向了同一个打开的文件句柄（标号23）。这可能是通过调用dup()、dup2()、fcntl()或者对同一个文件多次调用了open()函数而形成的。

    进程A的文件描述符2和进程B的文件描述符2都指向了同一个打开的文件句柄（标号73）。这种情形可能是在调用fork()后出现的（即，进程A、B是父子进程关系），或者当某进程通过UNIX域套接字将一个打开的文件描述符传递给另一个进程时，也会发生。再者是不同的进程独自去调用open函数打开了同一个文件，此时进程内部的描述符正好分配到与其他进程打开该文件的描述符一样。

    此外，进程A的描述符0和进程B的描述符3分别指向不同的打开文件句柄，但这些句柄均指向i-node表的相同条目（1976），换言之，指向同一个文件。发生这种情况是因为每个进程各自对同一个文件发起了open()调用。同一个进程两次打开同一个文件，也会发生类似情况。

七、I/O重定向

      函数为：

    函数解释：

（即：让描述符oldfd实现newfd的功能）

  eg，dup2(field,1)      将标准描述符输出重定向到field描述符

假设在调用dup2(4,1)之前，我们的状态图10-11所示，其中描述符1（标准输出）对应于文件A（比如一个终端），描述符4对应于文件B（比如一个磁盘文件）。A和B的引用计数都等于1。图10-14显示了调用dup2(4,1)之后的情况。两个描述符现在都指向了文件B；文件A已经被关闭了，并且它的文件表和v-node表表项也已经被删除了；文件B的引用计数已经增加了。从此之后，任何写到标准输出的数据都被重定向到文件B。

    解析图如下：

八、I/O使用的抉择方法