文件系统及缓冲区
目录
（2）简单讨论为什么需要stderr和stdout两种显示器文件呢
一、回顾之前的文件操作
在学习Linux中的文件操作之前，我们先来回顾一下c语言中的文件操作：
（1）test.c写文件
（2）hello.c读文件
其实c语言中还有许多关于文件输出到显示器，以及从文件中读取数据的库函数，这些都是封装了Linux中的系统调用！在这里我们不过多讨论，有所了解即可
二、Linux系统调用open和read
open接口介绍
三、open的返回值：文件描述符fd的概念
在认识返回值之前，先来认识一下两个概念: 系统调用 和 库函数
上面的 fopen fclose fread fwrite 都是C标准库当中的函数，我们称之为库函数（libc）。而， open close read write lseek 都属于系统提供的接口，称之为系统调用接口
回忆一下我们讲操作系统概念时，画的一张图：
系统调用接口和库函数的关系，一目了然。
所以，可以认为，f#系列的函数，都是对系统调用的封装，方便二次开发。
文件描述符就是从0开始的小整数。当我们打开文件时，操作系统在内存中要创建相应的数据结构来描述目标文件。于是就有了file结构体。表示一个已经打开的文件对象。而进程执行open系统调用，所以必须让进程和文件关联起来。每个进程都有一个指针*files, 指向一张表files_struct,该表最重要的部分就是包涵一个指针数组，每个元素都是一个指向打开文件的指针！所以，本质上，文件描述符就是该数组的下标。所以，只要拿着文件描述符，就可以找到对应的文件
四、文件描述符fd的分配规则
再关闭0或者2来看：
#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
int main()
{
close(0);
//close(2);
int fd = open("myfile", O_RDONLY);
if(fd < 0)
{
perror("open");
return 1;
}
printf("fd: %d\n", fd);
close(fd);
return 0;
}发现是结果是： fd: 0 或者 fd 2 可见，文件描述符的分配规则：在files_struct数组当中，找到当前没有被使用的最小的一个下标，作为新的文件描述符。
五、重定向
之前我们关闭的是文件描述符0或者2，那么现在我们关闭文件描述符1呢？
此时，我们发现，本来应该输出到显示器上的内容，输出到了文件 myfile 当中，其中，fd＝1。这种现象叫做输出重定向。常见的重定向有:>, >>, <
通过这个图，我们可以清晰的看到，重定向的本质就是把files_struct这个指针数组中的第fd号元素改成了别的文件的指针，但是我们操作系统只会傻傻的按照文件描述符fd这个数组下标去找到对应的执行文件，并不会管到底是哪一个文件！
六、使用dup2系统调用来修改文件描述符
（1）dup2的介绍
之前我们修改一个文件描述符，是先关闭一个不需要的文件描述符，然后马上创建一个新的文件，让这个新文件的文件描述符来取代原位置。但是这样不仅操作不方便，还容易记不住每个文件描述符对应的文件到底是什么，于是Linux就给我们提供了一个系统调用dup2，来方便我们操作文件描述符。
从man手册中可以看到，dup2是把newfd变成oldfd的拷贝，即在files_struct文件指针数组中，把下标为newfd的位置修改成下标为oldfd的元素内容
我们之前写过一个简单的myshell命令行解释器，现在我们可以在里面加入重定向功能：即如果在用户输入的命令行中检测到了> < >>这种符号，就先把该进程的文件描述符通过dup2改写，并且以不同的方式"w" "r" "a"打开该文件，然后照常进行程序替换等。
就好比ls原本是把结果输出到显示器（stdout）上的，但是实际操作系统看的是stdout中封装的文件描述符fd=1这个字段，然后把结果输出到1号文件中，现如今我们通过dup2把新的文件放到了1的位置，那么ls就会把内容输出到该新文件中，于是就实现了重定向！
（2）简单讨论为什么需要stderr和stdout两种显示器文件呢
七、缓冲区
因为IO相关函数与系统调用接口对应，并且库函数封装系统调用，所以本质上，访问文件都是通过fd访问的。所以C库当中的FILE结构体内部，必定封装了fd。
对于这样一份代码，输出结果很明显是输出三行内容到显示器上，但是如果我们对进程增加一个重定向呢？./hello > file，结果却变成了下面的样子！
我们发现 printf 和 fwrite （库函数）都输出了2次，而 write 只输出了一次（系统调用）。为什么呢？肯定和fork有关！
（1）一般C库函数写入文件时是全缓冲的，而写入显示器是行缓冲。
（2）printf fwrite 库函数会自带缓冲区（进度条例子就可以说明），当发生重定向到普通文件时，数据的缓冲方式由行缓冲变成了全缓冲。
（3）而我们放在缓冲区中的数据，就不会被立即刷新，甚至fork之后但是进程退出之后，会统一刷新，写入文件当中。
（4）但是fork的时候，父子数据会发生写时拷贝，所以当你父进程准备刷新的时候，子进程也就有了同样的一份数据，随即产生两份数据。
（5）write 没有变化，说明没有所谓的缓冲。
综上： printf fwrite 库函数会自带缓冲区，而 write 系统调用没有带缓冲区。另外，我们这里所说的缓冲区，都是用户级缓冲区。其实为了提升整机性能，OS也会提供相关内核级缓冲区，不过不再我们讨论范围之内。
那这个缓冲区谁提供呢？ printf fwrite 是库函数， write 是系统调用，库函数在系统调用的“上层”， 是对系统调用的“封装”，但是 write 没有缓冲区，而 printf fwrite 有，足以说明，该缓冲区是二次加上的，又因为是C，所以由C标准库提供，每一个用c语言打开的文件都会有一个c库提供的缓冲区，并且还有一个操作系统提供的内核级缓冲区。
一旦从c库的缓冲区中刷新出来，这个缓冲区里面就被清空了，而之前的内容就交给了操作系统的内核级缓冲区，这个内核级缓冲区并不属于进程！
所以c语言的ffulsh就是把c库提供的缓冲区刷新到Linux操作系统提供的内核级缓冲区中，因为write是系统调用，直接就把内容输出到了内核级缓冲区中，子进程看不到c库中write的部分，所以不会打印两次！
原文地址：https://blog.csdn.net/2303_79336820/article/details/142983677
免责声明：本站文章内容转载自网络资源，如本站内容侵犯了原著者的合法权益，可联系本站删除。更多内容请关注自学内容网（zxcms.com）！