存储基础 — 文件描述符 fd 究竟是什么？
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2021-05-29 22:40
前情概要
通过上篇 Go 存储基础 — 文件 IO 的姿势， 我们看到有两种文件读写的方式，一种是系统调用的方式，操作的对象是一个整数 fd，另一种是 Go 标准库自己封装的标准库 IO ，操作对象是 Go 封装的 file 结构体，但其内部还是针对整数 fd 的操作。所以一切的本源是通过 fd 来操作的，那么，这个 fd 究竟是什么？就这个点我们深入剖析。
fd 是什么？
fd 是 File descriptor 的缩写，中文名叫做：文件描述符。文件描述符是一个非负整数，本质上是一个索引值（这句话非常重要）。
什么时候拿到的 fd ？
当打开一个文件时，内核向进程返回一个文件描述符（ open 系统调用得到 ），后续 read、write 这个文件时，则只需要用这个文件描述符来标识该文件，将其作为参数传入 read、write 。
fd 的值范围是什么？
在 POSIX 语义中，0，1，2 这三个 fd 值已经被赋予特殊含义，分别是标准输入（ STDIN_FILENO ），标准输出（ STDOUT_FILENO ），标准错误（ STDERR_FILENO ）。
文件描述符是有一个范围的：0 ～ OPEN_MAX-1 ，最早期的 UNIX 系统中范围很小，现在的主流系统单就这个值来说，变化范围是几乎不受限制的，只受到系统硬件配置和系统管理员配置的约束。
你可以通过 ulimit 命令查看当前系统的配置：
➜ ulimit -n
4864
如上，我系统上进程默认最多打开 4864 文件。
窥探 Linux 内核
fd 究竟是什么？必须去 Linux 内核看一眼。
用户使用系统调用 open 或者 creat 来打开或创建一个文件，用户态得到的结果值就是 fd ，后续的 IO 操作全都是用 fd 来标识这个文件，可想而知内核做的操作并不简单，我们接下来就是要揭开这层面纱。
task_struct
首先，我们知道进程的抽象是基于 struct task_struct 结构体，这是 Linux 里面最复杂的结构体之一 ，成员字段非常多，我们今天不需要详解这个结构体，我稍微简化一下，只提取我们今天需要理解的字段如下：
struct task_struct {
// ...
/* Open file information: */
struct files_struct *files;
// ...
}
files; 这个字段就是今天的主角之一，files 是一个指针，指向一个为 struct files_struct 的结构体。这个结构体就是用来管理该进程打开的所有文件的管理结构。
重点理解一个概念：
struct task_struct 是进程的抽象封装，标识一个进程，在 Linux 里面的进程各种抽象视角，都是这个结构体给到你的。当创建一个进程，其实也就是 new 一个 struct task_struct 出来；
files_struct
好，上面通过进程结构体引出了 struct files_struct 这个结构体。这个结构体管理某进程打开的所有文件的管理结构，这个结构体本身是比较简单的：
/*
* Open file table structure
*/
struct files_struct {
// 读相关字段
atomic_t count;
bool resize_in_progress;
wait_queue_head_t resize_wait;
// 打开的文件管理结构
struct fdtable __rcu *fdt;
struct fdtable fdtab;
// 写相关字段
unsigned int next_fd;
unsigned long close_on_exec_init[1];
unsigned long open_fds_init[1];
unsigned long full_fds_bits_init[1];
struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
};
files_struct 这个结构体我们说是用来管理所有打开的文件的。怎么管理？本质上就是数组管理的方式，所有打开的文件结构都在一个数组里。这可能会让你疑惑，数组在那里？有两个地方：
struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT]是一个静态数组，随着files_struct结构体分配出来的，在 64 位系统上，静态数组大小为 64；struct fdtable也是个数组管理结构，只不过这个是一个动态数组，数组边界是用字段描述的；
思考：为什么会有这种静态 + 动态的方式？
