Linux中文件描述符fd和文件指針

簡單概括：fd只是一個整數，在open時產生。起到一個索引的做用，進程經過PCB中的文件描述符表找到該fd所指向的文件指針filp。

open:文件描述符的操做(如: open)返回的是一個文件描述符(int fd),內核會在每一個進程空間中維護一個文件描述符表, 全部打開的文件都將經過此表中的文件描述符來引用(fd1,fd2,fd3...); 
fopen:而流(如: fopen)返回的是一個FILE結構指針, FILE結構是包含有文件描述符的，FILE結構函數能夠看做是對fd直接操做的系統調用的封裝, 它的優勢是帶有I/O緩存.

Linux支持各類各樣的文件系統格式，如ext二、ext三、reiserfs、FAT、NTFS、iso9660等等，不一樣的磁盤分區、光盤或其它存儲設備都有不一樣的文件系統格式，然而這些文件系統均可以mount到某個目錄下，使咱們看到一個統一的目錄樹，各類文件系統上的目錄和文件咱們用ls命令看起來是同樣的，讀寫操做用起來也都是同樣的，這是怎麼作到的呢？Linux內核在各類不一樣的文件系統格式之上作了一個抽象層，使得文件、目錄、讀寫訪問等概念成爲抽象層的概念，所以各類文件系統看起來用起來都同樣(VFS做用)，這個抽象層稱爲虛擬文件系統（VFS，Virtual Filesystem）,這一節咱們介紹運行時文件系統在內核中的表示。

Linux內核的VFS子系統能夠圖示以下：

每一個進程在PCB（Process Control Block）即進程控制塊中都保存着一份文件描述符表，文件描述符就是這個表的索引，文件描述表中每一個表項都有一個指向已打開文件的指針，如今咱們明確一下：已打開的文件在內核中用file結構體表示，文件描述符表中的指針指向file結構體(理解：fd爲打開文件的文件描述符，而每一個進程都有一張文件描述表，fd文件描述符就是這張表的索引，一樣這張表中有一表項，該表項又是指向前面提到打開文件的file結構體，file結構體纔是內核中用於描述文件屬性的結構體)。

struct file-----define in inlcude/linux/fs.h

struct file_operations------define in include/linux/fs.h

struct file {
    union {
        struct llist_node    fu_llist;
        struct rcu_head     fu_rcuhead;
    } f_u;
    struct path        f_path;
#define f_dentry    f_path.dentry
    struct inode        *f_inode;    /* cached value */
    const struct file_operations    *f_op;

    /*
     * Protects f_ep_links, f_flags.
     * Must not be taken from IRQ context.
     */
    spinlock_t        f_lock;
    atomic_long_t        f_count;
    unsigned int         f_flags;
    fmode_t            f_mode;
    struct mutex        f_pos_lock;
    loff_t            f_pos;
    struct fown_struct    f_owner;
    const struct cred    *f_cred;
    struct file_ra_state    f_ra;

    u64            f_version;
#ifdef CONFIG_SECURITY
    void            *f_security;
#endif
    /* needed for tty driver, and maybe others */
    void            *private_data;

#ifdef CONFIG_EPOLL
    /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */
    struct list_head    f_ep_links;
    struct list_head    f_tfile_llink;
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
    struct address_space    *f_mapping;
#ifdef CONFIG_DEBUG_WRITECOUNT
    unsigned long f_mnt_write_state;
#endif
} __attribute__((aligned(4)));    /* lest something weird decides that 2 is OK */

struct file

struct file_operations {
    struct module *owner;
    loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
    ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);
    ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);
    ssize_t (*aio_read) (struct kiocb *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t);
    ssize_t (*aio_write) (struct kiocb *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t);
    int (*iterate) (struct file *, struct dir_context *);
    unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);
    long (*unlocked_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long);
    long (*compat_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long);
    int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
    int (*open) (struct inode *, struct file *);
    int (*flush) (struct file *, fl_owner_t id);
    int (*release) (struct inode *, struct file *);
    int (*fsync) (struct file *, loff_t, loff_t, int datasync);
    int (*aio_fsync) (struct kiocb *, int datasync);
    int (*fasync) (int, struct file *, int);
    int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);
    ssize_t (*sendpage) (struct file *, struct page *, int, size_t, loff_t *, int);
    unsigned long (*get_unmapped_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long);
    int (*check_flags)(int);
    int (*flock) (struct file *, int, struct file_lock *);
    ssize_t (*splice_write)(struct pipe_inode_info *, struct file *, loff_t *, size_t, unsigned int);
    ssize_t (*splice_read)(struct file *, loff_t *, struct pipe_inode_info *, size_t, unsigned int);
    int (*setlease)(struct file *, long, struct file_lock **);
    long (*fallocate)(struct file *file, int mode, loff_t offset,
              loff_t len);
    int (*show_fdinfo)(struct seq_file *m, struct file *f);
};

