[linux仓库]解剖Linux内核：文件描述符（fd）的‘前世今生’与内核数据结构探秘
🌟 各位看官好，我是egoist2023！
🌍 Linux == Linux is not Unix ！
🚀 今天来学习open返回值,文件描述符以及重定向。
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目录
书接上文
open返回值
文件描述符
0 & 1 & 2
FILE(扩展)
类
分配规则
关闭fd为0的文件
关闭fd为2的文件
关闭fd为1的文件
编辑
解决方法
重定向
dup2系统调用
扩展
添加重定向功能
总结
书接上文
在理解了系统调用 open 的基本使用方法与参数标志位传递逻辑后，我们自然会产生一个疑问：当调用 open 成功打开（或创建）一个文件后，操作系统会如何 “告知” 我们操作结果？又会以何种形式，让后续的读写操作能精准定位到这个文件？这就需要从 open 的返回值入手 —— 它正是连接 “打开文件” 这一动作与 “操作文件” 这一过程的关键桥梁，而这个返回值的核心身份，就是文件描述符（File Descriptor, FD）。
深入理解文件描述符，不仅能帮我们掌握 Linux 下文件 IO 的底层标识逻辑，还能进一步解释一个更实用的场景：为什么我们在终端中执行 ls > test.txt 时，原本要输出到屏幕的内容会 “转移” 到文件里？这背后的核心机制，正是基于文件描述符的重定向。接下来，我们就从 open 返回值的意义切入，逐步拆解文件描述符的本质、规则，以及重定向的实现原理。
open返回值
int open(const char *pathname, int flags, .../* mode_t mode */ );
我们之前对open接口的三个参数做了依次介绍，而返回值放在本章节进行介绍，是为了和文件描述符联系起来。
int main()
{umask(0);//int fd = open("log.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC, 0666);int fd0 = open("log0.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_APPEND, 0666);int fd1 = open("log1.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_APPEND, 0666);int fd2 = open("log2.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_APPEND, 0666);int fd3 = open("log3.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_APPEND, 0666);printf("fd0: %d\n", fd0);printf("fd1: %d\n", fd1);printf("fd2: %d\n", fd2);printf("fd3: %d\n", fd3);close(fd0);close(fd1);close(fd2);close(fd3);return 0;
}我们对open的返回值进行打印查看:
fd0:3
fd1:4
fd2:5
fd3:6
我们看到的这些打印结果 —— 它们就是文件描述符 fd，本质是数组下标。
所以到底什么是文件描述符呢?为什么下标又是从3开始的呢?为什么没有0、1、2呢?
文件描述符
OS 打开文件时，只通过文件描述符 fd 来识别(只认fd,不认文件)。
进程和文件是 1 : n 的关联关系
一个进程能打开多个文件，这就使得 OS 内部必然会存在大量被打开的文件！！！那么需要进行管理吗？如何管理呢？
先描述，再组织！！！
- 每个进程都有对应的task_struct结构体,而内部含有一个struct files_struct *files指针,指向当前进程的文件管理结构，是进程与文件交互的 “总入口”。
fd_array指针数组：数组下标就是文件描述符（fd） 。- 内核的 struct file 链表：管理 “系统中所有打开的文件”:大量被进程打开的文件，通过
struct file链表组织 。对文件的打开、关闭、读写等操作，转化为链表的增删查改，实现高效管理。
0 & 1 & 2
那么0、1、2分别被谁占着呢？
Linux进程默认情况有3个缺省打开的⽂件描述符:
- 标准输⼊ 0
- 标准输出 1
- 标准错误 2
0,1,2对应的物理设备⼀般是：键盘，显⽰器，显示器。
文件描述符就是从0开始的整数。当我们打开⽂件时，操作系统在内存中要创建相应的数据结构来描述⽬标⽂件。于是就有了file结构体。表⽰⼀个已经打开的⽂件对象。⽽进程执⾏open系统调⽤，所以必须让进程和⽂件关联起来。每个进程都有⼀个指针*files, 指向⼀张表files_struct,数组的每个下标，都指向内核中描述 “已打开文件” 的 struct file 结构体
本质上，⽂件描述符就是该数组的下标。只要拿着⽂件描述符，就可以找到对应的⽂件。
那该如何证明0、1、2确实如我们所说呢？将标准输入、输出、错误进行打印，如果证明确实是0、1、2，不就说明的确如此。
_fileno指的是文件描述符fd
int main()
{printf("stdin->%d\n",stdin->_fileno); // 0printf("stdout->%d\n",stdout->_fileno); // 1printf("stderr->%d\n",stderr->_fileno); // 2return 0;
}FILE(扩展)
还记得上一章节我们用 C 语言操作文件时，频繁接触的
FILE吗？当时我们只需调用fopen、fread这些库函数，就能轻松完成文件的读写，似乎不用关心底层细节。但这里有个关键问题：我们之前说过，OS只认文件描述符（fd）
既然如此，FILE又是什么？
FILE是 C 标准库精心设计的一个结构体。根据我们前面所说OS只认fd，因此我们可以推测FILE结构体里一定封装一个整数，且这个整数一定是fd!!!(确实如此)
struct _IO_FILE
{int _flags; /* High-order word is _IO_MAGIC; rest is flags. *//* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. */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;int _flags2;__off_t _old_offset; /* This used to be _offset but it's too small. *//* 1+column number of pbase(); 0 is unknown. */unsigned short _cur_column;signed char _vtable_offset;char _shortbuf[1];_IO_lock_t *_lock;
#ifdef _IO_USE_OLD_IO_FILE
};
类
再看 C++ 中的stdin、stdout、stderr（对应流对象cin、cout、cerr）：它们虽然是以类的形式存在，但本质上与结构体并无本质鸿沟 —— 类不过是在结构体基础上增加了成员函数和运算符重载的扩展形式。而我们完全可以肯定，这些类的内部一定藏着一个核心成员：文件描述符（fd）。
而无论是通过 C 的FILE结构体，还是 C++ 的流类操作文件，有一个底层逻辑始终不变：任何对文件内容的增、删、查、改，都必须先经过内核缓冲区 —— 操作系统会先将文件数据预加载到这块内核空间的缓冲区中，后续的读写操作实际是与缓冲区交互，而非直接操作磁盘。这样既能减少对硬件的直接访问（降低开销），也能通过缓冲区的合并、延迟写入等机制提升整体 I/O 效率，这是所有文件操作绕不开的底层环节。
分配规则
文件描述符的分配规则:给新打开的文件分配fd，从文件描述符数组中寻找:最小的，没有被使用的下标，作为该文件的fd
关闭fd为0的文件
关闭fd为2的文件
关闭fd为1的文件
int main()
{close(1);int fd = open("log.txt",O_CREAT | O_WRONLY | O_TRUNC,0666);if(fd<0){perror("fd");return 1;}printf("hello file,fd:%d\n",fd); // stdout -> 1close(fd);return 0;
}
我们会发现显示器上不打印内容了?我写入的信息跑哪里去了呢??