性能和资源的权衡 ！大部分进程只会打开少量的文件，所以静态数组就够了，这样就不用另外分配内存。如果超过了静态数组的阈值，那么就动态扩展。
可以回忆下，这个是不是跟 inode 的直接索引，一级索引的优化思路类似。
fdtable
简单介绍下 fdtable 结构体，这个结构体就是封装用来管理 fd 的结构体，fd 的秘密就在这个里面。简化结构体如下：
struct fdtable {
unsigned int max_fds;
struct file __rcu **fd; /* current fd array */
};
注意到 fdtable.fd 这个字段是一个二级指针，什么意思？
就是指向 fdtable.fd 是一个指针字段，指向的内存地址还是存储指针的（元素指针类型为 struct file * ）。换句话说，fdtable.fd 指向一个数组，数组元素为指针（指针类型为 struct file *）。
其中 max_fds 指明数组边界。
files_struct 小结
file_struct 本质上是用来管理所有打开的文件的，内部的核心是由一个静态数组和动态数组管理结构实现。
还记得上面我们说文件描述符 fd 本质上就是索引吗？这里就把概念接上了，fd 就是这个数组的索引，也就是数组的槽位编号而已。 通过非负数 fd 就能拿到对应的 struct file 结构体的地址。
我们把概念串起来（注意，这里为了突出 fd 的本质,把 fdtable 管理简化掉）：
fd真的就是files这个字段指向的指针数组的索引而已（仅此而已）。通过fd能够找到对应文件的struct file结构体；
file
现在我们知道了 fd 本质是数组索引，数组元素是 struct file 结构体的指针。那么这里就引出了一个 struct file 的结构体。这个结构体又是用来干什么的呢？
这个结构体是用来表征进程打开的文件的。简化结构如下：
struct file {
// ...
struct path f_path;
struct inode *f_inode;
const struct file_operations *f_op;
atomic_long_t f_count;
unsigned int f_flags;
fmode_t f_mode;
struct mutex f_pos_lock;
loff_t f_pos;
struct fown_struct f_owner;
// ...
}
这个结构体非常重要，它标识一个进程打开的文件，下面解释 IO 相关的几个最重要的字段：
f_path：标识文件名f_inode：非常重要的一个字段，inode这个是 vfs 的inode类型，是基于具体文件系统之上的抽象封装；f_pos：这个字段非常重要，偏移，对，就是当前文件偏移。还记得上一篇 IO 基础里也提过偏移对吧，指的就是这个，f_pos在open的时候会设置成默认值，seek的时候可以更改，从而影响到write/read的位置；
思考问题
思考问题一：files_struct 结构体只会属于一个进程，那么struct file 这个结构体呢，是只会属于某一个进程？还是可能被多个进程共享？
划重点：struct file 是属于系统级别的结构，换句话说是可以共享与多个不同的进程。
思考问题二：什么时候会出现多个进程的 fd 指向同一个 file 结构体？
比如 fork 的时候，父进程打开了文件，后面 fork 出一个子进程。这种情况就会出现共享 file 的场景。如图：
思考问题三：在同一个进程中，多个 fd 可能指向同一个 file 结构吗？
可以。dup 函数就是做这个的。
#include <unistd.h>
int dup(int oldfd);
int dup2(int oldfd, int newfd);
inode
我们看到 struct file 结构体里面有一个 inode 的指针，也就自然引出了 inode 的概念。这个指向的 inode 并没有直接指向具体文件系统的 inode ，而是操作系统抽象出来的一层虚拟文件系统，叫做 VFS （ Virtual File System ），然后在 VFS 之下才是真正的文件系统，比如 ext4 之类的。
完整架构图如下：
思考：为什么会有这一层封装呢？
其实很容里理解，就是解耦。如果让 struct file 直接和 struct ext4_inode 这样的文件系统对接，那么会导致 struct file 的处理逻辑非常复杂，因为每对接一个具体的文件系统，就要考虑一种实现。所以操作系统必须把底下文件系统屏蔽掉，对外提供统一的 inode 概念，对下定义好接口进行回调注册。这样让 inode 的概念得以统一，Unix 一切皆文件的基础就来源于此。
再来看一样 VFS 的 inode 的结构：
