最近看《深入理解計算機系統》系統級io部分，突然想起之前和同學討論的關於檔案描述符和file*的差別，很不好意思的是，當時我說了乙個錯誤的答案，，
在繼續下文之前，先丟擲幾個問題：
1、可不可以對同一檔案open兩次？如果可以，關閉呢？
2、我們知道程序建立是父子程序複製，也即子程序繼承父程序開啟的檔案描述符，那父程序還是子程序關閉？
3、當open時，發生了什麼？檔案內容從硬碟傳入記憶體了嗎？
4、為什麼當不再操作檔案描述符時要close，不close不行嗎？或者說close時發生了什麼？
5、什麼叫帶緩衝區的讀？理論上，記憶體與硬碟互動資料大小是以頁為單位的（通常是4k），那緩衝區中就已經包含了文字檔案的資料，為什麼還需要應用級緩衝？
6、系統io與標準io庫是什麼關係？檔案描述符和file*是什麼關係？可不可以混用？作為程式設計師應該用哪種？
一、linux系統關於檔案的資料結構
既然題目是從linux看io，那當然得看真傢伙（linux 0.11）。每個程序的控制結構pcb（linux中用task_struct結構)中都有乙個檔案描述符表，通常說的檔案描述符就是檔案描述符表的索引。檔案描述符表的內容是指向檔案表(file table)的指標，其中檔案表是所有程序共用的，由核心來維護。檔案表也是乙個資料結構（struct file file_table），也即file_table指向乙個檔案的inode表，當然inode表也是由核心維護的，由所有程序共享的。
struct file file_table[nr_file];//檔案表，nr_file=64，每一項為struct file型別
struct file
//檔案的inode
struct m_inode
二、unix系統級io概述
我們知道linux/unix哲學是：一切皆檔案。這是乙個非常美妙的抽象，將各種不同的外設、檔案系統都歸為一類，而用簡單的檔案操作就可以操作。
unix系統級io函式只有如下幾個：
int open(const
char * filename,int flag,int mode);//開啟檔案
int close(int fd);//關閉檔案，fd為open返回的檔案描述符
int read(int fd,void *buf,int maxlen);//從當前位置讀取最大maxlen位元組到buf中
int write(int fd,const
void *buf,int maxlen);
int lseek(int fd,int offset,int origin);//移動當前檔案位置，origin：代表移動的模式，0為從頭開始定位offset，1表示從當前位置定位offset,2表示從檔案結尾定位offset，當然，offset可正可負。結果返回當前檔案位置，若定位檔案位置<0，返回負數。
int stat(const
char *filename,struct stat *buf);
int fstat(int fd,struct stat *buf);//讀取檔案的metadata（元資料這個翻譯太難受了）
記得之前最頭痛的就是各種高階語言的open，雖然知道每次進行io操作時都要open，但是open之後發生了什麼？把檔案內容讀到了記憶體？
open函式是乙個系統呼叫，事實上所有的上面說的系統級io函式都是系統呼叫，每次呼叫都會陷入核心。
當呼叫open函式時，會發生如下步驟：
檢查是否可用獲得乙個檔案描述符，即在pcb(task_struct->flip)中找到乙個合適的位置，因為flip只有32項，所有每個程序最多開啟32-3項，為啥要減3，因為程序預設開啟了輸入（fd = 0),輸出（fd = 1),錯誤（fd = 2)。
檢查是否可用獲得乙個檔案表項，即在file_table中獲取乙個合適的 位置，因為file_table有64項，且為所有程序共享。所以所有程序最多可用同時開啟64個檔案。當然前3項是輸入、輸出、錯誤。這裡所謂的合適指struct file中的引用計數為0，即對應檔案沒有被使用的。
如果滿足上述條件，將載入對應檔案的inode（每個inode唯一對應乙個檔案，同理，每個檔案只有乙個inode），為了體現程序共享的思想，如果對應的inode已經在inode陣列裡，就將其返回，並將引用計數+1，如果沒有其他程序載入該inode，將從inode陣列裡分配乙個空的項，並從硬碟載入inode。
四、當呼叫read函式時發生了什麼？
這是個非常有趣的問題，當我們呼叫read時，要傳入三個引數，檔案描述符、指向緩衝區的指標、已經讀取位元組數。
首先，根據f_pos和count數判斷讀取檔案是否超過檔案大小，如果超過，將count截斷。如count為0，即已經到檔案結尾，返回0
根據f_pos/block_size，得到檔案資料塊號，經過bmap對映到硬碟中的邏輯塊號，而裝置號存在於inode中
