写作目的：
正文目录：
1. Linux 的两大抽象
2. 文件类型
3. 文件描述符
4. 通用文件模型：简介
4.1 演示 demo
4.2 相关要点: 与 VFS 的关系
5. 通用文件模型：文件描述符和打开文件的关系
5.1 相关的内核数据结构
5.2 列举几种打开文件的情景
文件是 Linux 系统中最基础最重要的抽象。Linux 遵循一切皆文件的理念。很多交互操作是通过读写文件来完成，即使所涉及的对象看起来并非普通文件。
另外一大抽象是进程。如果说文件是 Linux 系统最重要的抽象概念，进程则仅次于文件。
进程相关的实现复杂且多变，而文件 IO 的实现则相对稳定很多，且更贴近我们的日常操作，所以 以文件作为学习 Linux 内核的切入点是个更好的选择。
Linux 系统的大多数文件是普通文件或目录，但是也有另外一些文件类型，具体包括如下几种：
普通文件 ( regular file )。
最常用的文件类型，包含了某种形式的数据。至于这种数据是文本还是二进制数据，对于 Linux 内核而言并无区别。
文件中包含的字节可以是任意值，可以以任意方式进行组织。在系统层，除了字节流，Linux 对文件结构没有特定要求。
对普通文件内容的解释由处理该文件的应用程序进行。
文件虽然是通过文件名访问，但文件本身其实并没有直接和文件名关联。相反地，与文件关联的是索引节点 (inode，是index node 缩写)。针对驻留于文件系统上的每个文件，文件系统都会为其分配一个 inode。inode 中会保存和文件相关的元数据，如文件修改时间戳、所有者、类型、长度以及文件数据的位置，但不含文件名，文件名由目录文件负责。
inode 由 inode number 来标识，可以通过 “ls –li” 查看文件的 inode number。
# ls -li minicom.log
12582945 -rw-r--r-- 1 root root 665 Jul 10 18:47 minicom.log
目录文件 ( directory file )。
目录也是一种文件类型，这种文件包含了其他文件的文件名以及 inode number。文件通常是通过文件名从用户空间打开，目录用于提供访问文件时需要的名称。
文件名和 inode 之间的配对称为链接 (link)。映射在物理磁盘上的形式，如简单的表或散列，是通过特定文件系统的内核代码来实现和管理的。
如果用户空间的应用请求打开指定文件，内核会打开包含该文件名的目录，然后根据文件名获取 inode number。通过 inode number 可以找到 inode。inode 包含和文件关联的元数据，其中包括文件数据在磁盘上的存储位置。
硬链接 ( hard link )。
不同的文件名可以链接到到同一个 inode。当不同名称的多个链接映射到同一个索引节点时，我们称该链接为硬链接。
硬链接通常要求链接和文件位于同一文件系统中。
在底层文件系统支持的前提下，也只有超级用户才能创建指向目录的硬链接。
符号链接 ( symbolic link )。
符号链接是对一个文件的间接指针，它与硬链接有所不同，硬链接直接指向文件的 inode。引入符号链接的原因是为了避开硬链接的一些限制。
硬链接不能跨越多个文件系统，因为 inode number在自己的文件系统之外没有任何意义。为了跨越文件系统建立链接，Linux 系统实现了符号链接。
特殊文件 (special file)。
特殊文件是使得某些抽象可以适用于文件系统，贯彻一切皆文件的理念。
Linux 只支持四种特殊文件：块设备文件、字符设备文件、命名管道 以及 UNIX域套接字。
块特殊文件 ( block device file )。提供对设备（如磁盘）带缓冲的访问，每次访问以固定长度为单位进行。
字符特殊文件 ( character device file )。这种类型的文件提供对设备不带缓冲的访问，每次访问长度可变。系统中的所有设备要么是字符特殊文件，要么是块特殊文件。
命名管道 ( named pipes )，通常称为 FIFO，是以文件描述符作为通信信道的 IPC 机制，它可以通过特殊文件来访问。
套接字 ( socket ) 是最后一种特殊文件。socket 是进程间通信的高级形式，支持不同进程间的通信，这两个进程可以在同一台机器，也可以在不同机器。socket 是网络和互联网编程的基础。
在 Linux，可以用 ls/stat 命令 和 stat() 系统调用确定文件类型。
$ ls -li
12587634 drwxr-xr-x 26 root root 4096 Mar 16 07:49 1.opensource
27396428 lrwxrwxrwx 1 root root 12 Nov 17 2017 Link to ssd_dvd -> /mnt/ssd_dvd
12582945 -rw-r--r-- 1 root root 665 Jul 10 18:47 minicom.log
$ stat minicom.log
File: 'minicom.log'
Size: 665 Blocks: 8 IO Block: 4096 regular file
Device: 822h/2082d Inode: 12582945 Links: 1
Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root)
Access: 2020-01-09 09:44:07.101177618 +0800
Modify: 2020-07-10 18:47:20.073532673 +0800
Change: 2020-07-10 18:47:20.073532673 +0800
在 Linux 中，文件必须先打开才能访问。对于内核而言，所有打开的文件都通过文件描述符 ( file descriptor，简称fd ) 引用。文件描述符是一个非负整数。当打开一个现有文件或创建一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。当读、写一个文件时，使用 open() 或 creat() 返回的文件描述符标识该文件，将其作为参数传送给 read() 或 write()。
