Linux打开、读写一个文件内核做了啥？
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一、PCB中关于文件部分的结构体是什么？
二、files_struct的两个核心成员
三、fork函数原理
四、读写文件时的三层缓冲区
我们在使用C语言打开一个文件，只需要简简单单的调用open函数，就会给我们返还一个FILE*的指针或者使用系统调用返还给我们fd，通过这个指针即可对文件进行读写，但是他的底层做了什么呢？内核又有什么数据字段来管理呢？
一、PCB中关于文件部分的结构体是什么？
这是一段直接使用系统调用打开文件，并读写的示例：
#include <stdio.h> // 标准输入输出
#include <fcntl.h> // open函数需要
#include <unistd.h> // read/write/close函数需要
#include <string.h> // strlen函数需要int main() {// 1. 打开文件（如果不存在则创建）int fd = open("test.txt", O_RDWR | O_CREAT, 0644);if (fd == -1) {perror("打开文件失败"); // 打印错误原因return 1;}printf("文件打开成功，fd = %d\n", fd); // 输出文件描述符// 2. 向文件写入数据const char *msg = "Hello, File!";ssize_t write_len = write(fd, msg, strlen(msg));if (write_len == -1) {perror("写入失败");close(fd);return 1;}printf("写入了 %zd 个字节\n", write_len);// 3. 移动文件指针到开头（否则读不到刚写入的内容）lseek(fd, 0, SEEK_SET);// 4. 从文件读取数据char buf[1024];ssize_t read_len = read(fd, buf, sizeof(buf)-1); // 留1个字节存结束符if (read_len == -1) {perror("读取失败");close(fd);return 1;}buf[read_len] = '\0'; // 手动添加字符串结束符printf("读到的内容：%s\n", buf);// 5. 关闭文件close(fd);return 0;
}fd一个非负整数（如上面的3），它是进程用来标识 “当前打开的文件” 的编号。
fd由于也是进程的一个属性，所以他必然在PCB中。
struct task_struct
{ // 进程的“档案袋”...struct files_struct *files; // 管理所有打开的文件...
};struct files_struct
{atomic_t count;struct fdtable __rcu *fdt;struct fdtable fdtab;spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;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 __rcu ** fd_array;
};struct fdtable
{ // “文件索引表”（核心！）struct file *fd[1024]; // 数组：索引=fd值，内容=文件的详细信息// 例如：fd[0] → 标准输入；fd[1] → 标准输出；fd[3] → 我们打开的test.txt
};
在这幅图中，我们首先要明白PCB和files_struct的从属关系，还是和之前一样，进程的所有信息都被存放在PCB中。当你调用open创建或者打开一个文件的时候，内核本质上是在你进程的PCB中创建了一个files对象，替换原本的NULL指针。
然后对于files_struct我们看看其中关键的几个成员（如图所示）：
（1）
atomic_t count：
这是一个原子计数器，用于记录当前有多少个引用指向这个files_struct结构体。在 Linux 内核中，当发生进程复制（如fork操作）时，不会立马给子进程创建files_struct结构体。（因为如果子进程创建后直接exec了，那么给子进程创建结构体就是一个资源浪费了）而是子进程会共享父进程的files_struct结构体，此时计数器的值会增加。只有当子进程或父进程打开或者关闭某个文件描述符的“写”操作，才会给子进程创建一个新的，复制瞬间两者完全一样。当一个进程关闭所有文件并销毁其files_struct结构体时，计数器的值会减少，当计数器变为 0 时，内核就可以释放该files_struct结构体所占用的资源。（2）
struct fdtable __rcu *fdt：
这是一个指向fdtable结构体的指针，并且使用了__rcu（Read - Copy - Update）机制。fdtable结构体用于管理文件描述符表，fdt指针指向当前正在使用的文件描述符表。__rcu机制允许在不阻塞读操作的情况下对fdt进行更新，提高了并发访问时的性能。（3）
struct fdtable fdtab：
这是一个fdtable结构体实例，作为备用的文件描述符表。在一些情况下，例如当需要动态扩展文件描述符表时，内核会先操作这个备用表，然后再切换到新的表，以保证操作的原子性和正确性。（4）
spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp：这是一个自旋锁，用于保护对
files_struct结构体中共享资源的访问。在多处理器系统（SMP）中，当多个内核线程可能同时访问和修改files_struct中的数据（比如添加或删除文件描述符 ）时，通过自旋锁可以避免竞态条件，保证数据的一致性和正确性。____cacheline_aligned_in_smp用于确保自旋锁在 SMP 系统中以缓存行对齐的方式存储，减少缓存冲突，提高性能。（5）
int next_fd：
记录下一个可用的文件描述符的值。当进程打开一个新文件时，内核会从next_fd开始查找空闲的文件描述符，并将其分配给新打开的文件，然后更新next_fd的值。（6）
unsigned long close_on_exec_init[1]：
这是一个数组，用于记录在执行exec系列系统调用（如execve）时，哪些文件描述符应该被关闭。每个比特位对应一个文件描述符，比特位为 1 表示该文件描述符在exec时应该被关闭。初始状态下，这个数组的值会被初始化，用户可以通过fcntl系统调用的FD_CLOEXEC标志来修改特定文件描述符对应的比特位。初始情况下可以看到他只给了1个long类型的位图，即64个文件描述符，一般情况下是够用的，如果超过了内核会有一个close_on_exec的新位图来接替他的工作。（7）
