C语言文件IO

C语言文件接口汇总

C语言中的文件操作函数如下：

对文件进行写入操作

#include <stdio.h>
int main()
{FILE* fp = fopen("log.txt", "w");if (fp == NULL){perror("fopen");return 1;}int count = 5;while (count){fputs("hello world\n", fp);//向文件中写入count--;}fclose(fp);return 0;
}

运行后，当前路径下会生成log.txt文件，并会写入内容。

对文件进行读取操作示例：

#include <stdio.h>
int main()
{FILE* fp = fopen("log.txt", "r");if (fp == NULL){perror("fopen");return 1;}char buffer[64];for (int i = 0; i < 5; i++){fgets(buffer, sizeof(buffer), fp);//读取printf("%s", buffer);}fclose(fp);return 0;
}

运行后，会读取文件内容到buffer里面，并打印到显示器上。

默认打开的三个流

Linux下一切皆文件，显示器和键盘也可以看作文件。我们能看到显示器上的数据，是因为我们向显示器写入了数据，电脑能
获取我们键盘上的字符，是电脑从“键盘文件” 读取了数据。

为什么我们向“显示器文件”写入数据以及从“键盘文件”读取数据前，不需要进行打开“显示器文件”和“键盘文件”的相应操作？

需要注意的是，打开文件一定是进程运行的时候打开的，而任何进程在运行的时候都会默认打开三个输入输出流，即标准输入流、标准输出流以及标准错误流，对应到C语言当中就是stdin、stdout以及stderr。
其中，标准输入流对应的设备就是键盘，标准输出流和标准错误流对应的设备都是显示器。

查看man手册我们就可以发现，stdin、stdout以及stderr这三个家伙实际上都是FILE*类型的。

extern FILE *stdin;
extern FILE *stdout;
extern FILE *stderr;

当我们的程序被运行起来时，操作系统就会默认使用C语言的相关接口将这三个输入输出流打开。

注意： 不止是C语言当中有标准输入流、标准输出流和标准错误流，C++当中也有对应的cin、cout和cerr，其他所有语言当中都有类似的概念。实际上这种特性并不是某种语言所特有的，而是由操作系统所支持的。

系统文件IO

操作文件除了C语言接口、C++接口或是其他语言的接口外，操作系统也有一套系统接口来进行文件的访问。
相比于C库函数或其他语言的库函数而言，系统调用接口更贴近底层，实际上这些语言的库函数都是对系统接口进行了封装。

我们在Linux平台下运行C代码时，C库函数就是对Linux系统调用接口进行的封装，在Windows平台下运行C代码时，C库函数就是对Windows系统调用接口进行的封装，这样做使得语言有了跨平台性，也方便进行二次开发。

open

open函数原型：

int open(const char *pathname, int flags);
int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode);

open参数介绍：

注意：

1. pathname：

• 若pathname以路径的方式给出，则当需要创建该文件时，就在pathname路径下进行创建。
• 若pathname以文件名的方式给出，则当需要创建该文件时，默认在当前路径下进行创建。（注意当前路径的含义）

2. 打开文件时，可以传入多个参数选项，当有多个选项传入时，将这些选项用“或”运算符隔开。
   例如 ：O_WRONLY | O_CREAT
3. 当不需要创建文件时，open的第三个参数可以不必设置
   

open函数的返回值是新打开文件的文件描述符。

一次打开很多文件，来看看他们的文件描述符。

#include <stdio.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/types.h>
#include <fcntl.h>
int main()
{umask(0);int fd1 = open("log1.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666);int fd2 = open("log2.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666);int fd3 = open("log3.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666);int fd4 = open("log4.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666);int fd5 = open("log5.txt", O_RDONLY | O_CREAT, 0666);printf("fd1:%d\n", fd1);printf("fd2:%d\n", fd2);printf("fd3:%d\n", fd3);printf("fd4:%d\n", fd4);printf("fd5:%d\n", fd5);return 0;
}

我们可以发现，文件的文件描述符是从3后面递增的。

实际上这里所谓的文件描述符本质上是一个指针数组的下标，指针数组当中的每一个指针都指向一个被打开文件的文件信息，通过对应文件的文件描述符就可以找到对应的文件信息。

当使用open函数打开文件成功时数组当中的指针个数增加，然后将该指针在数组当中的下标进行返回，而当文件打开失败时直接返回-1，因此，成功打开多个文件时所获得的文件描述符就是连续且递增的。

