首先他们都是系统调用的接口
- fork在父进程中创建了一个子进程，并使用wait在父进程中等待子进程结束，回收。
fork返回值在子进程中为0，父进程中为子进程的pid
int pid=fork();
if (pid>0){
pid=wait((int*)0);//wait()函数参数的是一个地址，调用后参数是子进程的退出状态
}else if (pid==0){
exit(0);
}
- exec有两个参数，可执行文件的文件名与字符串参数数组
char* argv[3];
argv[0]="echo";
argv[1]="hello";
argv[2]=0;
exec("bin/echo",argv);
| exec | fork | |
|---|---|---|
| 内存内容是否相同 | 不同 | 相同 |
| 是否 | 是 | 否 |
1.2 I/O和文件描述符 文件描述符
文件描述符是一个强大的抽象，它在名称上指向文件，实际上可以指向任何I/O对象，即也可以指向设备和或者管道，在下面的描述中默认这一点。
write和readread和write都是系统调用的接口，以字节为单位读取文件（通过文件描述符）。需要注意一点，buf本质上是指针，第二个参数需要传入指针。
write(fd,buf,n) //fd为文件描述符， read(fd,buf,n)//buf为读或者写的字符串
-
引用文件的每个文件描述符都有一个与之关联的偏移量，且每次read和write都从此偏移量处开始读取或者写入。
-
每个进程都有一个文件描述符的私有空间，里面有三个从零开始的打开的文件描述符。进程从文件描述符0(标准输入input)读取，将输出写入文件描述符1（标准输出output)，并将错误写入文件描述符2(标准错误)。
-
当文件没有更多的字节可读时，read返回0。读取或者写入正常的情况下，read和write返回读取或者写入的字节数。（说明这一条是为了理解下面这这一段代码）
char buf[512];
int n;
for(;;){
n=read(0,buf,sizeof(buf));
if (n==0){
break;
}
if (n<0){
fprintf(2,"read error");
exit(1);
}
if(write(1,buf,n)!=n){
fprintf(2,"write error");
exit(1);
}
}
close,open和dup
这三个都是关于文件和文件描述符的系统调用。
- close释放了一个文件描述符0，使其将来可以被open,dup,pipe重用。
close(0)
- open将打开文件，并使用编号最小的文件描述符。它有两个参数，第一个是文件名的字符串，第一个是一组flags(表示open后对文件做什么)。
int fd=open("a.txt",O_RDONLY)
| 宏定义 | 功能说明 |
|---|---|
| O_RDONLY | read only |
| O_WRONLY | write only |
| O_RDWR | read and write |
| O_CREATE | create one if the file does not exist |
| O_TRUNC | 截断文件, 会清空文件已有内容, 即保留长度为0 |
- dup复制一个现有的文件描述符，生成一个引用同样I/O对象的文件描述符。复制得到文件描述符和原文件描述符共享文件偏移量。（注意一点，共享偏移量是fork和dup独有的，见以下代码）
if (fork()==0){
write(1,"hello ",6);
exit(0);
}else{
wait((int*)0);
write(1,"worldn",6);
}
int fd=dup(1); write(1,"hello ",6); write(fd,"worldn",6);I/O重定向(以及为什么fork和exec分离)
现在需要将之前的对比表格实现升级
| exec | fork | |
|---|---|---|
| 内存内容是否相同 | 不同 | 相同 |
| 是否 | 是 | 否 |
| 保留原有的文件表（即文件描述符） | 是 | 是（准确来说是复制） |
exec和fork都保留了文件表，这是实现I/O重定向的前提。
现在看如下代码，I/O重定向的实现。fork和exec之间改变了文件描述符的引用对象，这一过程并没有影响主进程。但如果fork和exec没有分离，那么只能先改变主进程的I/O，forkexec之后再变回来，显得笨拙。
char *argv[2];
argv[1]='cat';
argv[2]=0;
if (fork()==0){
close(0);
open("a.txt",O_RDONLY);
exec("cat",argv);
}
1.3 管道 pipe
管道是小型内核缓冲区，提供了一种进程通信方式，它和文件不一样，需要一对文件描述符，一个用于读取，一个用于写入。
下面的实例
int p[2];
char *argv[2];
argv[0]="wc";
argv[1]=0;
pipe(p);
if (fork()==0){
close(0);
dup(p(0));
close(p[0]);
close(p[1]);
exec("/bin/wc",argv);
}else{
close(p[0]);
write(p[1],"hello worldn",12);
close(p[1]);
}
几点需要注意
-
exec执行的时候，读取使用是文件描述符0（默认为标准读取，此处为管道读取）
-
dup使用的文件描述符是0，即未使用的最小编号文件描述符。
-
在子进程中，关闭文件描述符p[1]是必要的。因为管道在读取的过程中，当没有数据可用的，会进入等待。如果要结束读取，只有所有写入端的文件描述符都关闭。
如果代码文件处于根目录中，而我们要打开根目录下/a/b/c的文件。则有两者方法
-
chdir("/a"); chdir("/b"); open("c",O_RDONLY);系统调用chdir会切换当前进程到参数对应的目录。
-
open("/a/b/c",O_RDONLY);这样并不会改变进程的当前目录
mkdir是创建一个目录:
mkdir("/dir");
fd=open("/dir/file",O_CREATE | O_WRONLY);
mknod则是创建一个引用设备的特殊文件，其实就是文件的inode（索引节点）
mknod("/console",1,1);
link，inode和fstat
inode可以认为是和link一对多的关系，即同一个底层文件（inode）可以有多个名字（link）。
inode包含了文件状态的信息，我们可以通过系统调用fstat检索文件的信息。使用标准库示例如下：
#include#include #include main() { struct stat buf; int fd; fd = open("/etc/passwd", O_RDONLY); fstat(fd, &buf); printf("/etc/passwd file size +%dn ", buf.st_size); }
这个stat类型的结构体在xv6这个操作系统中被定义为
#define T_DIR 1
#define T_FILE 2
#define T_DEVICE 3
struct stat{
int dev;// 文件系统的磁盘设备
uint ino;//Inode编号
short type;//文件类型
short nlink;//指向文件的链接数
uint64 size;//文件字节数
};
现在使用系统调用link:
open("a",O_CREATE | O_WRONLY);
link("a","b");
这样文件a和b就指向了同一个inode，此时调用fstat，两者将返回同样的ino（inode编号），nlink为2。
注意一点：
只有当文件的链接数为零且没有文件描述符引用的时候，文件的inode和包含其内容的磁盘才会释放
unlink("a");
