操作系统之文件描述符FD与Inode

一、文件描述符

1.1 概念

Linux 系统中，把一切都看做是文件，当进程打开现有文件或创建新文件时，内核向进程返回一个文件描述符，文件描述符就是内核为了高效管理已被打开的文件所创建的索引，用来指向被打开的文件，所有执行I/O操作的系统调用都会通过文件描述符。

1.2 文件描述符与文件、进程的关系

我们可以通过linux的几个基本的I/O操作函数来理解什么是文件操作符。

fd = open(pathname, flags, mode)
// 返回了该文件的fd
rlen = read(fd, buf, count)
// IO操作均需要传入该文件的fd值
wlen = write(fd, buf, count)
status = close(fd)

每当进程用open（）函数打开一个文件，内核便会返回该文件的文件操作符（一个非负的整形值），此后所有对该文件的操作，都会以返回的fd文件操作符为参数。

文件描述符可以理解为进程文件描述表这个表的索引，或者把文件描述表看做一个数组的话，文件描述符可以看做是数组的下标。当需要进行I/O操作的时候，会传入fd作为参数，先从进程文件描述符表查找该fd对应的那个条目，取出对应的那个已经打开的文件的句柄，根据文件句柄指向，去系统fd表中查找到该文件指向的inode，从而定位到该文件的真正位置，从而进行I/O操作。

每个文件描述符会与一个打开的文件相对应
不同的文件描述符也可能指向同一个文件
相同的文件可以被不同的进程打开，也可以在同一个进程被多次打开

1.3文件描述符相关表

进程级的文件描述符表
系统级的文件描述符表
文件系统的i-node表

1.3.1 进程级的文件描述符表

linux内核会为每一个进程创建一个task_truct结构体来维护进程信息，称之为进程描述符，该结构体中指针,指向一个名称为file_struct的结构体，该结构体即进程级别的文件描述表。

它的每一个条目记录的是单个文件描述符的相关信息:

文件描述符控制标志，内核仅定义了一个，即close-on-exec
所打开的文件句柄的引用

1.3.2 系统级的文件描述符表

内核对系统中所有打开的文件维护了一个描述符表，也被称之为【打开文件表】，表格中的每一项被称之为【打开文件句柄】，一个【打开文件句柄】描述了一个打开文件的全部信息。
主要包括：

当前文件偏移量（调用read()和write()时更新，或使用lseek()直接修改）
打开文件时所使用的状态标识（即，open()的flags参数）
文件访问模式（如调用open()时所设置的只读模式、只写模式或读写模式）
与信号驱动相关的设置
对该文件i-node对象的引用文件类型（例如：常规文件、套接字或FIFO）和访问权限
一个指针，指向该文件所持有的锁列表
文件的各种属性，包括文件大小以及与不同类型操作相关的时间戳

1.3.3 文件系统的i-node表

每个文件系统会为存储于其上的所有文件(包括目录)维护一个i-node表，单个i-node包含以下信息：

文件类型(file type)，可以是常规文件、目录、套接字或FIFO
访问权限
文件锁列表(file locks)
文件大小
........

i-node存储在磁盘设备上，内核在内存中维护了一个副本，这里的i-node表为后者。副本除了原有信息，还包括：引用计数(从打开文件描述体)、所在设备号以及一些临时属性，例如文件锁。

关系图

在进程A中，文件描述符1和30都指向了同一个打开的文件句柄（标号23）。这可能是通过调用dup()、dup2()、fcntl()或者对同一个文件多次调用了open()函数而形成的。

进程A的文件描述符2和进程B的文件描述符2都指向了同一个打开的文件句柄（标号73）。这种情形可能是在调用fork()后出现的（即，进程A、B是父子进程关系），或者当某进程通过UNIX域套接字将一个打开的文件描述符传递给另一个进程时，也会发生。再者是不同的进程独自去调用open函数打开了同一个文件，此时进程内部的描述符正好分配到与其他进程打开该文件的描述符一样。

此外，进程A的描述符0和进程B的描述符3分别指向不同的打开文件句柄，但这些句柄均指向i-node表的相同条目（1976），换言之，指向同一个文件。发生这种情况是因为每个进程各自对同一个文件发起了open()调用。同一个进程两次打开同一个文件，也会发生类似情况。

二、i-node

2.1 i-node是什么

理解inode，要从文件储存说起。

文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做”扇区”（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。

操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区地读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个”块”（block）。这种由多个扇区组成的”块”，是文件存取的最小单位。”块”的大小，最常见的是4KB，即连续八个 sector组成一个 block。

文件数据都储存在”块”中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为”索引节点”。每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。

2.2 i-node中有什么

inode包含文件的元信息，具体来说有以下内容：

文件的字节数
文件拥有者的User ID
文件的Group ID
文件的读、写、执行权限
文件的时间戳，共有三个：ctime指inode上一次变动的时间，mtime指文件内容上一次变动的时间，atime指文件上一次打开的时间。
链接数，即有多少文件名指向这个inode
文件数据block的位置

2.3 i-node的大小

inode也会消耗硬盘空间，所以硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。

每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，一般是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每个inode节点的大小为128字节，每1KB就设置一个inode，那么inode table的大小就会达到128MB，占整块硬盘的12.8%。

查看每个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量，可以使用df -i命令。

2.4 i-node的号码

每个inode都有一个号码，操作系统用inode号码来识别不同的文件。

这里值得重复一遍，Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。

表面上，用户通过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分成三步：首先，系统找到这个文件名对应的inode号码；其次，通过inode号码，获取inode信息；最后，根据inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据。

使用ls -i命令，可以看到文件名对应的inode号码。