文件操作符

所有的文件操做表现上都是进程执行对应的函数。就是进程对文件的操作，要操作文件需要先打开文件，就是将文件相关的属性信息加载到内存。

OS系统中会存在大量的进程，进程可以打开多个文件=1:n.系统中更多的存在打开的文件，那么OS管理起来，先描述在组织。用strcut file{}包含各种属性。

C语言层面上的：fopen() fputs() fgets();

w:是清空原来文件重写，a:这个写入方式是 append 追加fscanf 等。

C程序默认会打开三个输入输出流 stdin stdout stderr，FILE* stdin:键盘。stdout:显示器。stderr:显示器

输出重定向，本质是只把stdout的内容重定向到文件中。所以上面两个显示器是不一样的。

C++中cin cout cerr，fputs向一般文件或者硬件设备都能写入，一般文件都在磁盘上也是硬件，一切皆文件。
最终都是访问硬件，OS是硬件的管理者，所有的语言上的对文件的操作都必须贯穿OS。
操作系统不相信任何人，访问操作系统是需要通过系统调用接口的
几乎所有的语言fopen fclose fread fwrite fgets fputs fgetc等底层一定需要使用os 提供的系统接口调用！！

所以要学习文件的系统调用接口：

系统调用接口

• int open(文件名，打开方式，设立文件权限信息);
  

  int flags，传递标志位，int 32bit ,一个bit 代表一个标志。

• int close();

• 返回的int是文件描述符

所有的文件操作，表现上是进程执行对应的函数，进程对文件的操作。
要操作文件必须先打开文件！本质就是将文件相关的属性信息加载到内存。
系统中是不是存在大量的进程，代表着进程可以打开多个文件，进程：文件=1：n.
系统当中存在更多的，打开的文件，那么OS要把打开的文件（内存中的）管理起来

• 如何管理打开的文件呢？先描述再组织。

  C语言中的struct{//包含了打开文件的相关属性//链接属性}
  未打开的文件就在磁盘上由文件管理器管理。

文件接口的简单实用

实验一：打开文件写入信息

int fd = fopen(“./log.txt”,O_CREAT | 0_WRNOLY,0644)

当前路径下的log.txt文件如果没有就创建一个，只写的方式
设置权限是0644

ssize_t write(int fd,const void * buf,size_t count)
写入字符串时你不需要写入\0，作为字符串结束只是C语言的规定，文件更注重的是内容。

实验二：read接口读取文件

文件中并不需要C/C++中的/0作为分隔符，所以我们写入的时候并不加。在读取的时候读少一个位置，那个位置因为我们读取出来多行字符是将他作为字符串来看待，所以需要手动的添加结尾/0用的。

返回值和fd

• 当我一次打开多个文件时，返回的返回值是什么值。

• 原因：

  当我们的程序运行起来时，变成进程之后，默认情况下OS会帮助我们打开三个标标准输入输出：
  0 标准输入，键盘。1 标准输出，显示器。2 标准输出，显示器。
  而open的返回值是OS给的。

  联想到数组下标

  进程：文件 =1：n; OS有很多进程对应更多的文件被打开，OS应该对文件进行管理。

  • 如果一个文件没被打开，那么这个文件在磁盘上。进程也是一个可执行文件，没被打开也在磁盘上。
  • 创建空文件占不占磁盘空间？空文件没有内容但是有属性，也是数据，所以占空间。

  所以，磁盘文件=文件内容+文件属性。之前的文件操作可分为：对于文件内容操作(fclosefopenread),对于文件属性操作(更改属性，重命名)

OS怎么管理文件呢？先描述再组织。

设计结构体struct file{
文件的相关的属性信息
}

• 双链表的形式将文件结构体相连，哪些是某个进程的呢？

  所以添加了一个容纳数组的结构
  struct file_struct{} ，他当中有一个指针数组
  struct file* fd_array[]; 数组元素就是指向各个文件结构体的指针，fd就是指针在数组中的下标。这个数组的前三位下标为012的三个位置，储存的是默认打开的三个文件 标准输入 标准输出 标注错误
  所以，其他我们新创建的文件的文件描述符都是从下标3开始记录储存的。
  而某一个进程PCB中有一个指向这个结构的指针struct file_struct* fs;指向容纳这个数组的结构。
  所以在进程操作文件的过程，比如write read 等系统调用接口都需要传fd
  就是通过这个结构体指针找到指针数组，通过我们传的文件描述符fd，找到对应下标下的
  文件结构体指针，通过文件指针在很多的文件结构体中找到相应的文件结构体，然后在对文件进行读写等操作。
  小结：fd本质是内核中是进程和文件关联的数组的下标。