struct file_operations

1.file.File Status Flag和file.f_count

在file結構體中維護File Status Flag（file結構體的成員f_flags）和當前讀寫位置（file結構體的成員f_pos）。在上圖中，進程1和進程2都打開同一文件，可是對應不一樣的file結構體，所以能夠有不一樣的File Status Flag和讀寫位置。file結構體中比較重要的成員還有f_count，表示引用計數（Reference Count），後面咱們會講到，dup、fork等系統調用會致使多個文件描述符指向同一個file結構體，例若有fd1和fd2都引用同一個file結構體，那麼它的引用計數就是2，當close(fd1)時並不會釋放file結構體，而只是把引用計數減到1，若是再close(fd2)，引用計數就會減到0同時釋放file結構體，這才真的關閉了文件。

2.file.file_operations

每一個file結構體都指向一個file_operations結構體，這個結構體的成員都是函數指針，指向實現各類文件操做的內核函數。好比在用戶程序中read一個文件描述符，read經過系統調用進入內核，而後找到這個文件描述符所指向的file結構體，找到file結構體所指向的file_operations結構體，調用它的read成員所指向的內核函數以完成用戶請求(應用層到內核層的調用流程)。在用戶程序中調用lseek、read、write、ioctl、open等函數，最終都由內核調用file_operations的各成員所指向的內核函數完成用戶請求。file_operations結構體中的release成員用於完成用戶程序的close請求，之因此叫release而不叫close是由於它不必定真的關閉文件，而是減小引用計數，只有引用計數減到0才關閉文件。對於同一個文件系統上打開的常規文件來講，read、write等文件操做的步驟和方法應該是同樣的，調用的函數應該是相同的，因此圖中的三個打開文件的file結構體指向同一個file_operations結構體。若是打開一個字符設備文件，那麼它的read、write操做確定和常規文件不同，不是讀寫磁盤的數據塊而是讀寫硬件設備，因此file結構體應該指向不一樣的file_operations結構體(也就有了用戶自定義結構體對象或者內核自定義結構體對象)，其中的各類文件操做函數由該設備的驅動程序實現。

3.file.dentry

每一個file結構體都有一個指向dentry結構體的指針，「dentry」是directory entry（目錄項）的縮寫。咱們傳給open、stat等函數的參數的是一個路徑，例如/home/akaedu/a，須要根據路徑找到文件的inode。爲了減小讀盤次數，內核緩存了目錄的樹狀結構，稱爲dentry cache(做用)，其中每一個節點是一個dentry結構體，只要沿着路徑各部分的dentry搜索便可，從根目錄/找到home目錄，而後找到akaedu目錄，而後找到文件a。dentry cache只保存最近訪問過的目錄項，若是要找的目錄項在cache中沒有，就要從磁盤讀到內存中。

4.dentry.inode

每一個dentry結構體都有一個指針指向inode結構體。inode結構體保存着從磁盤inode讀上來的信息。在上圖的例子中，有兩個dentry，分別表示/home/akaedu/a和/home/akaedu/b，它們都指向同一個inode，說明這兩個文件互爲硬連接。inode結構體中保存着從磁盤分區的inode讀上來信息，例如全部者、文件大小、文件類型和權限位等(inode有哪些參數，正常理解file結構體可能包含這些信息，實際上是file.inode成員管理這些信息)。每一個inode結構體都有一個指向inode_operations結構體的指針，後者也是一組函數指針指向一些完成文件目錄操做的內核函數。和file_operations不一樣，inode_operations所指向的不是針對某一個文件進行操做的函數，而是影響文件和目錄佈局的函數，例如添加刪除文件和目錄、跟蹤符號連接等等，屬於同一文件系統的各inode結構體能夠指向同一個inode_operations結構體。

5.inod.super_block

inode結構體有一個指向super_block結構體的指針。super_block結構體保存着從磁盤分區的超級塊讀上來的信息，例如文件系統類型、塊大小等。super_block結構體的s_root成員是一個指向dentry的指針，表示這個文件系統的根目錄被mount到哪裏，在上圖的例子中這個分區被mount到/home目錄下。

 

file、dentry、inode、super_block這幾個結構體組成了VFS的核心概念。對於ext2文件系統來講，在磁盤存儲佈局上也有inode和超級塊的概念，因此很容易和VFS中的概念創建對應關係。而另一些文件系統格式來自非UNIX系統（例如Windows的FAT3二、NTFS），可能沒有inode或超級塊這樣的概念，但爲了能mount到Linux系統，也只好在驅動程序中硬湊一下，在Linux下看FAT32和NTFS分區會發現權限位是錯的，全部文件都是rwxrwxrwx，由於它們原本就沒有inode和權限位的概念，這是硬湊出來的。