而Linux进程默认情况下会有3个缺省打开的文件描述符，分别就是标准输入0、标准输出1、标准错误2，这就是为什么成功打开文件时所得到的文件描述符是从3开始进程分配的。

close

系统接口中使用close函数关闭文件，close函数的函数原型如下：

int close(int fd);

使用close函数时传入需要关闭文件的文件描述符即可，若关闭文件成功则返回0，若关闭文件失败则返回-1。

write

系统接口中使用write函数向文件写入信息，write函数的函数原型如下：

ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);

write函数，将buf位置开始向后count字节的数据写入文件描述符为fd的文件当中。

写入成功返回写入数据的字节个数，失败返回-1.

对文件写入操作

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
int main()
{int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT, 0666);if (fd < 0){perror("open");return 1;}const char* msg = "hello syscall\n";for (int i = 0; i < 5; i++){write(fd, msg, strlen(msg));}close(fd);return 0;
}

read

系统接口中使用read函数从文件读取信息，read函数的函数原型如下：

ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);

使用read函数，从文件描述符为fd的文件读取count字节的数据到buf位置当中。

写入成功返回写入数据的字节个数，失败返回-1.

文件描述符fd

文件是由进程运行时打开的，一个进程可以打开多个文件，而系统当中又存在大量进程，也就是说，在系统中任何时刻都可能存在大量已经打开的文件。

因此，操作系统务必要对这些已经打开的文件进行管理，操作系统会为每个已经打开的文件创建各自的struct file结构体，然后将这些结构体以双链表的形式连接起来，之后操作系统对文件的管理也就变成了对这张双链表的增删查改等操作。
而为了区分已经打开的文件哪些属于特定的某一个进程，我们就还需要建立进程和文件之间的对应关系。

进程和文件之间的对应关系是如何建立的？

当进程运行的时候，操作系统会将该程序的代码和数据加载到内存，然后创建对应的task_struct, mm_struct, 页表等…

task_struct 里面有一个指针，指向files_struct结构体，结构体里面有名为fd_array的指针数组，该数组的下标就是文件描述符。

当进程打开log.txt文件时，我们需要先将该文件从磁盘当中加载到内存，形成对应的struct file，将该struct file连入文件双链表，并将该结构体的首地址填入到fd_array数组当中下标为3的位置，使得fd_array数组中下标为3的指针指向该struct file，最后返回该文件的文件描述符给调用进程即可。

因此，我们只要有某一文件的文件描述符，就可以找到与该文件相关的文件信息，进而对文件进行一系列输入输出操作。

注意： 向文件写入数据时，是先将数据写入到对应文件的缓冲区当中，然后定期将缓冲区数据刷新到磁盘当中。

磁盘文件 VS 内存文件？

当文件存储在磁盘当中时，我们将其称之为磁盘文件，而当磁盘文件被加载到内存当中后，我们将加载到内存当中的文件称之为内存文件。磁盘文件和内存文件之间的关系就像程序和进程的关系一样，当程序运行起来后便成了进程，而当磁盘文件加载到内存后便成了内存文件。

文件描述符的分配规则

若我们在打开这五个文件前，先关闭文件描述符为0的文件，此后文件描述符的分配又会是怎样的呢？

close(0);

可以看到，第一个打开的文件获取到的文件描述符变成了0，而之后打开文件获取到的文件描述符还是从3开始依次递增的。

结论： 文件描述符是从最小但是没有被使用的fd_array数组下标开始进行分配的。

重定向

重定向的本质

先来看一组代码：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
int main()
{close(1);int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT, 0666);if (fd < 0){perror("open");return 1;}printf("hello world\n");printf("hello world\n");printf("hello world\n");printf("hello world\n");printf("hello world\n");fflush(stdout);close(fd);return 0;
}

我们发现，显示器并没有显示数据，对应数据输出到了log.txt文件中。

注意：C语言的数据并不是立马写到了内存操作系统里面，而是写到了C语言的缓冲区当中，所以使用printf打印完后需要使用fflush将C语言缓冲区当中的数据刷新到文件中。

