深入解析Linux内核I/O剖析（open,write实现）

Linux内核将一切视为文件，那么Linux的文件是什么呢？其既可以是事实上的真正的物理文件，也可以是设备、管道，甚至还可以是一块内存。狭义的文件是指文件系统中的物理文件，而广义的文件则可以是Linux管理的所有对象。这些广义的文件利用VFS机制，以文件系统的形式挂载在Linux内核中，对外提供一致的文件操作接口。

从数值上看，文件描述符是一个非负整数，其本质就是一个句柄，所以也可以认为文件描述符就是一个文件句柄。那么何为句柄呢？一切对于用户透明的返回值，即可视为句柄。用户空间利用文件描述符与内核进行交互；而内核拿到文件描述符后，可以通过它得到用于管理文件的真正的数据结构。

使用文件描述符即句柄，有两个好处：一是增加了安全性，句柄类型对用户完全透明，用户无法通过任何hacking的方式，更改句柄对应的内部结果，比如Linux内核的文件描述符，只有内核才能通过该值得到对应的文件结构；二是增加了可扩展性，用户的代码只依赖于句柄的值，这样实际结构的类型就可以随时发生变化，与句柄的映射关系也可以随时改变，这些变化都不会影响任何现有的用户代码。

Linux的每个进程都会维护一个文件表，以便维护（并不是指包含，其中有指针指向file结构（偏移量，引用计数，文件信息））该进程打开文件的信息，包括打开的文件个数、每个打开文件的偏移量等信息，

内核中进程对应的结构是PCB(task_struct)pcb中的一个指针此进程独有的文件表结构（包含文件描述符表）(struct files_struct)

struct files_struct {
  /* count为文件表files_struct的引用计数 */
    atomic_t count;
    /* 文件描述符表 */
    /*
     为什么有两个fdtable呢?这是内核的一种优化策略。fdt为指针, 而fdtab为普通变量。一般情况下, 
     fdt是指向fdtab的, 当需要它的时候, 才会真正动态申请内存。因为默认大小的文件表足以应付大多数
     情况, 因此这样就可以避免频繁的内存申请。
     这也是内核的常用技巧之一。在创建时, 使用普通的变量或者数组, 然后让指针指向它, 作为默认情况使
     用。只有当进程使用量超过默认值时, 才会动态申请内存。
    *//*
    struct fdtable __rcu *fdt;
    struct fdtable fdtab;
    * written part on a separate cache line in SMP
    */
    /* 使用____cacheline_aligned_in_smp可以保证file_lock是以cache
     line 对齐的, 避免了false sharing */
    spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
    /* 用于查找下一个空闲的fd */
    int next_fd;
    /* 保存执行exec需要关闭的文件描述符的位图 */
    struct embedded_fd_set close_on_exec_init;
    /* 保存打开的文件描述符的位图 */
    struct embedded_fd_set open_fds_init;
    /* fd_array为一个固定大小的file结构数组。struct file是内核用于文
    件管理的结构。这里使用默认大小的数组, 就是为了可以涵盖大多数情况, 避免动
    态分配 */
    struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
}; 

以下来源： http://blog.csdn.net/kennyrose/article/details/7595013#

每个文件都有一个32位的数字来表示下一个读写的字节位置，这个数字叫做文件位置。每次打开一个文件，除非明确要求，否则文件位置都被置为0，即文件的开始处，此后的读或写操作都将从文件的开始处执行，但你可以通过执行系统调用LSEEK（随机存储）对这个文件位置进行修改。Linux中专门用了一个数据
结构file来保存打开文件的文件位置，这个结构称为打开的文件描述（open file description）。这个数据结构的设置是煞费苦心的，因为它与进程的联系非常紧密，可以说这是VFS中一个比较难于理解的数据结构，file结构中主要保存了文件位置，此外，还把指向该文件索引节点的指针也放在其中。file结构形成一个双链表，称为系统打开文件表，其最大长度是NR_FILE，在fs.h中定义为8192。