struct inode {
// 文件相关的基本信息（权限，模式，uid，gid等）
umode_t i_mode;
unsigned short i_opflags;
kuid_t i_uid;
kgid_t i_gid;
unsigned int i_flags;
// 回调函数
const struct inode_operations *i_op;
struct super_block *i_sb;
struct address_space *i_mapping;
// 文件大小，atime，ctime，mtime等
loff_t i_size;
struct timespec64 i_atime;
struct timespec64 i_mtime;
struct timespec64 i_ctime;
// 回调函数
const struct file_operations *i_fop;
struct address_space i_data;
// 指向后端具体文件系统的特殊数据
void *i_private; /* fs or device private pointer */
};
其中包括了一些基本的文件信息，包括 uid，gid，大小，模式，类型，时间等等。
一个 vfs 和 后端具体文件系统的纽带：i_private 字段。**用来传递一些具体文件系统使用的数据结构。
至于 i_op 回调函数在构造 inode 的时候，就注册成了后端的文件系统函数，比如 ext4 等等。
思考问题：通用的 VFS 层，定义了所有文件系统通用的 inode，叫做 vfs inode，而后端文件系统也有自身特殊的 inode 格式，该格式是在 vfs inode 之上进行扩展的，怎么通过 vfs inode 怎么得到具体文件系统的 inode 呢？
下面以 ext4 文件系统举例（因为所有的文件系统套路一样），ext4 的 inode 类型是 struct ext4_inode_info 。
划重点：方法其实很简单，这个是属于 c 语言一种常见的（也是特有）编程手法：强转类型。vfs inode 出生就和 ext4_inode_info 结构体分配在一起的，直接通过 vfs inode 结构体的地址强转类型就能得到 ext4_inode_info 结构体。
struct ext4_inode_info {
// ext4 inode 特色字段
// ...
// 重要！！！
struct inode vfs_inode;
};
举个例子，现已知 inode 地址和 vfs_inode 字段的内偏移如下：
inode 的地址为 0xa89be0； ext4_inode_info里有个内嵌字段 vfs_inode，类型为struct inode，该字段在结构体内偏移为 64 字节；
则可以得到：
ext4_inode_info 的地址为
(struct ext4_inode_info *)(0xa89be0 - 64)
强转方法使用了一个叫做 container_of 的宏，如下：
// 强转函数
static inline struct ext4_inode_info *EXT4_I(struct inode *inode)
{
return container_of(inode, struct ext4_inode_info, vfs_inode);
}
// 强转实际封装
#define container_of(ptr, type, member) \
(type *)((char *)(ptr) - (char *) &((type *)0)->member)
#endif
所以，你懂了吗？
分配 inode 的时候，其实分配的是 ext4_inode_info 结构体，包含了 vfs inode，然后对外给出去 vfs_inode 字段的地址即可。VFS 层拿 inode 的地址使用，底下文件系统强转类型后，取外层的 inode 地址使用。
举个 ext4 文件系统的例子：
static struct inode *ext4_alloc_inode(struct super_block *sb)
{
struct ext4_inode_info *ei;
// 内存分配，分配 ext4_inode_info 的地址
ei = kmem_cache_alloc(ext4_inode_cachep, GFP_NOFS);
// ext4_inode_info 结构体初始化
// 返回 vfs_inode 字段的地址
return &ei->vfs_inode;
}
vfs 拿到的就是这个 inode 地址。
划重点：inode 的内存由后端文件系统分配，vfs inode 结构体内嵌在不同的文件系统的 inode 之中。不同的层次用不同的地址，ext4 文件系统用 ext4_inode_info 的结构体的地址，vfs 层用 ext4_inode_info.vfs_inode 字段的地址。