當得到裝置號和塊號後，會先檢查該塊是否已經在緩衝區裡了，如果在，返回buffer_head。如果不存在才會讀盤。然後將從f_pos開始的count位元組的資料複製到應用程式的buf中。這裡是linux共享檔案思想的另乙個體現。
所以，我們得到如下結論：緩衝區與硬碟塊以block為單位進行資料交換；當我們讀取檔案時，並不會將全部檔案讀入到記憶體，特別地，當檔案特別大時，如果將檔案全部讀入到記憶體可能並不合適，所以可以顯式的調整f_pos和count來讀取資料；
所以，我們依次回答上述問題：
對同一檔案可以open多次嗎？
可以，如果程序（不管是否同乙個）中多次open同乙個檔案，那麼將會產生多個檔案描述符項和檔案表項。注意到檔案表項中struct file中存在著f_pos欄位，所以程序可以用不同檔案描述符從不同位置開始讀寫檔案。同理，如果關閉的話，開啟幾次就要關閉幾次。否則對應資源永遠不會**，這裡的資源主要指程序檔案描述符陣列資源、檔案表陣列的資源、inode陣列的資源。（此時，如上圖1,2線所示）
當父程序呼叫fork()函式建立子程序後呢？
當父程序建立子程序，根據父子程序複製的思想，子程序將繼承父程序的檔案描述符表。此時，父子程序各自一套檔案描述符表，只是內容完全一樣，也即，此時父子相同的檔案描述符指向同乙個檔案表項。當時該檔案表項的引用計數+1，此時，如上圖，1&11,2&12,3&13線所示。
所以這也就解釋了，為什麼當對檔案操作結束後，父子程序都要關閉檔案。因為如果某乙個沒關閉，檔案表中對應項的引用計數將為1，那麼將永遠佔據該項。
當然了，當程序退出時，將會自動關閉的。
當open時發生了什麼？檔案資料從硬碟傳遞到記憶體了嗎？
open只是將檔案的inode載入到記憶體中，但檔案的資料並沒有傳遞到記憶體。為啥要這樣設計？我們知道讀盤是非常耗費時間的，量級大概在10ms（如果cpu主頻是1ghz的話，那麼也已經執行了百萬條指令了），所以作業系統的設計思想是能不讀盤就不讀盤，一定要到非讀不可的時候才會選擇讀盤，而且讀的時候是以塊為單位讀的（典型為4k），即使唯讀乙個位元組。為啥要以塊為單位讀？因為磁碟讀資料的時間主要花費在了尋道上，也就是說讀第乙個位元組的時間，而順序讀的時間是很低的，所以如果，唯讀幾個位元組的話，整體效率太低了。
close(int fd)時發生了什麼？
首先，將檔案描述符對應項清空，將原對應的檔案表項的引用計數-1，如果此時該項引用計數為0，釋放inode。
為什麼有了記憶體緩衝區還要顯式的要新增應用級緩衝區呢？
核心緩衝區是由核心來維護的，是不對應用可見的。每次讀核心緩衝區時都要顯式的陷入核心狀態才可以。這樣會增大花銷。所以可以維護乙個應用級緩衝區。相當於是核心緩衝區的乙個子集。當應用級緩衝區不夠用時，顯式的呼叫read函式，如果此時核心緩衝區有需要的資料，直接返回，如果沒有，就從硬碟讀。這個過程是對程式設計師友好和透明的。
五、系統級io vs 標準io庫
幾乎每種高階語言都有自己的標準io庫，但是這些都是對系統級io的封裝。比如c語言的fopen,fclose,fseek,fread,fwrite等等等等。
一般來說，對普通檔案的操作，建議使用系統級io函式，因為對程式設計師更友好些。但是對於網路應用，比如socket檔案，標準io庫便不太好使了，這時候使用系統級io更好。
六、檔案描述符 vs file指標
文章開頭提到的檔案描述符和file指標的關係，現在是時候揭開面紗了。實際上，file資料結構中包含乙個檔案描述符，畢竟要通過該描述符進行讀寫資料。與此同時，內部還維護著乙個指向緩衝區的指標。注意，該緩衝區指的不是核心緩衝區，而是應用級緩衝區，這樣可以提高讀取速度。
那問題來了，那能不能標準c庫與系統級io函式混用呢？共同操作同一檔案描述符？答案是否定的。因為file結構裡面維護著乙個緩衝區。也就是說使用fread()時，讀取的個數實際上是緩衝區的個數，而不是程式指定的讀取位元組數。所以兩者不可混用，因為f_pos與程式設計師看到的可能已經不一致了。
這也就是為什麼對於網路應用而言，我們希望迅速將資料傳遞出去，而不是存放在緩衝區裡，此時，不應該使用標準c庫的io函式，而應該使用系統級io。
七、關於檔案結尾
我們如何標識乙個檔案在硬碟中的結尾呢？很多人以為硬碟中有個特殊的字元eof，當硬碟讀到這個字元時就截止。但這是錯誤的。硬碟裡並沒有什麼特別的東西標誌檔案的結束。作限制的是inode中的i_size，即檔案的大小。當讀取檔案的位置+讀取數》i_size時，這時候就要顯式的對讀取數做限制。當f_pos指向了檔案結尾，但還在讀時，將返回0，這也就是標誌eof的來歷了。
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