 

struct file 
{

 struct list_head        f_list;    /*所有打开的文件形成一个链表*/

 struct dentry           *f_dentry; /*指向相关目录项的指针*/

 struct vfsmount         *f_vfsmnt; /*指向VFS安装点的指针*/

 struct file_operations  *f_op;     /*指向文件操作表的指针*/

 mode_t f_mode;                                  /*文件的打开模式*/

 loff_t f_pos;                                   /*文件的当前位置*/

 unsigned short f_flags;                         /*打开文件时所指定的标志*/

 unsigned short f_count;                           /*使用该结构的进程数*/

 unsigned long f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin;

 /*预读标志、要预读的最多页面数、上次预读后的文件指针、预读的字节数以及预读的页面数*/

 int f_owner;                  /* 通过信号进行异步I/O数据的传送*/

 unsigned int         f_uid, f_gid;  /*用户的UID和GID*/

 int                 f_error;       /*网络写操作的错误码*/

 

 unsigned long f_version;           /*版本号*/

 void *private_data;                      /* tty驱动程序所需 */

};

内核中，对应于每个进程都有一个文件描述符表，表示这个进程打开的所有文件。文件描述表中每一项都是一个指针，指向一个用于
描述打开的文件的数据块———file对象，file对象中描述了文件的打开模式，读写位置等重要信息，当进程打开一个文件时，内核就会创建一个新的
file对象。需要注意的是，file对象不是专属于某个进程的，不同进程的文件描述符表中的指针可以指向相同的file对象，从而共享这个打开的文件。
file对象有引用计数，记录了引用这个对象的文件描述符个数，只有当引用计数为0时，内核才销毁file对象，因此某个进程关闭文件，不影响与之共享同
一个file对象的进程.

file对象中包含一个指针，指向dentry对象。dentry对象代表一个独立的文件路径，如果一个文件路径被打开多次，那么会建立多个file对象，但它们都指向同一个dentry对象。

dentry对象中又包含一个指向inode对象的指针。inode对象代表一个独立文件。因为存在硬链接与符号链接，因此不同的dentry
对象可以指向相同的inode对象.inode
对象包含了最终对文件进行操作所需的所有信息，如文件系统类型、文件的操作方法、文件的权限、访问日期等。

打开文件后，进程得到的文件描述符实质上就是文件描述符表的下标，内核根据这个下标值去访问相应的文件对象，从而实现对文件的操作。

注意，同一个进程多次打开同一个文件时，内核会创建多个file对象。

当进程使用fork系统调用创建一个子进程后，子进程将继承父进程的文件描述符表，因此在父进程中打开的文件可以在子进程中用同一个描述符访问。

---------------------------------------------------------------open解析---------------------------------------------------

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

前一个是glibc封装的函数，后一个是系统调用

open源码追踪:

long do_sys_open(int dfd, const char __user *filename, int flags, int mode)
{
    struct open_flags op;
    /* flags为用户层传递的参数, 内核会对flags进行合法性检查, 并根据mode生成新的flags值赋给  lookup */
    int lookup = build_open_flags(flags, mode, &op);
    /* 将用户空间的文件名参数复制到内核空间 */
    char *tmp = getname(filename);
    int fd = PTR_ERR(tmp);
    if (!IS_ERR(tmp)) {
        /* 未出错则申请 新的文件描述符 */
        fd = get_unused_fd_flags(flags);
        if (fd >= 0) {/* 申请新的文件管理结构file */
            struct file *f = do_filp_open(dfd, tmp, &op, lookup);
            if (IS_ERR(f)) {
                put_unused_fd(fd);
                fd = PTR_ERR(f);
            } else {
                /* 产生文件打开的通知事件 */
                fsnotify_open(f);
                /* 将文件描述符fd与文件管理结构file对应起来, 即安装 */
                fd_install(fd, f);
            }
        }
        putname(tmp);
    }
    return fd;
} 

