文件描述符fd

这里以问答的方式来讨论这个问题：

1. 文件描述符 fd 和文件指针 FILE *的关系？

文件描述符是什么？我们知道每一个进程都有一个自己的PCB(进程控制块)，进程控制块的结构是:

struct task_struct {
     volatile long state;  //说明了该进程是否可以执行,还是可中断等信息
     unsigned long flags;  //Flage 是进程号,在调用fork()时给出
     int sigpending;    //进程上是否有待处理的信号
     mm_segment_t addr_limit; //进程地址空间,区分内核进程与普通进程在内存存放的位置不同
     //0-0xBFFFFFFF for user-thead
     //0-0xFFFFFFFF for kernel-thread
      
      
     //调度标志,表示该进程是否需要重新调度,若非0,则当从内核态返回到用户态,会发生调度
     volatile long need_resched;
     int lock_depth;  //锁深度
     long nice;       //进程的基本时间片
      
      
     //进程的调度策略,有三种,实时进程:SCHED_FIFO,SCHED_RR, 分时进程:SCHED_OTHER
     unsigned long policy;
     struct mm_struct *mm; //进程内存管理信息
     int processor;
      
      
     //若进程不在任何CPU上运行, cpus_runnable 的值是0，否则是1 这个值在运行队列被锁时更新
     unsigned long cpus_runnable, cpus_allowed;
     struct list_head run_list; //指向运行队列的指针
     unsigned long sleep_time;  //进程的睡眠时间
      
      
     //用于将系统中所有的进程连成一个双向循环链表, 其根是init_task
     struct task_struct *next_task, *prev_task;
     struct mm_struct *active_mm;
     struct list_head local_pages;       //指向本地页面      
     unsigned int allocation_order, nr_local_pages;
     struct linux_binfmt *binfmt;  //进程所运行的可执行文件的格式
     int exit_code, exit_signal;
     int pdeath_signal;     //父进程终止是向子进程发送的信号
     unsigned long personality;
      
      
     //Linux可以运行由其他UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序
     int did_exec : 1;
     pid_t pid;    //进程标识符,用来代表一个进程
     pid_t pgrp;   //进程组标识,表示进程所属的进程组
     pid_t tty_old_pgrp;  //进程控制终端所在的组标识
     pid_t session;  //进程的会话标识
     pid_t tgid;
     int leader;     //表示进程是否为会话主管
     struct task_struct *p_opptr, *p_pptr, *p_cptr, *p_ysptr, *p_osptr;
     struct list_head thread_group;   //线程链表
     struct task_struct *pidhash_next; //用于将进程链入HASH表
     struct task_struct **pidhash_pprev;
     wait_queue_head_t wait_chldexit;  //供wait4()使用
     struct completion *vfork_done;  //供vfork() 使用
     unsigned long rt_priority; //实时优先级，用它计算实时进程调度时的weight值
     
     
     //it_real_value，it_real_incr用于REAL定时器，单位为jiffies, 系统根据it_real_value
     //设置定时器的第一个终止时间. 在定时器到期时，向进程发送SIGALRM信号，同时根据
     //it_real_incr重置终止时间，it_prof_value，it_prof_incr用于Profile定时器，单位为jiffies。
     //当进程运行时，不管在何种状态下，每个tick都使it_prof_value值减一，当减到0时，向进程发送
     //信号SIGPROF，并根据it_prof_incr重置时间.
     //it_virt_value，it_virt_value用于Virtual定时器，单位为jiffies。当进程运行时，不管在何种
     //状态下，每个tick都使it_virt_value值减一当减到0时，向进程发送信号SIGVTALRM，根据
     //it_virt_incr重置初值。
     unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;
     unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_value;
     struct timer_list real_timer;   //指向实时定时器的指针
     struct tms times;      //记录进程消耗的时间
     unsigned long start_time;  //进程创建的时间
      
      
     //记录进程在每个CPU上所消耗的用户态时间和核心态时间
     long per_cpu_utime[NR_CPUS], per_cpu_stime[NR_CPUS];
      
     //内存缺页和交换信息:
     //min_flt, maj_flt累计进程的次缺页数（Copy on　Write页和匿名页）和主缺页数（从映射文件或交换
     //设备读入的页面数）； nswap记录进程累计换出的页面数，即写到交换设备上的页面数。
     //cmin_flt, cmaj_flt, cnswap记录本进程为祖先的所有子孙进程的累计次缺页数，主缺页数和换出页面数。
     //在父进程回收终止的子进程时，父进程会将子进程的这些信息累计到自己结构的这些域中
     unsigned long min_flt, maj_flt, nswap, cmin_flt, cmaj_flt, cnswap;
     int swappable : 1; //表示进程的虚拟地址空间是否允许换出
      
      
     //进程认证信息
     //uid,gid为运行该进程的用户的用户标识符和组标识符，通常是进程创建者的uid，gid
     //euid，egid为有效uid,gid
     //fsuid，fsgid为文件系统uid,gid，这两个ID号通常与有效uid,gid相等，在检查对于文件
     //系统的访问权限时使用他们。
     //suid，sgid为备份uid,gid
     uid_t uid, euid, suid, fsuid;
     gid_t gid, egid, sgid, fsgid;
     int ngroups; //记录进程在多少个用户组中
     gid_t groups[NGROUPS]; //记录进程所在的组
      