此时，我们发现，本来应该输出到显示器上的内容，输出到了文件 myfile 当中，其中，fd＝1。这种现象叫做输出重定向。常见的重定向有:>, >>, <

追加重定向本质

dup2

在Linux操作系统中提供了系统接口dup2，我们可以使用该函数完成重定向。dup2的函数原型如下：

int dup2(int oldfd, int newfd);

函数功能： dup2会将fd_array[oldfd]的内容拷贝到fd_array[newfd]当中，如果有必要的话我们需要先使用关闭文件描述符为newfd的文件。
函数返回值： dup2如果调用成功，返回newfd，否则返回-1。

注意：

• 如果oldfd不是有效的文件描述符，则dup2调用失败，并且此时文件描述符为newfd的文件没有被关闭。
• 如果oldfd是一个有效的文件描述符，但是newfd和oldfd具有相同的值，则dup2不做任何操作，并返回newfd。

例如，我们将打开文件log.txt时获取到的文件描述符和1传入dup2函数，那么dup2将会把fd_arrya[fd]的内容拷贝到fd_array[1]中，在代码中我们向stdout输出数据，而stdout是向文件描述符为1的文件输出数据，因此，本应该输出到显示器的数据就会重定向输出到log.txt文件当中。

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
int main()
{int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT, 0666);if (fd < 0){perror("open");return 1;}close(1);dup2(fd, 1);printf("hello printf\n");fprintf(stdout, "hello fprintf\n");return 0;
}

我们发现，数据被输入到了log.txt文件中。

FILE

FILE当中的文件描述符

• 因为IO相关函数与系统调用接口对应，并且库函数封装系统调用，所以本质上，访问文件都是通过fd访问的。
• 所以C库当中的FILE结构体内部，必定封装了fd。

FILE究竟是个什么东西呢？是一个c语言提供的结构体类型

我们在/usr/include/stdio.h头文件中可以看到下面这句代码，也就是说FILE实际上就是struct _IO_FILE结构体的一个别名。

typedef struct _IO_FILE FILE;

而我们在/usr/include/libio.h头文件中可以找到struct _IO_FILE结构体的定义，在该结构体的众多成员当中，我们可以看到一个名为_fileno的成员，这个成员实际上就是封装的文件描述符。

struct _IO_FILE {int _flags;       /* High-order word is _IO_MAGIC; rest is flags. */
#define _IO_file_flags _flags//缓冲区相关/* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. *//* Note:  Tk uses the _IO_read_ptr and _IO_read_end fields directly. */char* _IO_read_ptr;   /* Current read pointer */char* _IO_read_end;   /* End of get area. */char* _IO_read_base;  /* Start of putback+get area. */char* _IO_write_base; /* Start of put area. */char* _IO_write_ptr;  /* Current put pointer. */char* _IO_write_end;  /* End of put area. */char* _IO_buf_base;   /* Start of reserve area. */char* _IO_buf_end;    /* End of reserve area. *//* The following fields are used to support backing up and undo. */char *_IO_save_base; /* Pointer to start of non-current get area. */char *_IO_backup_base;  /* Pointer to first valid character of backup area */char *_IO_save_end; /* Pointer to end of non-current get area. */struct _IO_marker *_markers;struct _IO_FILE *_chain;int _fileno; //封装的文件描述符
#if 0int _blksize;
#elseint _flags2;
#endif_IO_off_t _old_offset; /* This used to be _offset but it's too small.  */#define __HAVE_COLUMN /* temporary *//* 1+column number of pbase(); 0 is unknown. */unsigned short _cur_column;signed char _vtable_offset;char _shortbuf[1];/*  char* _save_gptr;  char* _save_egptr; */_IO_lock_t *_lock;
#ifdef _IO_USE_OLD_IO_FILE
};

FILE当中的缓冲区

我们来看看下面这段代码，代码当中分别用了两个C库函数和一个系统接口向显示器输出内容，在代码最后还调用了fork函数。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
int main()
{//cprintf("hello printf\n");fputs("hello fputs\n", stdout);//systemwrite(1, "hello write\n", 12);fork();return 0;
}