从上面来看，打开文件，内核消耗了2种资源：文件描述符跟内核管理文件结构file

根据POSIX标准，当获取一个新的文件描述符时，要返回最低的未使用的文件描述符。Linux是如何实现这一标准的呢？

在Linux中，通过do_sys_open->get_unused_fd_flags->alloc_fd（0，（flags））来选择文件描述符，代码如下

int alloc_fd(unsigned start, unsigned flags)
{
    struct files_struct *files = current->files;//获取当前进程的对应包含文件描述符表的结构
    unsigned int fd;
    int error;
    struct fdtable *fdt;
    /* files为进程的文件表, 下面需要更改文件表, 所以需要先锁文件表 */
    spin_lock(&files->file_lock);
repeat:
    /* 得到文件描述符表 */
    fdt = files_fdtable(files);
    /* 从start开始, 查找未用的文件描述符。在打开文件时, start为0 */
    fd = start;
    /* files->next_fd为上一次成功找到的fd的下一个描述符。使用next_fd, 可以快速找到未用的文件描述符；*/
    if (fd < files->next_fd)
        fd = files->next_fd;
    /*
    当小于当前文件表支持的最大文件描述符个数时, 利用位图找到未用的文件描述符。
    如果大于max_fds怎么办呢?如果大于当前支持的最大文件描述符, 那它肯定是未
    用的, 就不需要用位图来确认了。
    */
    if (fd < fdt->max_fds)
        fd = find_next_zero_bit(fdt->open_fds->fds_bits,
            fdt->max_fds, fd);
    /* expand_files用于在必要时扩展文件表。何时是必要的时候呢?比如当前文件描述符已经超过了当
    前文件表支持的最大值的时候。 */
    error = expand_files(files, fd);
    if (error < 0)
        goto out;
    /*
    * If we needed to expand the fs array we
    * might have blocked - try again.
    */
    if (error)
        goto repeat;
    /* 只有在start小于next_fd时, 才需要更新next_fd, 以尽量保证文件描述符的连续性。*/
    if (start <= files->next_fd)
        files->next_fd = fd + 1;
    /* 将打开文件位图open_fds对应fd的位置置位 */
    FD_SET(fd, fdt->open_fds);
/* 根据flags是否设置了O_CLOEXEC, 设置或清除fdt->close_on_exec */
    if (flags & O_CLOEXEC)
        FD_SET(fd, fdt->close_on_exec);
    else
        FD_CLR(fd, fdt->close_on_exec);
    error = fd;
#if 1
    /* Sanity check */
    if (rcu_dereference_raw(fdt->fd[fd]) != NULL) {
        printk(KERN_WARNING "alloc_fd: slot %d not NULL!\n", fd);
        rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], NULL);
    }
#endif
out:
    spin_unlock(&files->file_lock);
    return error;
} 

下面内核使用fd_install将文件管理结构file与fd组合起来，具体操作请看如下代码：

void fd_install(unsigned int fd, struct file *file)
{
    struct files_struct *files = current->files;//获得进程文件表（包含文件描述符表）
    struct fdtable *fdt;
    spin_lock(&files->file_lock);
    /* 得到文件描述符表 */
    fdt = files_fdtable(files);
    BUG_ON(fdt->fd[fd] != NULL);
    /*
    将文件描述符表中的file类型的指针数组中对应fd的项指向file。
    这样文件描述符fd与file就建立了对应关系
    */
    rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], file);
    spin_unlock(&files->file_lock);
} 