Linux 系统编程的大部分工作都会涉及打开、操纵、关闭以及其他文件描述符操作;
Linux 系统的 Shell 把文件描述符 0 与进程的标准输入 stdin 关联，文件描述符 1 与标准输出 stdout 关联，文件描述符 2 与标准错误 stderr 关联。这是各种 Shell 以及很多应用程序使用的惯例，与 Linux 内核无关。如果不遵循这种惯例，很多 Linux 系统应用程序就不能正常工作;
用户可以重定向文件描述符，甚至可以通过管道把一个程序的输出作为另一个程序的输入。Shell 就是通过这种方式实现重定向和管道的。
在 POSIX 标准中，幻数 0、1、2 虽然已被标准化，但应当把它们替换成符号常量 STDIN_FILENO、STDOUT_FILENO 和 STDERR_FILENO 以提高可读性;
文件描述符的范围是 0 ~ OPEN_MAX-1;
文件描述符并非局限于访问普通文件。实际上，文件描述符也可以访问设备文件、管道、FIFO、Socket等。遵循一切皆文件的理念，几乎任何能够读写的东西都可以通过文件描述符来访问。
Linux 通用文件模型最为显著的特性之一就是 I/O 通用性。也就是说，同一套系统调用 open()、read()、write()、close() 等所执行的 I/O 操作，可施之于所有文件类型，包括设备文件在内。应用程序发起的I/O请求，内核会将其转化为相应的文件系统操作，或者设备驱动程序操作，以此来执行针对目标文件或设备的I/O操作。因此，采用这些系统调用的程序能够处理任何类型的文件。
演示 demo (copy.c)：
int main(int argc, char *argv[])
{
int inputFd, outputFd, openFlags;
mode_t filePerms;
ssize_t numRead;
char buf[BUF_SIZE];
if (argc != 3 || strcmp(argv[1], "--help") == 0)
usageErr("%s old-file new-file\n", argv[0]);
/* Open input and output files */
inputFd = open(argv[1], O_RDONLY);
if (inputFd == -1)
errExit("opening file %s", argv[1]);
openFlags = O_CREAT | O_WRONLY | O_TRUNC;
filePerms = S_IRUSR | S_IWUSR | S_IRGRP | S_IWGRP |
S_IROTH | S_IWOTH; /* rw-rw-rw- */
outputFd = open(argv[2], openFlags, filePerms);
if (outputFd == -1)
errExit("opening file %s", argv[2]);
/* Transfer data until we encounter end of input or an error */
while ((numRead = read(inputFd, buf, BUF_SIZE)) > 0)
if (write(outputFd, buf, numRead) != numRead)
fatal("write() returned error or partial write occurred");
if (numRead == -1)
errExit("read");
if (close(inputFd) == -1)
errExit("close input");
if (close(outputFd) == -1)
errExit("close output");
exit(EXIT_SUCCESS);
}
运行效果：
$ ./copy test test.old
$ ./copy test /dev/tty
$ ./copy /dev/tty abc.txt
相关要点：
要实现通用 I/O，就必须确保每一种文件系统和每一种文件类型(包括设备文件)都实现了相同的 I/O 系统调用集。由于文件系统或设备文件所特有的操作细节在内核中处理，在编程时通常可以忽略设备专有的因素。一旦应用程序需要访问文件系统或设备的专有功能时，可以选择瑞士军刀般的 ioctl() 系统调用，该调用为通用 I/O 模型之外的专有特性提供了访问接口。
提到通用 I/O，就必须提起虚拟文件系统 (VFS)。为支持各种本机文件系统，且在同时允许访问其他操作系统的文件，Linux 内核在用户进程和文件系统实现之间引入了一个抽象层 VFS。虚拟文件系统基于文件通用模型（common file model，简称CFM）实现这种抽象，它是 Linux 上所有文件系统的基础。
一方面，VFS 提供了一种操作文件、目录及其他对象的统一方法。另一方面,它与各种具体的文件系统的实现达成妥协。我们可以认为，是虚拟文件系统 (VFS) 和通用文件模型 (CFM) 的共同作用为 Linux 提供了访问不同文件系统以及不同类型的文件的 统一API (open()、read()、write()、close())。在本文中，我们将重点放在文件上，忽略文件系统相关的东西。
在 VFS 中，并非所有文件系统都支持同样的功能，有些操作对普通文件是不可缺少的，对某些对象则完全没有意义。即并非每一种文件系统都支持 VFS 中的所有抽象。
Linux VFS 的实现: 参考 ext2 文件系统，提供一种结构模型，该文件系统模型包含了一个强大文件系统所应具备的所有组件。但该模型是虚拟的，它适应于各种真实的文件系统。所有实现都必须提供可以适应 VFS 定义的结构体的 routines，因此可以充当两个视图之间的过渡。
在 VFS 中，每个文件都关联到一个 inode，我们可以 以 inode 和 inode->file_operations 作为学习通用文件模型和虚拟文件系统的切入点。
struct inode {
umode_t i_mode;
...
