ssize_t read(int fd,void* buffer,size_t count)

read调用并会在在buffer的末尾添加一个'\0'，所以若将buffer当作字符串处理的话需要自行添加'\0'，常用操作如下：

if((read_num = read(fd,buffer,count) > 0)

{

　　buffer[read_num] = '\0';

　　...

}

 

如果程序的文件偏移量（对于每个打开的文件，系统内核会记录其偏移量）已然超过了文件末尾，再进行IO操作会发生什么。。。

--对于read调用会返回0，表示文件结尾

--对于write，可写入数据，但会形成文件空洞（从文件结尾到新写入数据间的这段空间称为空洞）。从编程角度讲，文件空洞中是存在字节的，读取空洞将返回以0（空字节）填充的缓冲区；但文件空洞并不占用任何磁盘空间，直到后续某个时点为在文件空洞中写入数据，文件系统才会为其分配磁盘块

 

所有系统调用都是以原子操作方式执行的。竞争状态是指：操作共享资源的两个进程（或线程），其结果取决于一个无法预期的顺序，即这些进程（或线程）获得CPU使用权的先后相对顺序。即竞争状态往往出现于执行结果依赖于内核对进程的调度顺序。

 

文件描述符表是进程级的，即针对每个进程，内核为其维护打开文件的描述符表，该表的每一个条目记录了单个文件描述符的相关信息

打开文件表是系统级别的，即内核为所有打开的文件维护一个系统级的表格，即只有一张。每个条目记录了当前文件偏移量，状态标志(open时的flag参数）、访问模式等

i-node表也是系统级别的，每个文件系统都会为驻留其上的所有文件建立一个i-node表，每个条目记录文件类型、文件锁、指向数据块的指针等

注意三者之间的关系：

文件描述符表项----->打开文件表项------->i-node表项

注意各个操作造成的指向与共享：

--两个进程打开同一个文件，那么有独立的文件描述符表项和独立的打开文件表项，共享同一个i-node表项

--一个进程打开同一个文件多次，那么也有独立的描述符表项和独立的打开文件表项，但共享同一个i-node表项（同一个进程打开同一个文件多次，可能造成描述符泄露也即内存泄露）

--dup以及fork操作后，都造成独立的文件描述符表项，但共享同一个打开文件表项和i-node表项

详细内容见《Linux/Unix系统编程手册》第5.4章

 

fflush和fsync的区别：

fflush是C库中提供的库函数，而fsync是系统提供的系统调用

fflush通过调用write将用户空间的缓冲区写到内核空间的缓冲区中，而fsync将内核缓冲区中的数据冲洗到磁盘上

另外fsync是阻塞调用

数据的流动顺序如下：

printf等IO操作------>用户空间缓冲区（C库缓冲区）----->fflush(它会调用write)----->内核缓冲区------>fsync------>磁盘

这两个函数也代表了stdio和系统调用IO的概念：

stdio IO--------------(用户缓冲区)-------------->系统调用IO write,read---------------(内核缓冲区)-------------->磁盘

fflush(stream*)强制将stdio输出流中的数据通过write刷新到内核缓冲区中，此函数会刷新指定stream的输出缓冲区。

整个流程如下图所示：

 

当使用stdio库函数，并结合系统调用IO来实现对磁盘文件的IO操作时，必须将缓冲区文件牢记于心。IO系统调用会直接将数据传递到内核缓冲区中，而stdio库函数会等到用户空间的流缓冲区填满，再调用write将其传递到内核缓冲区中，例如：

printf("this is test for printf  ");

write(STDOUT_FILENO,"test for write ”，15)

那么输出将是"test for write this is test for printf"，因为stdout是行缓冲的，先调用printf时将“this  is test for print"放入行缓冲区中，因为没有换行符而且行缓冲区并未满，故不刷新行缓冲区即不将其内容通过write写入内核缓冲区，而调用write后直接将”test for write "写入内核缓冲区中，故而程序终止时会将行缓冲区中的内容"this is test for printf"通过write写入内核缓冲区中，导致“test for write”先写入内核缓冲区，所以先打印出来。解决的办法是在printf中加入换行符使其刷新，或者在printf后面加入fflush(stdout)强制用户缓冲区内容写入内核缓冲区中！

 

每个进程都有两个目录相关属性根目录和当前工作目录，分别用于为解释绝对路径和相对路径提供参照点。

一个进程的当前工作目录定义了该进程解析相抵路径名的起点，新进程的当前工作目录继承自其父进程。

 

目录在本质上说是一个表格，包含文件名和i-node编号

对硬链接的两个限制（可通过符号链接来规避）：

--因为目录条目（硬链接）对文件的指代采用了i-node编号，而i-node编号的唯一性仅在一个文件系统中才能得到保障，所以硬链接必须与其指代的文件驻留在同一文件系统中

--不能为目录创建硬链接，从而避免出现令诸多系统程序陷于混乱的链接环路（使用绑定挂载bind mount可以获得与为目录创建硬链接相似的效果）

 因为符号链接指代一个文件名，而非i-node编号，所以可以用其来链接不同文件系统中的一个文件，而且可以为目录创建符号链接

各个系统调用有的会对符号链接进行解引用，有的则不会。然而有一点是约定俗成的：总是会对路径名中目录部分（即最后一个斜线字符钱的所有组成部分）的符号链接进行解除引用操作。因此，在轮奸/somdir/somesubdir/file中，弱somedir和somesubdir属于符号链接，则一定会解除对这两个目录的引用，而针对file是否进行解除引用取决于系统调用的特性。

 

i-node中并不包含文件的名称。相反，对文件的命名利用的是目录条目，而目录则是列出文件名和i-node编号之间对应关系的一个表格。也将这些目录条目称作（硬）链接，换个角度说，硬链接也就是为特点文件添加了一个目录条目，其中这个目录条目包含相同的i-node，但绝对路径名不同。一个文件可以有多个链接，这些链接之间的地位是平等的。可使用link和unlink来创建和移除链接，对文件的重命名则使用rename.