这也验证了我们前面所说，fd为1的文件默认为stdout。此时把1关闭了，给新打开的文件分配到了1的位置，因此显示器上并打印显示我们想要的内容。
打印 log.txt里的内容看看：
不对啊，怎么还是没有看到我们想要的内容呢?为什么会看不到啊？！
printf默认是往1位置进行打印，即写入。此时我们的fd=1位置已经被换成log.txt文件了，而printf在上层并不知道fd=1的位置被替换了，还是傻傻地往该位置进行写入，即打印到文件里。
同样地，scanf默认往fd为0的位置上读取，此时0位置也被狸猫换太子了，导致是往log.txt文件读取内容。
解决方法
第一种：往文件描述符1写入内容后，1位置又被我们关闭了，那么不关闭1位置是否就能看到我们想要的内容了呢？
第二种：fflush功能是立即清空指定流的缓冲区，并将其中的数据强制写入到关联的目标设备中。
重定向
上述关闭fd为1的文件的代码跟重定向似乎是很类似的啊？会不会重定向的底层就是这样实现的呢？实际上重定向功能实现不是这样做的，而是通过dup2函数
dup2系统调用
扩展
有了重定向的概念和本质理解，那么如果创建子进程，子进程是如何看待父进程打开的文件的?
当父进程通过 fork 创建子进程时，子进程对父进程已打开文件的 “继承”，本质是对内核文件对象的 “指针共享”：
子进程会完整拷贝父进程的 file_struct（进程文件描述符表的容器），但其中每个文件描述符（fd）对应的指针，都指向同一个内核级 struct file 对象（该对象存储了文件偏移、打开模式、引用计数 ref_count 等核心元信息）。
如果我们做exec程序替换，不会创建新进程，会影响我们历史打开的文件吗?? 不会!!!
添加重定向功能
//支持重定向功能
#define NONE_REDIR 0
#define OUPUT_REDIR 1
#define APPEND_REDIR 2
#define INPUT_REDIR 3std::string filename;
int redir_type = NONE_REDIR;//初始化化数据
void InitGlobal()
{gargc = 0;memset(gargv,0,sizeof(gargv));filename.clear();redir_type = NONE_REDIR;
}//3.对命令进行解析，支持重定向功能
void CheckRedir(char cmd[])
{char* start = cmd;char* end = cmd + strlen(cmd) - 1;while(start<=end){//1.> >> 输出或追加if(*start=='>'){if(*(start+1)=='>'){//>> 追加*start='\0';redir_type = APPEND_REDIR;start+=2;//去掉空格TrimSpace(start);filename=start;break;}else{//> 输出*start = '\0';redir_type = OUPUT_REDIR;start++;//去掉空格TrimSpace(start);filename=start;break;}}//2. < 输入else if(*start == '<'){*start='\0';redir_type = INPUT_REDIR;start++;TrimSpace(start);filename=start;break;}else{start++;}}}//5.执行命令，让子进程来执行！！！
void ForkAndExec()
{pid_t id = fork();if(id<0){perror("fork"); //将错误码转为错误信息return;}else if(id == 0) //子进程{//支持重定向功能if(redir_type == OUPUT_REDIR){//输出 >int output = open(filename.c_str(),O_CREAT | O_TRUNC | O_WRONLY,0666);dup2(output,1);}else if(redir_type == APPEND_REDIR){//追加 >>int appendfd = open(filename.c_str(),O_CREAT | O_APPEND | O_WRONLY);dup2(appendfd,1);}else if(redir_type == INPUT_REDIR){//输入 <int input = open(filename.c_str(),O_RDONLY);dup2(input,0);}else{//什么都不做}execvp(gargv[0],gargv);exit(0);}else{//父进程//等待子进程int status = 0;pid_t rid = waitpid(id,&status,0);if(rid > 0){lastcode = WEXITSTATUS(status);}}
} 总结
本文深入探讨Linux文件描述符(FD)机制，从open系统调用返回值切入，揭示FD作为数组下标的本质特性。通过分析进程task_struct中的files_struct结构，阐明0/1/2分别对应标准输入/输出/错误的分配规则，并验证了FILE结构体与FD的封装关系。重点讲解了FD分配规则、重定向实现原理（通过dup2系统调用）及父子进程间的FD继承机制。最后演示了在Shell中实现重定向功能的具体代码实现，包括输出重定向(>)、追加重定向(>>)和输入重定向(<)的处理逻辑。全文贯通理论讲解与实践验证，完整呈现了Linux文件IO的核心机制。