这种用法在 C 语言编程中很常见，算是 C 的特色了（仔细想想，这种用法和面向对象的多态的实现异曲同工）。
思考问题：怎么理解 vfs inode 和 ext2_inode_info，ext4_inode_info 等结构体的区别？
所有文件系统共性的东西抽象到 vfs inode ，不同文件系统差异的东西放在各自的 inode 结构体中。
小结梳理
当用户打开一个文件，用户只得到了一个 fd 句柄，但内核做了很多事情，梳理下来，我们得到几个关键的数据结构，这几个数据结构是有层次递进关系的，我们简单梳理下：
进程结构
task_struct：表征进程实体，每一个进程都和一个task_struct结构体对应，其中task_struct.files指向一个管理打开文件的结构体fiels_struct；文件表项管理结构
files_struct：用于管理进程打开的 open 文件列表，内部以数组的方式实现（静态数组和动态数组结合）。返回给用户的fd就是这个数组的编号索引而已，索引元素为file结构；files_struct只从属于某进程；文件
file结构：表征一个打开的文件，内部包含关键的字段有：当前文件偏移，inode 结构地址；该结构虽然由进程触发创建，但是 file结构可以在进程间共享；vfs
inode结构体：文件file结构指向 的是 vfs 的inode，这个是操作系统抽象出来的一层，用于屏蔽后端各种各样的文件系统的inode差异；inode 这个具体进程无关，是文件系统级别的资源； ext4
inode结构体（指代具体文件系统 inode ）：后端文件系统的inode结构，不同文件系统自定义的结构体，ext2 有ext2_inode_info，ext4 有ext4_inode_info，minix 有minix_inode_info，这些结构里都是内嵌了一个 vfsinode结构体，原理相同；
完整的架构图：
思考实验
现在我们已经彻底了解 fd 这个所谓的非负整数代表的深层含义了，我们可以准备一些 IO 的思考举一反三。
文件读写（ IO ）的时候会发生什么？
在完成 write 操作后，在文件 file中的当前文件偏移量会增加所写入的字节数，如果这导致当前文件偏移量超处了当前文件长度，则会把 inode 的当前长度设置为当前文件偏移量（也就是文件变长）O_APPEND标志打开一个文件，则相应的标识会被设置到文件file状态的标识中，每次对这种具有追加写标识的文件执行write操作的时候，file的当前文件偏移量首先会被设置成inode结构体中的文件长度，这就使得每次写入的数据都追加到文件的当前尾端处（该操作对用户态提供原子语义）；若一个文件 seek定位到文件当前的尾端，则file中的当前文件偏移量设置成inode的当前文件长度；seek函数值修改file中的当前文件偏移量，不进行任何I/O操作；每个进程对有它自己的 file，其中包含了当前文件偏移，当多个进程写同一个文件的时候，由于一个文件 IO 最终只会是落到全局的一个inode上，这种并发场景则可能产生用户不可预期的结果；
总结
回到初心，理解 fd 的概念有什么用？
一切 IO 的行为到系统层面都是以 fd 的形式进行。无论是 C/C++，Go，Python，JAVA 都是一样，任何语言都是一样，这才是最本源的东西，理解了 fd 关联的一系列结构，你才能对 IO 游刃有余。
简要的总结：
从姿势上来讲，用户 open文件得到一个非负数句柄fd，之后针对该文件的 IO 操作都是基于这个fd；文件描述符 fd本质上来讲就是数组索引，fd等于 5 ，那对应数组的第 5 个元素而已，该数组是进程打开的所有文件的数组，数组元素类型为struct file；结构体 task_struct对应一个抽象的进程，files_struct是这个进程管理该进程打开的文件数组管理器。fd则对应了这个数组的编号，每一个打开的文件用file结构体表示，内含当前偏移等信息；file结构体可以为进程间共享，属于系统级资源，同一个文件可能对应多个file结构体，file内部有个inode指针，指向文件系统的inode；inode是文件系统级别的概念，只由文件系统管理维护，不因进程改变（file是进程出发创建的，进程open同一个文件会导致多个file，指向同一个inode）；
~完～
后记
内核把最复杂的活干了，只暴露给您最简单的一个非负整数 fd 。所以，绝大部分场景会用fd 就行，倒不用想太多。当然如果能再深入看一眼知其所以然是最好不过。本文分享是基础准备篇，希望能给你带来不一样的 IO 视角。
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