linux的三种基本文件类型，深入理解文件IO操作
linux的三种基本文件类型，深入理解文件IO操作答案是在根目录下，由此得出的结论是：当前路径并不是可执行程序所处的路径，而是可执行程序启动的路径，如在根目录下启动该程序，则当前路径为根目录。所以我们要深刻意识到：当前路径是和进程有关的举个例子：假设你写了个程序，其功能是在当前目录创建一个新文件。当你在这个程序所处目录运行这个程序，那么该目录就生成了一个新文件，这没啥问题。那假如你在返回到根目录运行该程序，请问生成的文件是在刚刚那个目录下还是根目录下呢？写入数据：fwriteFILE *fopen(const char *path const char *mode);//打开函数 int fclose(FILE *fp);//关闭函数 size_t fread ( void *buffer size_t size size_t count FILE *stream);//读取函数 size_t fwrite(const void*
一、如何用C接口进行文件操作i. 基础函数
打开文件：fopen
关闭文件：fclose
读取文件数据：fread
写入数据：fwrite
FILE *fopen(const char *path const char *mode);//打开函数
int fclose(FILE *fp);//关闭函数
size_t fread ( void *buffer size_t size size_t count FILE *stream);//读取函数
size_t fwrite(const void* buffer size_t size size_t count FILE* stream);//写入函数
ii. 细节补充
关于C接口进行文件操作的操作和用法已有很多资料参考，这里不再赘述，在这里我补充关于当前路径的理解。
举个例子：假设你写了个程序，其功能是在当前目录创建一个新文件。当你在这个程序所处目录运行这个程序，那么该目录就生成了一个新文件，这没啥问题。那假如你在返回到根目录运行该程序，请问生成的文件是在刚刚那个目录下还是根目录下呢？
答案是在根目录下，由此得出的结论是：当前路径并不是可执行程序所处的路径，而是可执行程序启动的路径，如在根目录下启动该程序，则当前路径为根目录。所以我们要深刻意识到：当前路径是和进程有关的
二、如何用系统接口进行文件操作i. 打开文件函数open
int open(const char *pathname int flags mode_t mode);
linux中通过 man 2 open 命令查看
头文件与函数原型
返回值
如果成功返回FILE descriptor：文件描述符，是一个数字；失败返回-1，并设置errno
参数解读
pathname：要打开的文件所处的路径，可使用相对路径
mode：可选项，用于设置新建一个文件时的默认权限，如777则为可读可写可执行，同时注意要修改umask
flags：设置以何种形式打开文件，即类似于C接口的可读/可写/可读写打开
The argument flags must include one of the following access modes:O_RDONLY O_WRONLY or O_RDWR. These request opening the file read-only write-only or read/write respectively.
常见的选项有：O_RDONLY O_WRONLY or O_RDWR，O_CREAT(若文件不存在则创建)
如何在传参标志位传多个选项，如同时传O_WRONLY和O_CREAT？
事实上flags参数设计的很巧妙，通过按位或来实现传递多个参数，首先它是个int型数，即有32位，操作系统设计的时候把某个位置位1，其他位置为0作为一种状态，那么它可以表示32种状态，这里我只用16个bit位来举例，假设0x0001表示写权限记作O_WRONLY，0x0004表示可创建文件记作O_CREAT，我们调用open函数打开某文件想给它写权限和若该文件没有则创建，则将O_WRONLY|O_CREAT传递给flags，将O_WRONLY和O_CREAT按位与得到的int数在bit[0]和bit[2]都为1，达到只用一个参数传入两种权限的效果
ii. 向文件读取函数read
头文件与函数原型
#include <unistd.h>
ssize_t read(int fd void *buf size_t count);
参数解读
fd：要读取的文件的文件描述符，每个文件都有一个文件描述符，open函数打开一个文件返回值也是文件描述符
buf：读取到的数据存放之处
count：buf的大小，byte为单位
返回值
若读取成功，返回读取到数据的大小（byte为单位）
若读取失败（如读取过程中被信号中断）返回-1，并设置errno
iii. 向文件写入函数write
头文件与函数原型
#include <unistd.h>
ssize_t write(int fd const void *buf size_t count);
参数解读
fd：要写入的文件的文件描述符
buf：要写入的数据存放之处，指针
count：要写入内容buf的大小，byte为单位
返回值
若写入成功，返回写入了的数据的大小（byte为单位）
若写入失败返回-1，并设置errno
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i. 何为文件描述符
当我们打开文件时，该文件的相关信息会被加载到内存，如创建时间，所属者，操作权限等等，OS对这些信息则需用数据结构维护起来，从而有了struct file(用于描述内存中的文件)，多个打开的文件就有多个struct，它们管理起来形成双向链表，结构体里存放文件的属性信息。每个进程进程都拥有task_struct进程控制块，task_struct里面有个指针files，用于指向一张表files_struct，该表包含了一个指针数组，而这数组里每个指针指向一个内存中的文件struct file，从而实现了进程与文件的连接，而文件描述符就是该数组的下标，只要知道文件描述符就可以找到内存中的文件
FILE结构体部分成员：
新视角阐释fopen做了什么
1.给调用的用户申请FILE结构体并返回地址（FILE）