当用户使用fd与内核交互时，内核可以用fd从fdt->fd[fd]中得到内部管理文件的结构struct file。

-------------------------------------------close(关闭文件）------------------------------

close用于关闭文件描述符。而文件描述符可以是普通文件，也可以是设备，还可以是socket。在关闭时，VFS会根据不同的文件类型，执行不同的操作。

下面将通过跟踪close的内核源码来了解内核如何针对不同的文件类型执行不同的操作。

1.　分析close源码跟踪

首先，来看一下close的源码实现，代码如下

SYSCALL_DEFINE1(close, unsigned int, fd)
{
    struct file * filp;
    /* 得到当前进程的文件表 */
    struct files_struct *files = current->files;
    struct fdtable *fdt;
    int retval;
    spin_lock(&files->file_lock);
    /* 通过文件表, 取得文件描述符表 */
    fdt = files_fdtable(files);
    /* 参数fd大于文件描述符表记录的最大描述符, 那么它一定是非法的描述符 */
    if (fd >= fdt->max_fds)
        goto out_unlock;
    /* 利用fd作为索引, 得到file结构指针 */
    filp = fdt->fd[fd];
    /*
    检查filp是否为NULL。正常情况下, filp一定不为NULL。
    */
    if (!filp)
        goto out_unlock;
    /* 将对应的filp置为0*/
    rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], NULL);
    /* 清除fd在close_on_exec位图中的位 */
    FD_CLR(fd, fdt->close_on_exec);
    /* 释放该fd, 或者说将其置为unused。*/
    __put_unused_fd(files, fd);
    spin_unlock(&files->file_lock);
    /* 关闭file结构 */
    retval = filp_close(filp, files); //这里将引用计数
    /* can't restart close syscall because file table entry was cleared */
    if (unlikely(retval == -ERESTARTSYS ||
           retval == -ERESTARTNOINTR ||
           retval == -ERESTARTNOHAND ||
           retval == -ERESTART_RESTARTBLOCK))
           retval = -EINTR;
    return retval;
out_unlock:
    spin_unlock(&files->file_lock);
    return -EBADF;
}
EXPORT_SYMBOL(sys_close); 

请注意26行的__put_unused_fd,源码如下所示：

static void __put_unused_fd(struct files_struct *files, unsigned int fd)
{
    /* 取得文件描述符表 */
    struct fdtable *fdt = files_fdtable(files);
    /* 清除fd在open_fds位图的位 */
    __FD_CLR(fd, fdt->open_fds);
    /* 如果fd小于next_fd, 重置next_fd为释放的fd */
    if (fd < files->next_fd)
        files->next_fd = fd;
} 

看到这里，我们来回顾一下之前分析过的alloc_fd函数，就可以总结出完整的Linux文件描述符选择计划：

·Linux选择文件描述符是按从小到大的顺序进行寻找的，文件表中next_fd用于记录下一次开始寻找的起点。当有空闲的描述符时，即可分配。

·当某个文件描述符关闭时，如果其小于next_fd，则next_fd就重置为这个描述符，这样下一次分配就会立刻重用这个文件描述符。

以上的策略，总结成一句话就是“Linux文件描述符策略永远选择最小的可用的文件描述符”。——这也是POSIX标准规定的。

        从__put_unused_fd退出后，close会接着调用filp_close，其调用路径为filp_close->fput。在fput中，会对当前文件struct file的引用计数减一并检查其值是否为0。当引用计数为0时，表示该struct file没有被其他人使用，则可以调用__fput执行真正的文件释放操作，然后调用要关闭文件所属文件系统的release函数，从而实现针对不同的文件类型来执行不同的关闭操作。

下一节让我们来看看Linux如何针对不同的文件类型，挂载不同的文件操作函数files_operations。

以下一段来源： http://www.voidcn.com/blog/u014338577/article/p-5769774.html

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

----------------------------------------------------以下来看自定义的files_operations，以socket举例，有一个struct file_operations结构体定义了很多函数指针，对应不同的读写关之类的操作，socket的读写关闭等操作分别对应不同的内核函数

static const struct file_operations socket_file_ops = {
    .owner =    THIS_MODULE,
    .llseek =   no_llseek,
    .aio_read = sock_aio_read,
    .aio_write =    sock_aio_write,
    .poll =     sock_poll,
    .unlocked_ioctl = sock_ioctl,
#ifdef CONFIG_COMPAT
    .compat_ioctl = compat_sock_ioctl,
#endif
    .mmap =     sock_mmap,
    .open =     sock_no_open,   /* special open code to disallow open via /proc */
    .release =  sock_close,
    .fasync =   sock_fasync,
    .sendpage = sock_sendpage,
    .splice_write = generic_splice_sendpage,
    .splice_read =  sock_splice_read,
}; 