unsigned long open_fds_init[1]：
也是一个数组，用于记录当前已经打开的文件描述符。每个比特位对应一个文件描述符，比特位为 1 表示该文件描述符已经被打开。（8）
unsigned long full_fds_bits_init[1]:
这个数组用于表示文件描述符表的哪些位置被占用了。当文件描述符表中的位置被占用时，对应的比特位会被设置。即方便了next_fd的查询。（9）
struct file __rcu ** fd_array：
这是一个指向struct file指针数组的指针。fd_array数组用于存储文件描述符和对应的struct file结构体之间的映射关系，数组的索引就是文件描述符的值，数组元素是指向对应文件的struct file结构体的指针。而file这个结构体负责描述打开文件的状态，如文件偏移量、文件操作方法、文件读写权限、和引用计数。
二、files_struct的两个核心成员
他们分别是文件描述符表，和file结构体的fd_array二级指针。
而文件描述符表的核心部分是一个file结构体的指针数组，通过下标可以找到文件描述符对应的file结构体，从而获取file的更多信息。
我们以read为例：
- 用户态调用
read(fd, buf, n)，传入文件描述符fd- 内核通过当前进程的
task_struct找到files_struct- 从
files_struct->fdt拿到当前活跃的文件描述符表，通过fd作为索引访问fd_array[fd]，得到指向struct file的指针- 查看
struct file中的关键信息：
f_pos：确定当前读写位置（比如上次读到了文件的第 100 字节，这次从 100 开始读）f_op：获取文件操作方法集（比如f_op->read指向具体的读函数，不同文件系统 / 设备的读逻辑不同，都通过这里抽象）f_path：找到文件在文件系统中的位置（比如对应哪个 inode，数据存在磁盘的哪个块）- 执行实际的读操作（从磁盘 / 缓存读取数据），并更新
f_pos（比如读了 50 字节，f_pos变为 150）- 将数据返回给用户态的
buf
当然，如果一个进程多次打开同一个文件，会有多个fd被记录。
三、fork函数原理
当使用fork创建一个进程的时候，首先会给子进程分配一个PCB。这是进程在内核中的核心描述符，记录了进程的所有关键信息，如进程状态、调度信息、内存管理信息等。
task_struct 中的很多字段会直接从父进程复制过来（写时拷贝计数），不过也有一些字段需要进行特殊处理，例如子进程的 PID 是唯一的，需要内核进行分配。
Linux 采用写时复制（Copy - On - Write，COW）技术来处理父子进程的内存。写时复制的核心思想是，在 fork 发生时，子进程并不立即复制父进程的所有内存页面，而是与父进程共享这些页面。父子进程的页表会指向相同的物理内存页，并将这些页标记为只读。只有当父子进程中的某一个试图修改共享的内存页面时，内核才会为修改的页面分配新的物理内存，并更新相应的页表，使得父子进程各自拥有独立的内存副本。
- 共享模式：在默认情况下，子进程会共享父进程的
files_struct结构体。这意味着父子进程共享相同的文件描述符表，也就是它们共享相同的fd_array。例如，若父进程打开了一个文件，文件描述符为fd，那么子进程也可以通过这个fd访问同一个文件。此时，files_struct中的atomic_t count原子计数器的值会增加，以记录有多少个进程（这里是父子两个进程）共享这个files_struct结构体。- 分离情况：当父子进程中的某一个对文件描述符进行修改操作（如
close一个文件描述符，或者通过fcntl更改文件描述符的属性）时，内核会为子进程创建一个新的files_struct结构体副本。这个副本会复制父进程files_struct中的大部分信息，包括文件描述符表（fdtable）的状态，但它们从此各自独立。这是因为写时复制技术不仅应用于内存，也适用于像files_struct这样的资源管理结构，目的是减少不必要的资源复制开销，提高系统性能。
当父子进程任意一个对自己打开的文件进行了修改，如修改文件权限、打开、关闭文件。内核会剥离二者的files_struct，各自独享一份，在复制瞬间二者是完全一样的。
四、读写文件时的三层缓冲区
我们先来看看C语言中FILE结构体是如何对fd进行封装的：
// 简化自glibc的stdio.h实现
typedef struct _IO_FILE FILE;struct _IO_FILE {int _flags; // 文件状态标志（如读写模式、缓冲模式等）
#define _IO_FILE_FLAGS 0x00000fff// 缓冲区相关char* _IO_buf_base; // 缓冲区起始地址char* _IO_buf_end; // 缓冲区结束地址（缓冲区大小 = _IO_buf_end - _IO_buf_base）char* _IO_ptr_base; // 当前缓冲区中数据的起始位置char* _IO_ptr_end; // 当前缓冲区中数据的结束位置（下一个写入位置）// 文件描述符int _fileno; // 封装的文件描述符（fd），关联内核的文件操作// 错误和EOF标志int _IO_errno; // 错误码（类似errno）int _IO_eof; // EOF标志（1表示已到达文件末尾）// 缓冲模式控制enum {_IO_UNBUFFERED, // 无缓冲（如stderr）_IO_LINE_BUF, // 行缓冲（如stdout，遇到换行符刷新）_IO_FULL_BUF // 全缓冲（默认模式，缓冲区满时刷新）} _IO_buf_mode;// 其他辅助成员（简化省略）struct _IO_FILE* _chain; // 用于链接多个FILE结构（如stdio列表）off_t _offset; // 当前文件位置（部分情况下使用）
};
从这张图我们可以知道：
（1）每一个FILE结构体内部都有一个缓冲区，所以各个文件数据不会互相干扰。
（2）当想通过C语言向磁盘文件中写入数据的时候，会首先进入C语言层面的缓冲区、然后进入内核缓冲区，最后才能修改磁盘文件的内容。即经过了2次缓存。
（3）我们在使用C语言的时候，一般还会自己定义一个用于存放数据的缓冲区，比如数组、字符串然后才是将这些内容写入到FILE中的缓冲区，所以大多数实际使用经过了3次缓存。