      
     //进程的权能，分别是有效位集合，继承位集合，允许位集合
     kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted;
     int keep_capabilities : 1;
     struct user_struct *user;
     struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS];  //与进程相关的资源限制信息
     unsigned short used_math;   //是否使用FPU
     char comm[16];   //进程正在运行的可执行文件名
      
      
     //文件系统信息
     int link_count, total_link_count;
     //NULL if no tty 进程所在的控制终端，如果不需要控制终端，则该指针为空
     struct tty_struct *tty;
     unsigned int locks;
      
      
     //进程间通信信息
     struct sem_undo *semundo;  //进程在信号灯上的所有undo操作
     struct sem_queue *semsleeping; //当进程因为信号灯操作而挂起时，他在该队列中记录等待的操作
      
      
     //进程的CPU状态，切换时，要保存到停止进程的task_struct中
     struct thread_struct thread;
      
      
     //文件系统信息
     struct fs_struct *fs;
      
     //打开文件信息
     struct files_struct *files;
      
     //信号处理函数
     spinlock_t sigmask_lock;
     struct signal_struct *sig; //信号处理函数
     sigset_t blocked;  //进程当前要阻塞的信号，每个信号对应一位
     struct sigpending pending;  //进程上是否有待处理的信号
     unsigned long sas_ss_sp;
     size_t sas_ss_size;
     int(*notifier)(void *priv);
     void *notifier_data;
     sigset_t *notifier_mask;
     u32 parent_exec_id;
     u32 self_exec_id;
     spinlock_t alloc_lock;
     void *journal_info;
};

其中task_struct里面保存了指向该进程所有文件表struct files_struct *files的指针，看下files_struct里面哪些东西：

struct files_struct { 
    atomic_t    count;   // 引用计数（共享该file_struct的进程数）
    fd_set      close_on_exec;   // 执行exec时候关闭改文件描述符集合
    fd_set      open_fds;  // 文件描述符的屏蔽集合
    struct      file * fd[NR_OPEN]; // 文件描述符集合
    spinlock_t  file_lock;  // 文件锁
}; 

文件描述符fd就是该进程中具体某个文件信息在文件表file中的索引位置。
那文件指针FILE *是什么呢？文件指针指向进程中一个被称为FILE的结构，它包含一个缓存区和一个文件描述符。通过文件指针访问文件的时候，还是需要通过文件描述符来找到所指向的file结构体。也就是说通过文件句柄访问文件的时候，还是需要通过文件描述符fd去找到文件对应的file。

2. 文件描述 fd 指向的文件表项的具体结构？

struct file * fd[NR_OPEN] 这个数组里面存放的是打开的文件，它是由内核在打开文件的时候创建的。在文件的所有实例都关闭后，内核释放这个数据结构。f_count就是有多少个实例引用了这个文件。

struct  file {
        union {
             struct list_head fu_list;                   //文件对象链表指针linux/include/linux/list.h
             struct rcu_head fu_rcuhead;                 //RCU(Read-Copy Update)是Linux 2.6内核中新的锁机制
        } f_u;
        struct path                        f_path;       //包含dentry和mnt两个成员，用于确定文件路径
        #define f_dentry  f_path.dentry                  //f_path的成员之一，当前文件的dentry结构
        #define f_vfsmnt  f_path.mnt                     //表示当前文件所在文件系统的挂载根目录
        const struct file_operations      *f_op;         //与该文件相关联的操作函数
        atomic_t                          f_count;       //文件的引用计数（有多少进程打开该文件）
        unsigned int                      f_flags;       //对应于open时指定的flag
        mode_t                            f_mode;        //读写模式：open的mod_t mode参数
        off_t                             f_pos;         //该文件在当前进程中的文件偏移量
        struct fown_struct                f_owner;       //该结构的作用是通过信号进行I/O时间通知的数据。
        unsigned int                      f_uid, f_gid;  //文件所有者id，所有者组id
        struct file_ra_state              f_ra;          //在linux/include/linux/fs.h中定义，文件预读相关
        unsigned long                     f_version;     //记录文件的版本号，每次使用后都自动递增。
        #ifdef CONFIG_SECURITY
        void                              *f_security;   //用来描述安全措施或者是记录与安全有关的信息。
        #endif
        /* needed for tty driver, and maybe others */
        void                             *private_data;  //可以用字段指向已分配的数据
        #ifdef CONFIG_EPOLL
        /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */
        struct list_head                  f_ep_links;  文件的事件轮询等待者链表的头，
        spinlock_t                        f_ep_lock;   f_ep_lock是保护f_ep_links链表的自旋锁。
        #endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
        struct address_space              *f_mapping; 文件地址空间的指针
};

3. 文件表项file和底层之间的关系？

聊这个问题需要点文件系统的知识。

4. preforking(预先分配进程)涉及到fd共享问题

服务端并发模型中就有一个模型是：预先生成固定数量的进程，由这些进程去处理客户端的所有网络请求。那就得先fork出一定数量的进程。然后每一个进程都阻塞在accept上等待来自客户端的连接请求。但有一点：在fork出子进程的时候，监听的套接字listenfd已经生成了，且每一进程都共享了这个套接字，即这个文件描述符的引用计数是进程数量。当请求到达的时候每一个进程都会从睡眠中被唤醒，但其实只有一个进程能抢到连接，其他进程又将睡眠。这个问题就是我们常说的"惊群"效应。Linux内核在后来的版本上已经解决这个问题。可以通过查看源码发现：accept4的内核实现上是通过排它锁来解决这个问题的。