在socket中，底层的函数sock_alloc_file用于申请socket文件描述符及文件管理结构file结构。它调用alloc_file来申请管理结构file，并将socket_file_ops这个结构体作为参数，如下所示：

file = alloc_file(&path, FMODE_READ | FMODE_WRITE,
      &socket_file_ops); 

struct file *alloc_file(struct path *path, fmode_t mode,
        const struct file_operations *fop)
{
    struct file *file;
    /* 申请一个file */
    file = get_empty_filp();
    if (!file)
        return NULL;
    file->f_path = *path;
    file->f_mapping = path->dentry->d_inode->i_mapping;
    file->f_mode = mode;
    /* 将自定义的文件操作函数指针结构体赋给file->f_op */
    file->f_op = fop;
    ……
} 

在初始化file结构的时候，socket文件系统将其自定义的文件操作赋给了file->f_op，从而实现了在VFS中可以调用socket文件系统自定义的操作。

----------------------------------遗忘close造成的后果---------------------------

文件描述符没有被释放。

用于文件管理的某些内存结构也没有被释放

对于普通进程来说，即使应用忘记了关闭文件，当进程退出时，Linux内核也会自动关闭文件，释放内存（详细过程见后文）。但是对于一个常驻进程来说，问题就变得严重了。

先看第一种情况，如果文件描述符没有被释放，那么再次申请新的描述符时，就不得不扩展当前的文件描述符表，如果文件描述发表始终不释放，个数迟早会达到上限，返回EMFILE错误

-----------------------如何查看文件资源泄露--------------

使用lsof工具

---------------------------------读取文件

Linux中读取文件操作时，最常用的就是read函数，其原型如下

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

read尝试从fd中读取count个字节到buf中，并返回成功读取的字节数，同时将文件偏移向前移动相同的字节数。返回0的时候则表示已经到了“文件尾”。read还有可能读取比count小的字节数。

使用read进行数据读取时，要注意正确地处理错误，也是说read返回-1时，如果errno为EAGAIN、EWOULDBLOCK或EINTR，一般情况下都不能将其视为错误。因为前两者是由于当前fd为非阻塞且没有可读数据时返回的，后者是由于read被信号中断所造成的。这两种情况基本上都可以视为正常情况。

SYSCALL_DEFINE3(read, unsigned int, fd, char __user *, buf, size_t, count)
{
    struct file *file;
    ssize_t ret = -EBADF;
    int fput_needed;
    /* 通过文件描述符fd得到管理结构file */
    file = fget_light(fd, &fput_needed);
    if (file) {
        /* 得到文件的当前偏移量 */
        loff_t pos = file_pos_read(file);
        /* 利用vfs进行真正的read */
        ret = vfs_read(file, buf, count, &pos);
        /* 更新文件偏移量 */
        file_pos_write(file, pos);
           /* 归还管理结构file, 如有必要, 就进行引用计数操作*/
        fput_light(file, fput_needed);
    }
    return ret;
} 