运行该程序，我们可以看到printf、fputs和write函数都成功将对应内容输出到了显示器上。

但是，当我们将程序的结果重定向到log.txt文件当中后，我们发现文件当中的内容与我们直接打印输出到显示器的内容是不一样的。

那为什么C库函数打印的内容重定向到文件后就变成了两份，而系统接口打印的内容还是原来的一份呢？

首先我们应该知道的是，缓冲的方式有以下三种：

1. 无缓冲。
2. 行缓冲。（常见的对显示器进行刷新数据）
3. 全缓冲。（常见的对磁盘文件写入数据）

当我们直接执行可执行程序，将数据打印到显示器时所采用的就是行缓冲，因为代码当中每句话后面都有\n，所以当我们执行完对应代码后就立即将数据刷新到了显示器上。

而当我们将运行结果重定向到log.txt文件时，数据的刷新策略就变为了全缓冲，此时我们使用printf和fputs函数打印的数据都打印到了C语言自带的缓冲区当中，之后当我们使用fork函数创建子进程时，由于进程间具有独立性，而之后当父进程或是子进程对要刷新缓冲区内容时，本质就是对父子进程共享的数据进行了修改，此时就需要对数据进行写时拷贝，至此缓冲区当中的数据就变成了两份，一份父进程的，一份子进程的，所以重定向到log.txt文件当中printf和puts函数打印的数据就有两份。但由于write函数是系统接口，我们可以将write函数看作是没有缓冲区的，因此write函数打印的数据就只打印了一份。

这个缓冲区是谁提供的？

实际上这个缓冲区是C语言自带的，如果说这个缓冲区是操作系统提供的，那么printf、fputs和write函数打印的数据重定向到文件后都应该打印两次。

这个缓冲区在哪里？

我们常说printf是将数据打印到stdout里面，而stdout就是一个FILE*的指针，在FILE结构体当中还有一大部分成员是用于记录缓冲区相关的信息的。

//缓冲区相关
/* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. */
/* Note:  Tk uses the _IO_read_ptr and _IO_read_end fields directly. */
char* _IO_read_ptr;   /* Current read pointer */
char* _IO_read_end;   /* End of get area. */
char* _IO_read_base;  /* Start of putback+get area. */
char* _IO_write_base; /* Start of put area. */
char* _IO_write_ptr;  /* Current put pointer. */
char* _IO_write_end;  /* End of put area. */
char* _IO_buf_base;   /* Start of reserve area. */
char* _IO_buf_end;    /* End of reserve area. */
/* The following fields are used to support backing up and undo. */
char *_IO_save_base; /* Pointer to start of non-current get area. */
char *_IO_backup_base;  /* Pointer to first valid character of backup area */
char *_IO_save_end; /* Pointer to end of non-current get area. */

也就是说，这里的缓冲区是由C语言提供，在FILE结构体当中进行维护的，FILE结构体当中不仅保存了对应文件的文件描述符还保存了用户缓冲区的相关信息。

操作系统有缓冲区吗？

操作系统实际上也是有缓冲区的，当我们刷新用户缓冲区的数据时，并不是直接将用户缓冲区的数据刷新到磁盘或是显示器上，而是先将数据刷新到操作系统缓冲区，然后再由操作系统将数据刷新到磁盘或是显示器上。（操作系统有自己的刷新机制，我们不必关系操作系统缓冲区的刷新规则）

理解文件系统

初识inode

磁盘文件由两部分构成，分别是文件内容和文件属性。文件内容就是文件当中存储的数据，文件属性就是文件的一些基本信息，例如文件名、文件大小以及文件创建时间等信息都是文件属性，文件属性又被称为元信息。

ls -l，可显示当前目录下各文件的属性信息。

在Linux操作系统中，文件的元信息和内容是分离存储的，其中保存元信息的结构称之为inode，因为系统当中可能存在大量的文件，所以我们需要给每个文件的属性集起一个唯一的编号，即inode号。
也就是说，inode是一个文件的属性集合，Linux中几乎每个文件都有一个inode，为了区分系统当中大量的inode，我们为每个inode设置了inode编号。

在命令行当中输入ls -i，即可显示当前目录下各文件的inode编号。

注意： 无论是文件内容还是文件属性，它们都是存储在磁盘当中的。

磁盘分区与格式化介绍

磁盘通常被称为块设备，一般以扇区为单位，一个扇区的大小通常为512字节。我们若以大小为512G的磁盘为例，该磁盘就可被分为十亿多个扇区。

计算机为了更好的管理磁盘，于是对磁盘进行了分区。磁盘分区就是使用分区编辑器在磁盘上划分几个逻辑部分，盘片一旦划分成数个分区，不同的目录与文件就可以存储进不同的分区，分区越多，就可以将文件的性质区分得越细，按照更为细分的性质，存储在不同的地方以管理文件，例如在Windows下磁盘一般被分为C盘和D盘两个区域。