2.底层调用系统级函数open得到fd，将fd填充到FILE变量中的fileno
ii. 文件流指针和文件描述符
文件流指针是标准库操作句柄：FILE*，文件描述符是系统调用接口句柄：int fd，文件描述符是每个文件的唯一标识，文件流指针底层封装了文件描述符，在文件流指针结构体中可以看到 _fileno保存了fd
iii. 文件描述符的数字规律
看一个文件打开的程序，观察file descriptor
我们发现这个文件的文件描述符fd=3
再看一个打开多个文件的程序，观察file descriptor
我们发现打开多个文件，它们的文件描述符fd从3依次递增，我们知道open函数出现错误返回-1，那么请问0，1，2去哪了呢？？？
其实当任何进程在运行的时候，默认打开三个输入输出流stdin，stdout，stderr，而它们对应的的file descriptor就是0，1，2，所以再打开文件时分配的fd只能从3递增了
stdin，stdout，stderr分别对应键盘，显示器，显示器，OS打开它们很好地体现了LInux中一切皆文件的思想
总结：文件描述符的分配遵循最小未占用原则：从下标0开始逐位分配，若已被使用则不分配
i. 原理
本质是修改files_struct表中的指针数组中指针所指向的内容
ii. 通过关闭文件描述符实现重定向
- 代码演示
#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<sys/types.h>
#include<sys/stat.h>
#include<fcntl.h>
int main()
{
//演示重定向基本原理
umask(0);
close(1);//关闭显示器
int fd=open("log.txt" O_WRONLY|O_CREAT 0666);//fd=1
if(fd<0){ return 1;} //打开失败
write(1 "hello world!\n" 13);//写到1号文件
write(1 "hello world!\n" 13);
write(1 "hello world!\n" 13);
write(1 "hello world!\n" 13);
write(1 "hello world!\n" 13);
close(fd);
return 0;
}
运行结果：本该写到标准输出的内容被重定向到log.txt
原理分析：
在打开新的文件前，我们先close(1);关闭显示器，即上图打红叉的线被取消，所以当新的文件被打开它的文件描述符为1，即上图蓝色的线被连上，所以当往1号文件写入会被写入到log.txt而不会在显示器显示
iii.使用 dup2 系统调用实现重定向
a. 函数原型
#include <unistd.h>
int dup2(int oldfd int newfd);
参数理解：
newfd为oldfd的拷贝，这里的copy是拷贝fd_array数组对应oldfd下标的内容，理解为对后者的操作变为对前者的操作
b. 用法示例
dup(fd 1) //fd为某个新打开文件的描述符
这里newfd是1，oldfd是fd，new为old的拷贝，即new也指向分段，所以本要输出到1的内容重定向到fd去
五、剖析缓冲区i. 三种缓冲机制
- 行缓冲->见于显示器刷新数据的策略
- 全缓冲->见于对文件 (理解为磁盘文件) 写入数据的策略
- 无缓冲->如stderr
ii. 什么情况下缓冲区会被刷新
- 调用exit()结束进程时会刷新缓冲区
- 当缓冲区满了也会被刷新出来
- 可通过fflush刷出来
- 流被关闭时也会被刷出来
- 行缓冲遇见’\n’会被刷新出来
行缓冲遇到上述五种情形会刷新缓冲区，全缓冲遇到除最后一种情形会刷新缓冲区
一份代码验证缓冲区：
理论上应该是先打印“hello world”再sleep，但观察到的现象是先sleep再打印。这是因为字符串被保留在缓冲区，不满足上述五种刷新条件所以没有被立即刷新出来，当进程结束后“hello world”才出现
iii. 关于缓冲区的理解
内存和硬盘中进行数据交互（写入/读取）是需要代价的，所以攒够一定量才交互，这个攒的量就放在缓冲区。对于文件，可以攒很多才交互，这样交互效率最高；而对于显示器采用行缓冲，因为人是想收到及时反馈的，所以行缓冲可理解为数据交互效率和用户体验感的平衡
iv. 提出三个问题
- 这个缓冲区在哪？
- 这个缓冲区是谁提供的？
- OS也有缓冲，与文件缓冲的对比
这三个问题将在下面分析一个奇怪现象中给出答案
v. 一个奇怪的现象
1.代码：
#include<stdio.h>
#include<string.h>
#include<unistd.h>
int main()
{
//C函数接口
printf("hello printf\n");
fprintf(stdout "hello fprintf\n");
//system call
const char*msg="hello write\n";
write(1 msg strlen(msg));
fork();//加了fork重定向C接口内容打印2次，系统接口内1次
return 0;
}
观察重定向和不重定向的运行结果
2.总结出现的现象：
- 重定向和不重定向改变了进程的缓冲方式
- C接口打印了两次，OS接口打印了一次
3.分析：
为什么C接口的显示了两次？
代码顺序执行，printf和fprintf的内容存放到缓冲区，因为不是往显示器打，所以不是行刷新，此时缓冲区存在两句话。当fork时创建了子进程，父子进程代码数据共享，缓冲区也是内存上的一块。若OS先调用父进程，则父进程先刷新缓冲区，打印出两句话，到调用子进程时，因为进程具有独立性互不干扰，子进程也要刷新缓冲区，则先写时拷贝再刷新，则又打印出两句话
为什么OS接口的没有显示两次？
系统调用函数如write没有缓冲区，所以不会发生写时拷贝导致缓冲区内容被打印了两次
解释第二个问题
对比可得到结论缓冲区语言自带的，不是OS级别的
无论是printf还是fprint都是打到stdout，而stdout是一个FILE结构体，里面不仅封装了fd，还维护了缓冲区
解释第一个和第三个问题
内核区和用户区都有缓冲区，我们这里所说的缓冲区， 都是用户级缓冲区，但要刷新的时候用户级缓冲区的数据不能直接加载到磁盘或显示器，得经过操作系统进入到内核区的缓冲区（有自己的机制），然后数据才被加载出去