查看VFS_read代码：

ssize_t vfs_read(struct file *file, char __user *buf, size_t count, loff_t *pos)
{
    ssize_t ret;
    /* 检查文件是否为读取打开 */
    if (!(file->f_mode & FMODE_READ))
        return -EBADF;
    /* 检查文件是否支持读取操作 */
    if (!file->f_op || (!file->f_op->read && !file->f_op->aio_read))
        return -EINVAL;
    /* 检查用户传递的参数buf的地址是否可写 */
    if (unlikely(!access_ok(VERIFY_WRITE, buf, count)))
        return -EFAULT;
    /* 检查要读取的文件范围实际可读取的字节数 */
    ret = rw_verify_area(READ, file, pos, count);
    if (ret >= 0) {
        /* 根据上面的结构, 调整要读取的字节数 */
        count = ret;
        /*
        如果定义read操作, 则执行定义的read操作
        如果没有定义read操作, 则调用do_sync_read—其利用异步aio_read来完成同步的read操作。
        */
        if (file->f_op->read)
            ret = file->f_op->read(file, buf, count, pos);
        else
            ret = do_sync_read(file, buf, count, pos);
        if (ret > 0) {
            /* 读取了一定的字节数,  进行通知操作 */
   fsnotify_access(file);
            /* 增加进程读取字节的统计计数 */
            add_rchar(current, ret);
        }
        /* 增加进程系统调用的统计计数 */
        inc_syscr(current);
    }
    return ret;
} 

上面的代码为read公共部分的源码分析，具体的读取动作是由实际的文件系统决定的。

1.6.2　部分读取

前文中介绍read可以返回比指定count少的字节数，那么什么时候会发生这种情况呢？最直接的想法是在fd中没有指定count大小的数据时。但这种情况下，系统是不是也可以阻塞到满足count个字节的数据呢？那么内核到底采取的是哪种策略呢？

让我们来看看socket文件系统中UDP协议的read实现：socket文件系统只定义了aio_read操作，没有定义普通的read函数。根据前文，在这种情况下

do_sync_read会利用aio_read实现同步读操作。

其调用链为sock_aio_read->do_sock_read->__sock_recvmsg->__sock_recvmsg_nose->udp_recvmsg，代码如下所示：

int udp_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct sock *sk, struct msghdr *msg,
        size_t len, int noblock, int flags, int *addr_len)
    ……
    ulen = skb->len - sizeof(struct udphdr);
    copied = len;
    if (copied > ulen)
        copied = ulen;
    …… 

当UDP报文的数据长度小于参数len时，就会只复制真正的数据长度，那么对于read操作来说，返回的读取字节数自然就小于参数count了。

看到这里，是否已经得到本小节开头部分问题的答案了呢？当fd中的数据不够count大小时，read会返回当前可以读取的字节数？很可惜，答案是否定的。这种行为完全由具体实现来决定。即使同为socket文件系统，TCP套接字的读取操作也会与UDP不同。当TCP的fd的数据不足时，read操作极可能会阻塞，而不是直接返回。注：TCP是否阻塞，取决于当前缓存区可用数据多少，要读取的字节数，以及套接字设置的接收低水位大小。

因此在调用read的时候，只能根据read接口的说明，小心处理所有的情况，而不能主观臆测内核的实现。比如本文中的部分读取情况，阻塞和直接返回两种策略同时存在。

------------------------------------write跟read的实现差不多，这里就不列出来了，主要讨论多个文件同时写-------------

前面说过，文件的读写操作都是从当前文件的偏移处开始的。这个文件偏移量保存在文件表中，而每个进程都有一个文件表。那么当多个进程同时写一个文件时，即使对write进行了锁保护，在进行串行写操作时，文件依然不可避免地会被写乱。根本原因就在于文件偏移量是进程级别的。

当使用O_APPEND以追加的形式来打开文件时，每次写操作都会先定位到文件末尾，然后再执行写操作。

Linux下大多数文件系统都是调用generic_file_aio_write来实现写操作的。在generic_file_aio_write中，有如下代码：

mutex_lock(&inode->i_mutex);//加锁 
    blk_start_plug(&plug);
    ret = __generic_file_aio_write(iocb, iov, nr_segs, &iocb->ki_pos);//发现文件是追加打开，直接从inode读取最新文件大小作为偏移量
mutex_unlock(&inode->i_mutex); //解锁