命令：ls /dev/vda* -l 查看磁盘分区信息

![在这里插入图片描述](https://img-blog.csdnimg.cn/direct/
注意：

1. 其他块组当中可能会存在冗余的Super Block，当某一Super Block被破坏后可以通过其他Super Block进行恢复。
2. 磁盘分区并格式化后，每个分区的inode个数就确定了。

如何理解创建一个空文件？

1. 通过遍历inode位图的方式，找到一个空闲的inode。
2. 在inode表当中找到对应的inode，并将文件的属性信息填充进inode结构中。
3. 将该文件的文件名和inode指针添加到目录文件的数据块中。

如何理解对文件写入信息？

1. 通过文件的inode编号找到对应的inode结构。
2. 通过inode结构找到存储该文件内容的数据块，并将数据写入数据块。
3. 若不存在数据块或申请的数据块已被写满，则通过遍历块位图的方式找到一个空闲的块号，并在数据区当中找到对应的空闲

说明：
一个文件使用的数据块和inode结构的对应关系，是通过一个数组进行维护的，该数组一般可以存储15个元素，其中前12个元素分别对应该文件使用的12个数据块，剩余的三个元素分别是一级索引、二级索引和三级索引，当该文件使用数据块的个数超过12个时，可以用这三个索引进行数据块扩充。

如何理解删除一个文件？

1. 将该文件对应的inode在inode位图当中置为无效。
2. 将该文件申请过的数据块在块位图当中置为无效。

因为此操作并不会真正将文件对应的信息删除，而只是将其inode号和数据块号置为了无效，所以当我们删除文件后短时间内是可以恢复的。
为什么说是短时间内呢，因为该文件对应的inode号和数据块号已经被置为了无效，因此后续创建其他文件或是对其他文件进行写入操作申请inode号和数据块号时，可能会将该置为无效了的inode号和数据块号分配出去，此时删除文件的数据就会被覆盖，也就无法恢复文件了。

为什么拷贝文件的时候很慢，而删除文件的时候很快？

因为拷贝文件需要先创建文件，然后再对该文件进行写入操作，该过程需要先申请inode号并填入文件的属性信息，之后还需要再申请数据块号，最后才能进行文件内容的数据拷贝，而删除文件只需将对应文件的inode号和数据块号置为无效即可，无需真正的删除文件，因此拷贝文件是很慢的，而删除文件是很快的。

软硬链接

软链接

我们可以通过以下命令创建一个文件的软连接。

 ln -s test test.soft.link

通过ls -i -l命令我们可以看到，软链接文件的inode号与源文件的inode号是不同的，并且软链接文件的大小比源文件的大小要小得多。

软链接又叫做符号链接，软链接文件相对于源文件来说是一个独立的文件，该文件有自己的inode号，但是该文件只包含了源文件的路径名，所以软链接文件的大小要比源文件小得多。软链接就类似于Windows操作系统当中的快捷方式.

注意：但是软链接文件只是其源文件的一个标记，当删除了源文件后，链接文件不能独立存在，虽然仍保留文件名，但却不能执行或是查看软链接的内容了。

硬链接

我们可以通过以下命令创建一个文件的硬连接。

 ln test test.hard.link

通过ls -i -l命令我们可以看到，硬链接文件的inode号与源文件的inode号是相同的，并且硬链接文件的大小与源文件的大小也是相同的，特别注意的是，当创建了一个硬链接文件后，该硬链接文件和源文件的硬链接数都变成了2。

硬链接文件就是源文件的一个别名，一个文件有几个文件名，该文件的硬链接数就是几，这里inode号为2235074的文件有test和test.hard.link两个文件名，因此该文件的硬链接数为2。

注意：与软连接不同的是，当硬链接的源文件被删除后，硬链接文件仍能正常执行，只是文件的链接数减少了一个，因为此时该文件的文件名少了一个。

软硬链接的区别

• 软链接是一个独立的文件，有独立的inode，而硬链接没有独立的inode。
• 软链接相当于快捷方式，硬链接本质没有创建文件，只是建立了一个文件名和已有的inode的映射关系，并写入当前目录。