linux中文件描述符fd和文件指针flip的理解

简单归纳：fd只是一个整数，在open时产生。起到一个索引的作用，进程通过PCB中的文件描述符表找到该fd所指向的文件指针filp。

文件描述符的操作(如: open)返回的是一个文件描述符,内核会在每个进程空间中维护一个文件描述符表, 所有打开的文件都将通过此表中的文件描述符来引用;
而流(如: fopen)返回的是一个FILE结构指针, FILE结构是包含有文件描述符的，FILE结构函数可以看作是对fd直接操作的系统调用的封装, 它的优点是带有I/O缓存 Linux支持各种各样的文件系统格式，如ext2、ext3、reiserfs、FAT、NTFS、iso9660等等，不同的磁盘分区、光盘或其它存储设备都有不同的文件系统格式，然而这些文件系统都可以

mount

到某个目录下，使我们看到一个统一的目录树，各种文件系统上的目录和文件我们用

ls

命令看起来是一样的，读写操作用起来也都是一样的，这是怎么做到的呢？Linux内核在各种不同的文件系统格式之上做了一个抽象层，使得文件、目录、读写访问等概念成为抽象层的概念，因此各种文件系统看起来用起来都一样，这个抽象层称为虚拟文件系统（VFS，Virtual Filesystem）。上一节我们介绍了一种典型的文件系统在磁盘上的存储布局，这一节我们介绍运行时文件系统在内核中的表示。 3.1. 内核数据结构 Linux内核的VFS子系统可以图示如下：

每个进程在PCB（Process Control Block）即进程控制块中都保存着一份文件描述符表，文件描述符就是这个表的索引，文件描述表中每个表项都有一个指向已打开文件的指针，现在我们明确一下：已打开的文件在内核中用

file

结构体表示，文件描述符表中的指针指向

file

结构体。 在

file

结构体中维护File Status Flag（

file

结构体的成员

f_flags

）和当前读写位置（

file

结构体的成员

f_pos

）。在上图中，进程1和进程2都打开同一文件，但是对应不同的

file

结构体，因此可以有不同的File Status Flag和读写位置。

file

结构体中比较重要的成员还有

f_count

，表示引用计数（Reference Count），后面我们会讲到，

dup

、

fork

等系统调用会导致多个文件描述符指向同一个

file

结构体，例如有

fd1

和

fd2

都引用同一个

file

结构体，那么它的引用计数就是2，当

close(fd1)

时并不会释放

file

结构体，而只是把引用计数减到1，如果再

close(fd2)

，引用计数就会减到0同时释放

file

结构体，这才真的关闭了文件。 每个

file

结构体都指向一个

file_operations

结构体，这个结构体的成员都是函数指针，指向实现各种文件操作的内核函数。比如在用户程序中

read

一个文件描述符，

read

通过系统调用进入内核，然后找到这个文件描述符所指向的

file

结构体，找到

file

结构体所指向的

file_operations

结构体，调用它的

read

成员所指向的内核函数以完成用户请求。在用户程序中调用

lseek

、

read

、

write

、

ioctl

、

open

等函数，最终都由内核调用

file_operations

的各成员所指向的内核函数完成用户请求。

file_operations

结构体中的

release

成员用于完成用户程序的

close

请求，之所以叫

release

而不叫

close

是因为它不一定真的关闭文件，而是减少引用计数，只有引用计数减到0才关闭文件。对于同一个文件系统上打开的常规文件来说，

read

、

write

等文件操作的步骤和方法应该是一样的，调用的函数应该是相同的，所以图中的三个打开文件的

file

结构体指向同一个

file_operations

结构体。如果打开一个字符设备文件，那么它的

read

、

write

操作肯定和常规文件不一样，不是读写磁盘的数据块而是读写硬件设备，所以

file

结构体应该指向不同的

file_operations

结构体，其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。 每个

file

结构体都有一个指向

dentry

结构体的指针，“dentry”是directory entry（目录项）的缩写。我们传给

open

、

stat

等函数的参数的是一个路径，例如

/home/akaedu/a

，需要根据路径找到文件的inode。为了减少读盘次数，内核缓存了目录的树状结构，称为dentry cache，其中每个节点是一个

dentry

结构体，只要沿着路径各部分的dentry搜索即可，从根目录

/

找到

home

目录，然后找到

akaedu

目录，然后找到文件

a

。dentry cache只保存最近访问过的目录项，如果要找的目录项在cache中没有，就要从磁盘读到内存中。 每个

dentry

结构体都有一个指针指向

inode

结构体。

inode

结构体保存着从磁盘inode读上来的信息。在上图的例子中，有两个dentry，分别表示

/home/akaedu/a

和

/home/akaedu/b

，它们都指向同一个inode，说明这两个文件互为硬链接。

inode

结构体中保存着从磁盘分区的inode读上来信息，例如所有者、文件大小、文件类型和权限位等。每个

inode

结构体都有一个指向

inode_operations

结构体的指针，后者也是一组函数指针指向一些完成文件目录操作的内核函数。和

file_operations

不同，

inode_operations

所指向的不是针对某一个文件进行操作的函数，而是影响文件和目录布局的函数，例如添加删除文件和目录、跟踪符号链接等等，属于同一文件系统的各

inode

结构体可以指向同一个

inode_operations

结构体。

inode

结构体有一个指向

super_block

结构体的指针。

super_block

结构体保存着从磁盘分区的超级块读上来的信息，例如文件系统类型、块大小等。

super_block

结构体的

s_root

成员是一个指向

dentry

的指针，表示这个文件系统的根目录被

mount

到哪里，在上图的例子中这个分区被

mount

到

/home

目录下。

file

、

dentry

、

inode

、

super_block

这几个结构体组成了VFS的核心概念。对于ext2文件系统来说，在磁盘存储布局上也有inode和超级块的概念，所以很容易和VFS中的概念建立对应关系。而另外一些文件系统格式来自非UNIX系统（例如Windows的FAT32、NTFS），可能没有inode或超级块这样的概念，但为了能

mount

到Linux系统，也只好在驱动程序中硬凑一下，在Linux下看FAT32和NTFS分区会发现权限位是错的，所有文件都是

rwxrwxrwx

，因为它们本来就没有inode和权限位的概念，这是硬凑出来的。