这里有一个关键的语句，就是使用mutex_lock对该文件对应的inode进行保护，然后调用__generic_file_aio_write->generic_write_check。其部分代码如下：

if (file->f_flags & O_APPEND)
 *pos = i_size_read(inode); 

上面的代码中，如果发现文件是以追加方式打开的，则将从inode中读取到的最新文件大小作为偏移量，然后通过__generic_file_aio_write再进行写操作，这样就能保证写操作是在文件末尾追加的。

----------------------------------文件描述符的复制----------------------------

int dup(int oldfd);
int dup2(int oldfd, int newfd);

·dup会使用一个最小的未用文件描述符作为复制后的文件描述符。

·dup2是使用用户指定的文件描述符newfd来复制oldfd的。如果newfd已经是打开的文件描述符，Linux会先关闭newfd，然后再复制oldfd。

dup的实现

SYSCALL_DEFINE1(dup, unsigned int, fildes)
{
    int ret = -EBADF;
    /* 必须先得到文件管理结构file, 同时也是对描述符fildes的检查 */
    struct file *file = fget_raw(fildes);
    if (file) {
           /* 得到一个未使用的文件描述符 */
        ret = get_unused_fd();
        if (ret >= 0) {
            /* 将文件描述符与file指针关联起来 */
            fd_install(ret, file);
        }
        else
            fput(file);
    }
    return ret;
} 

在dup中调用get_unused_fd，只是得到一个未用的文件描述符，那么如何实现在dup接口中使用最小的未用文件描述符呢？这就需要回顾1.4.2节中总结过的Linux文件描述符的选择策略了。

Linux总是尝试给用户最小的未用文件描述符，所以get_unused_fd得到的文件描述符始终是最小的可用文件描述符。

查看dup代码实现的第11行

void fd_install(unsigned int fd, struct file *file)
{
    struct files_struct *files = current->files;
    struct fdtable *fdt;
    /* 对文件表进行保护 */
    spin_lock(&files->file_lock);
    /* 得到文件表 */
    fdt = files_fdtable(files);
    BUG_ON(fdt->fd[fd] != NULL);
    /* 让文件表中fd对应的指针等于该文件关联结构file */
    rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], file);
    spin_unlock(&files->file_lock);
} 

在fd_install中，fd与file的关联是利用fd来作为指针数组的索引的，从而让对应的指针指向file。对于dup来说，这意味着数组中两个指针都指向了同一个file。而file是进程中真正的管理文件的结构，文件偏移等信息都是保存在file中的。这就意味着，当使用oldfd进行读写操作时，无论是oldfd还是newfd的文件偏移都会发生变化。

---------------------看一下dup2的实现-------------------

SYSCALL_DEFINE2(dup2, unsigned int, oldfd, unsigned int, newfd)
{
    /* 如果oldfd与newfd相等, 这是一种特殊的情况 */
    if (unlikely(newfd == oldfd)) { /* corner case */
        struct files_struct *files = current->files;
        int retval = oldfd;
        /*
        检查oldfd的合法性, 如果是合法的fd, 则直接返回oldfd的值；
        如果是不合法的, 则返回EBADF
        */
        rcu_read_lock();
        if (!fcheck_files(files, oldfd))
            retval = -EBADF;
        rcu_read_unlock();
        return retval;
    }
  /* 如果oldfd与newfd不同, 则利用sys_dup3来实现dup2 */
    return sys_dup3(oldfd, newfd, 0);
}

------------------------------------文件的元数据获取--------------

什么是文件的元数据呢？其包括文件的访问权限、上次访问的时间戳、所有者、所有组、文件大小等信息。

int stat(const char *path, struct stat *buf);
int fstat(int fd, struct stat *buf);
int lstat(const char *path, struct stat *buf); 

