文件抽象

程序需要用统一方式处理磁盘文件、终端、设备、pipe、socket 等 I/O 对象。Unix/POSIX 的选择是把它们尽量放进同一套 open/read/write/close 风格里，也就是常说的 “everything is a file”。

POSIX 文件可以先理解为“文件系统中用名字引用的一组字节序列”。字节本身没有结构，文本、二进制、序列化对象的含义由应用解释。文件元数据记录大小、修改时间、权限等描述信息。目录则组织名字空间，把名字映射到文件或子目录。

每个进程有 current working directory。绝对路径从根开始，不依赖 CWD；相对路径依赖当前工作目录。chdir 改变的是进程后续解析相对路径的上下文。

“万物皆文件”强调统一接口，不代表所有对象语义完全相同。普通文件通常支持 seek，socket 和 pipe 是顺序流；终端、设备、网络连接的阻塞、flush、错误和控制语义也不同。ioctl 这类接口的存在，正说明有些设备专用控制不适合塞进标准 read/write。

I/O 分层

从应用到硬件，I/O 大致分为五层：

系统调用比普通函数调用贵，因为它要跨越用户态和内核态。因此标准库会在用户态做缓冲，把许多小读写合并成较少的大系统调用，也提供内核不愿内建的高级功能，例如按行读取和格式化文本。

内核低层接口小而稳定，便于统一各种对象；标准库高层接口好用，但隐藏了 buffer 与 flush 时机。系统程序员要知道两层各自维护什么状态，尤其不能把 FILE * 当作“文件本身”。

I/O 接口

High-level API

fopen 返回的 FILE * 是 C 标准库维护的 stream 对象。它通常至少包含底层 fd、用户态 buffer、以及多线程访问时需要的 lock。常见接口包括：

1
2
3
4

FILE *fp = fopen(filename, "r");
size_t n = fread(buf, sizeof(char), BUFFER_SIZE, fp);
fwrite(buf, sizeof(char), n, out);
fclose(fp);

fread 和 fwrite 的返回值是元素个数，不是总字节数。fgetc 的返回值应接到 int，因为它要同时表达字符和 EOF。fgets(buf, n, fp) 最多读 n - 1 个字符，并自动补 \0。

下面的程序里，x 不一定变成 'b'：

1
2
3
4
5
6

char x = 'c';
FILE *f1 = fopen("file.txt", "w");
fwrite("b", sizeof(char), 1, f1);

FILE *f2 = fopen("file.txt", "r");
fread(&x, sizeof(char), 1, f2);

原因是 fwrite 可能只写进了 f1 的用户态 buffer，还没有 flush 到底层 fd。若在读取前加 fflush(f1) 或关闭 f1，后续读者才更明确地看到写入结果。

高层 API 适合普通文件处理、格式化文本、按行读取和可移植代码。代价是精确控制弱，必须理解 flush、预读和 stream position。w/w+ 会截断文件，a/a+ 的写入总追加到末尾，这类模式语义在阅读代码时很容易影响结果。

FILE * 和 fd 的差别不只是接口名字：前者是用户态库对象，会带 buffer；后者是内核对象表的下标，更靠近 system call。混用两层 API 时，要先想清楚数据可能停在哪一层 buffer 里。

Low-level API

低层接口以 fd 为中心：

 1
 2
 3
 4
 5
 6
 7
 8
 9
10
11

int fd = open("input.txt", O_RDONLY);
if (fd < 0) {
    perror("open");
}

char buf[1000];
ssize_t rd = read(fd, buf, sizeof(buf));
if (rd > 0) {
    write(STDOUT_FILENO, buf, rd);
}
close(fd);

进程启动时通常已有 fd 0、1、2，分别对应 standard input、standard output、standard error。open 成功时返回当前进程最小的未使用 fd。read 返回实际读到的字节数，0 表示 EOF，-1 表示错误；write 也可能短写，健壮代码要循环处理。

低层 fd 适合需要精确控制 offset、阻塞、pipe/socket、non-blocking I/O、fork/exec/dup、重定向等场景。它更繁琐，但更接近 OS 真正维护的状态。

常见 flags 包括 O_RDONLY、O_WRONLY、O_RDWR、O_CREAT、O_TRUNC、O_APPEND、O_EXCL。O_CREAT 创建文件时需要第三个 mode 参数；creat(filename, mode) 可理解为 open(filename, O_CREAT | O_WRONLY | O_TRUNC, mode) 的简化形式。

内核文件状态

fd 表

open(path, flags) 不只是返回一个整数。内核还会创建 open file description，里面记录当前打开实例的状态，其中最重要的是两个字段：

• 文件数据在哪里：例如 inode 或设备对象。
• 当前读写位置：也就是 file offset。

进程 fd 表把 fd 整数映射到 open file description。read、write 会按成功传输的字节数推进 offset；lseek 直接修改 offset；close 删除当前进程 fd 表项，并减少底层对象引用计数。

dup 和 dup2 复制的是 fd 表引用，而不是新建打开实例：

1
2
3
4
5
6

int fd = open("foo.txt", O_RDONLY);  // 假设返回 3
read(fd, buf, 100);                  // offset = 100

int fd2 = dup(fd);                   // 假设返回 4
read(fd2, buf, 100);                 // offset 从 100 到 200
read(fd, buf, 100);                  // offset 从 200 到 300

fd 和 fd2 指向同一个 open file description，所以共享 offset。dup2(oldfd, newfd) 则把 newfd 改成指向 oldfd 的同一 open file description；若 newfd 已打开，会先关闭它。

这种别名机制正是 shell 重定向的基础：

1
2
3
4

int fd = open("out.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC, S_IRUSR | S_IWUSR);
dup2(fd, STDOUT_FILENO);
close(fd);
printf("hello\n");

printf 仍写 stdout，但 stdout 底层 fd 1 已经指向 out.txt。

fork 与 offset

fork() 后 child 得到父进程 fd 表的副本，但表项通常指向同一批 open file description。因此父子进程可能共享 offset。若 fork 前 fd 的 offset 是 100，父子各读 100 字节，谁先读由调度决定；但它们不会都从 100 开始读，第二个读者会看到已经推进后的 offset。

close(fd) 只删除当前进程的 fd 表项，不会关闭另一个进程里的 fd。底层 open file description 要等最后一个引用关闭后才释放。

共享 open file description 很有用：父子进程可以共享 terminal、pipe、socket 或同一个文件打开实例。但在多线程进程中随意 fork 很危险，因为 child 只保留调用 fork 的那个线程；其他线程如果正持有锁或修改共享结构，会让 child 处在不一致状态。常见原则是：多线程进程里 fork 后尽快 exec。

高低层 I/O 混用也要谨慎：

1
2
3
4
5
6
7
8

char x[10];
char y[10];

FILE *f = fopen("foo.txt", "rb");
int fd = fileno(f);

fread(x, 10, 1, f);
read(fd, y, 10);

直觉可能以为 read(fd, y, 10) 会接着读第 10 到 19 字节，但 fread 可能已经预读更多数据到 FILE 的用户态 buffer，底层 fd offset 已经被推进很远。除非非常清楚同步策略，否则避免混用 FILE * 和 fd；若必须混用，要显式处理 fflush、fseek、fdopen、fileno 等状态同步。