const struct file_operations *i_fop;
...
}
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 *);
...
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);
...
} __randomize_layout;
进程级的文件描述符表 ( file descriptor table )。
系统级的打开文件表 ( open file table ) 。
文件系统的 i-node 表 ( i-node table )。
每个进程在进程表 (process table) 中都有一个记录项 (process table entry)，即 struct task_struct，内核用它来描述一个进程。在 struct task_struct 中包含了一张打开文件描述符表 (open file descriptors table)，由 struct files_struct 里的 struct fdtable 来表示 (Linux-4.14)：
struct task_struct {
...
/* Filesystem information: */
struct fs_struct *fs;
/* Open file information: */
struct files_struct *files;
-> struct fdtable *fdt;
...
}
每个文件描述符包含：
struct fdtable {
...
struct file **fd; /* current fd array */
unsigned long *close_on_exec;
...
};
内核为所有打开文件维持一张打开文件表。每个打开文件表项包含：
1> 文件状态标志 ( file status flags，即 open() 的 flags 参数)；
2> 当前文件偏移量 ( current file offset )；
3> 指向该文件 inode 表项的指针 (在某些 UNIX 系统中是 vnode pointer，在 Linux 中是 inode pointer)。
inode 结构体和 vnode 结构体名称虽然不同，但是 2 者其实是同一个概念，它们都用于描述存储在硬盘中的文件系统的 inode 数据。注意区别内存里的 inode 结构体对象和硬盘中的 inode 数据。
每个打开文件都有一个 inode 对象。inode 对象包含了：
文件类型和对此文件进行各种操作函数的指针。
对于大多数文件，inode 对象还包含了指向该文件系统 inode 数据的指针。
struct inode {
...
/* Stat data, not accessed from path walking */
unsigned long i_ino;
...
/* former ->i_op->default_file_ops */
const struct file_operations *i_fop;
}
这些信息是在打开文件时从硬盘上读入内存的，所以，文件的所有相关信息都是随时可用的。即 inode 对象包含了文件的所有者、文件长度、指向文件实际数据块在磁盘上所在位置的指针等。
上述三张表的完整关系如下：
两个独立进程各自打开了同一文件，则有如下关系：
第一个进程在文件描述符 3 上打开该文件，而另一个进程在文件描述符 4 上打开该文件。打开该文件的每个进程都获得各自的一个打开文件表项，但对一个给定的文件只有一个 inode 节点表项。
之所以每个进程都获得自己的打开文件表项，是因为这可以使每个进程都有它自己的对该文件的当前偏移量。
dup() 用来复制一个现有的文件描述符。
$ man 2 dup
#include <unistd.h>
int dup(int oldfd);
dup(1)后的内核数据结构：
dup() 返回的新文件描述符与参数 oldfd 共享同一个打开文件表项。
假定所用的描述符是在fork之前打开的，如果父进程和子进程写同一描述符指向的文件，但又没有任何形式的同步，如使父进程等待子进程，那么它们的输出就会相互混合。
不好意思，这周身体不太舒服，文章拖更了，各位见谅。
鉴于大多数人的注意力无法在一篇文章里上集中太久，更多的内容请大家先自行去阅读吧，不是自己理解到的东西是消化不了的。有机会的话我会把更多的读书心得放在后面的文章。
《Linux 程序设计》(BLP)
《Linux 系统编程》(LSP)
《UNIX 环境高级编程》(APUE)
《Linux/UNIX 系统编程手册》(TLPI)
《linux内核设计与实现》(LKD)
《深入理解LINUX内核》(ULK)
《深入Linux内核架构》(PLKA)
《UNIX 操作系统设计》