一切皆文件

内存和外设进行打交道的时候涉及到IO，外设都具有读写属性。键盘写入是什么意思？具备IO，键盘可以不实现某些功能。外设不同，在底层的实现上一定是不一样的。
各种硬件的读写方法等全部都是在驱动层完成的，帮助我们实现对于各种硬件程序的读写。
所以大家的读写方法是完全不一样的。

• 那如何做到一切皆文件的呢？

文件虚拟层，VFS(virtual file system) ，刚才的struct file就是一个例子。
每一个硬件或者文件要被打开，OS都会为其生成一个类似struct file{}的文件先进行描述，用双向链表来组织。

• C++多态？父类提供一个函数接口，子类继承接口并且进行相应的函数实现。父类只需要有一个指针指向某一个子就可以实现对于子类的调用。（用动物吃的功能帮助理解）
• C语言上如何实现上述方法？可以在每一个struct file中包含很多函数对应的指针

那么在上层看这一层的文件时，底层的键盘的响应方法在这一层都有函数指针呼应。
那我要写，我就直接调用这个接口指针指向的方法就行，不用管你是什么文件，底层是啥样的也不关心。
上层只需要直到调用键盘的读接口，就能实现键盘的输入就行了，怎么写的不用关心。

所以在VFS往上看，就实现了一切皆文件。

如果基类是动物，所有的子类都继承并实现动物的函数接口，完成调用，那就可以看做是一切皆动物。多态就可以看作是一切皆的高级版本。
用户要实现某种读写方法，由文件描述符表，找到对应下标下的文件描述结构体的方法，方法接口再找到对应的子类的函数实现，函数再来实现对于外设或者文件的读写等操作。

• file operation文件操作结构体中就有一个函数表，包含read，write等函数类似于基类虚函数表。

VFS中会包含每一个描述打开文件的结构体file_struct{}，里面包含很多的函数指针，在上一层看待就是一切皆文件。

012的操作

默认的012也是可以直接读写的。write可以直接向12直接进行写入，有什么区别？

• 验证read可以直接0读写呢？

文件描述符的分配规则：

给新文件的fd是数组中最小的没有被使用的fd。close(0)close(2)之后，新打开的文件fd就是0或者2.
但是close(1)关闭标准输出时，本来应该显示到显示器中，但是却被显示到你打开的文件内部,就叫做输出重定向。

原因：printf打印是stdout进行打印，stdout是FILE*类型。

FILE是C语言层面上的结构体

struct FILE{
	//一定包含了一个整数，是在对应的系统层面的，这个文件的打开对应的fd(1)。
}

printf是向stdout中写，这个stdout中包含数字1，就是照着这个fd(1)指向的文件使劲打印，只认fd1，语言层只认识012，这样就给重定向提供了操作空间，所以刚才还指向显示器标准输出，后来close(1)关闭了显示器文件又更改为新创建的文件log.txt时，就改变了输出的方向，改为写入到log.txt文件中。这就是

输出重定向的原理。

printf fprintf cin --都是语言层。调用系统调用，open write fd 都是系统层面。所有的语言，进行文件操作时，都需要系统层面的fd，这样语言和系统就产生了关系。

命令行形式输入echo"hello world">log.txt ，就是一条输出重定向语句。

追加重定向是怎么实现的呢？

C语言中的append，a 选项，在尾部进行写入O_APPEND。

输入重定向：

把fd=0的标准输入文件替换成我们新的文件，将新的文件里面的内容进行写入。采用fgets()按行读取文件内容。

验证FILE的结构体中，有一个fileno

是不是非得关闭之后才能重定向呢？不是，用dup2()

• 输出显示器->1，如何在已经打开的情况下再完成输出重定向？

int dup2(int oldfd,int newfd);fd 1 数组内容全部变成oldfd，将oldfd赋值给newold。将3里面的内容覆盖到1里面。本来应该显示到显示器的内容写入到新的3号文件中。让newfd是oldfd的一份拷贝，两个都变成了oldfd。想让1指向原来3指向的文件。

dup2()是在系统层面上将fd转换，三种语言层面的写入根本不关心系统，只认文件描述符表中的1.

dup2()完成输入重定向

执行exec*程序替换时，会不会影响曾经打开的所有文件？

内核数据结构替换的时候只会替换代码和数据。
命令行式重定向：重定向符号时就会发生输出重定向，将子进程fd拷贝给1，然后再程序替换。

fork()创建子进程时，内核层面的东西都重新生成一份给子进程，都是一样的，也会给他创建新的file_struct{},拷贝父进程的，实现两份完全一样的文件描述符表。
但是打开的文件，文件不会拷贝，还是原来的那些文件 ，会出现父进程子进程可能指向一个文件。
那么，父进程如果曾经打开了标准输入等呢？子进程也会继承下去！！！