这三个函数都可用于得到文件的基本信息，区别在于stat得到路径path所指定的文件基本信息，fstat得到文件描述符fd指定文件的基本信息，而lstat与stat则基本相同，只有当path是一个链接文件时，lstat得到的是链接文件自己本身的基本信息而不是其指向文件的信息。

所得到的文件基本信息的结果struct stat的结构如下：

struct stat {
     dev_t     st_dev;     /* ID of device containing file */
     ino_t     st_ino;     /* inode number */
     mode_t    st_mode;    /* protection */
     nlink_t   st_nlink;   /* number of hard links */
     uid_t     st_uid;     /* user ID of owner */
     gid_t     st_gid;     /* group ID of owner */
     dev_t     st_rdev;    /* device ID (if special file) */
     off_t     st_size;    /* total size, in bytes */
     blksize_t st_blksize; /* blocksize for file system I/O */
     blkcnt_t  st_blocks;  /* number of 512B blocks allocated */
     time_t    st_atime;   /* time of last access */
     time_t    st_atime;   /* time of last access */
     time_t    st_mtime;   /* time of last modification */
     time_t    st_ctime;   /* time of last status change */
}; 

st_mode要注意一点的是：st_mode，其注释不仅仅是protection,同时也表示文件类型，比如是普通文件还是目录

stat代码实现：

SYSCALL_DEFINE2(stat, const char __user *, filename,struct __old_kernel_stat __user *, statbuf){
    struct kstat stat;
    int error;
    /* vfs_stat用于读取文件元数据至stat */
    error = vfs_stat(filename, &stat);
    if (error)
        return error;
    /* 这里仅是从内核的元数据结构stat复制到用户层的数据结构statbuf中 */
    return cp_old_stat(&stat, statbuf);
} 

第5行，vfs_stat是关键。进入vfs_stat->vfs_fstatat->vfs_getattr，代码如下：

int vfs_getattr(struct vfsmount *mnt, struct dentry *dentry, struct kstat *stat)
{
    struct inode *inode = dentry->d_inode;
    int retval;
    /* 对获取inode属性操作进行安全性检查 */
    retval = security_inode_getattr(mnt, dentry);
    if (retval)
        return retval;
    /* 如果该文件系统定义了这个inode的自定义操作函数, 就执行它 */
    if (inode->i_op->getattr)
        return inode->i_op->getattr(mnt, dentry, stat);
    /* 如果文件系统没有定义inode的操作函数, 则执行通用的函数 */
    generic_fillattr(inode, stat);
    return 0;
} 

不失一般性，也可以通过查看第13行的generic_fillattr来进一步了解，代码如下：

void generic_fillattr(struct inode *inode, struct kstat *stat)
{
    stat->dev = inode->i_sb->s_dev;
    stat->ino = inode->i_ino;
    stat->mode = inode->i_mode;
    stat->nlink = inode->i_nlink;
    stat->uid = inode->i_uid;
    stat->gid = inode->i_gid;
    stat->rdev = inode->i_rdev;
    stat->size = i_size_read(inode);
    stat->atime = inode->i_atime;
    stat->mtime = inode->i_mtime;
    stat->ctime = inode->i_ctime;
    stat->blksize = (1 << inode->i_blkbits);
    stat->blocks = inode->i_blocks;
} 

从这里可以看出，所有的文件元数据均保存在inode中，而inode是Linux也是所有类Unix文件系统中的一个概念。这样的文件系统一般将存储区域分为两类，一类是保存文件对象的元信息数据，即inode表；另一类是真正保存文件数据内容的块，所有inode完全由文件系统来维护。但是Linux也可以挂载非类Unix的文件系统，这些文件系统本身没有inode的概念，怎么办？Linux为了让VFS有统一的处理流程和方法，就必须要求那些没有inode概念的文件系统，根据自己系统的特点——如何维护文件元数据，生成“虚拟的”inode以供Linux内核使用。

来自为知笔记(Wiz)