• 为什么所有的进程都会默认打开012呢？

  因为所有进程的父进程是bash,他是命令行啊！bash打开，必然导致012的打开让你输入输出错误，
  子进程全部继承父进程，所以也会默认打开012。

• 引用计数，数一共多少个进程。因为一个文件可以被多个进程打开，引入了C++中的引用计数。

缓冲区

重定向会将fd=1的打印到文件中，fd=2的标准错误还是会打印到显示器上。

./redir 2>&1 就可以将标准错误也打印到文件当中。
& 是将1的数据进行写入的功能，就是将已经重定向的1里面的重定向的新的文件描述符拷贝到2里面，然后2就跟着1也指向到新文件当中了。

最后是否添加close(1)的区别：

因为C语言也提供了缓冲区。如果将文件close(1)之后，就无法完后续打印到显示器和重定向的功能。

我们知道，printf就是向stdout中打印，stdout是FILE*类型，指向一个struct 结构体，结果就是将内容写到C语言提供的用户缓冲区中，定期刷新到OS缓冲区，然后再刷新到磁盘。struct结构体，这个结构体里面一方面封装了一个fd，文件描述符，另一方面与维护了C缓冲区相关的内容。而我们将字符串等在语言层面的操作到文件，都是暂时储存到了这个FILE结构体内的缓冲区里面。

遇到/n等操作时，或者进程退出的时候，会刷新FILE里面的数据到OS缓冲区。

用户到OS的刷新策略：

1. 立即刷新（不缓冲）
2. 行刷新，比如显示器打印就是\n这种行刷新
3. 全缓冲，缓冲区满了才刷新，比如我们往磁盘文件中写入。然后OS->硬件上也是同样使用的。

解决重定向有区别的问题：

显示器 ->log.txt重定向时，本来是行缓冲，现在变成了全缓冲。

• 就是为什么调用close(1)，重定向的时候并没有打印到文件当中

从显示器重定向到文件，刷新方式从行缓冲到全缓冲，
如果在最开始并没有close(1)，进程在结束的时候，会自动根据fd将用户层面的缓冲区刷新到文件中，就会看到内容在文件中。
但是如果先close(1)，新打开的文件被分配到的fd=1，重定向，触发全缓冲。在进程结束之前，再写上**close(fd)**就将文件等操作关闭了，在进程结束的时候就没有了fd来帮助将用户的缓冲区内容刷新到OS文件中，仍然停止在用户缓冲区。所以就在文件中不可见。
如果在调用close(fd)时，在关闭之前强制刷新一下，fflush(stdout)就将依据还存在的fd，将用户缓冲区内容刷新到OS缓冲区，这样文件中就可见了。

再来：write&&printf

未加close(1);不构成重定向在进程结束时会将1的用户缓冲区数据全部刷新到OS的缓冲区。
加上close(1);之后，构成重定向，只在文件中有局部内容（比如第一句话）是因为write()是系统调用接口，跳过用户缓冲区直接到OS中文件的系统缓冲区。而C语言提供的接口printf，fprintf()中的内容保存在用户缓冲区，重定向之后，从行缓冲到全缓冲，因为还未达到全缓冲的条件，所以还未送到OS中的文件缓冲区，所以文件中没有。

C语言的接口是打印到stdout,对应的是FILE 类型的结构体，结构体里面有fd ,和用户缓冲区buffer
后续根据fd 将缓冲区里面的东西根据fd刷新涉及到刷新策略，文件类型决定到系统文件缓冲区。

问题三：刷新策略改变之下的写时拷贝导致的C缓冲区打印两次

C语言提供的接口重复出现，系统接口并不受影响。

如果没有发生重定向，都是行缓冲， 并且每条语句都有\n刷新，正常可见。

C将内容写到用户层缓冲区，在发生重定向时，行缓冲变为全缓冲使得数据暂时在C缓冲区。

然后fork()，这些内容属于父进程，但是子进程也会进行写时拷贝将代码数据什么的自己也有一份
然后等进程退出时，C缓冲区强制刷新到OS缓冲区，两个进程都需要刷新到缓冲区，从而达到写入到文件中两次的效果。
所以fork()还是可能影响上文代码效果。提前刷新缓冲区就行了fflush(stdout)。重定向时写实拷贝，但是缓冲区中没数据，就不会打印两次。

write系统调用接口是没有缓冲区的。

• 总结：stdout,cin cout iostream fstream CC++流的类（流也是类）里面都是包含缓冲区的。std::endl;的作用就C++中类似\n的作用，就是刷新缓冲区。