SPFall2026 - File IO

什麼是檔案？

在 Unix 系統中，有「everything is a file」的概念，如硬體設備、進程資訊、網路連線、處理器狀態等都抽象化為檔案系統中的一個路徑。透過這種設計，使用者只需要使用一套統一的 API（例如 open(), read(), write(), close()），就能操作各種截然不同的系統資源，而不需要為每一種硬體另外撰寫專屬的操作介面。比方說 /proc/cpuinfo 這個路徑包含了 CPU 資訊， /dev/sda 則代表整顆實體硬碟。

一個檔案通常用一個路徑表示，在程式內則用一個指標（或者稱作 File Descriptor, FD）指著。在作業系統中，一個檔案可能會有很多不同指標指著。當程式開啟一個檔案時， Kernel 會維護三種結構：File Descriptor Table、System-Wide Open File Table、V-node Table（或 I-node Table）。

File Descriptor Table：
每個 Process 都有自己獨立的 FD Table，FD Table 實際上只是一個陣列，每個 FD 是一個非零整數用來存取 FD Table。預設情況下，會開啟三個 FD，分別是 stdin、stdout、stderr，由 0、1、2 表示。再往後開啟的檔案，都由 3 往上加。
System-wide Open File Table：
當呼叫 open(2) 時，Kernel 會建立一個 File Description 結構，這個結構儲存了本次開啟的操作狀態，包含讀寫的 Offset、開啟模式（如唯讀）、Reference Count（有多少個 FD 指向這個 File Description）等等。
V-node Table：
這裡面存的資料代表實體或靜態檔案資源本身，紀錄檔案的 Metadata，包含檔案大小、檔案類型、存取權限、所有者、指向實體磁區的指標等等。

複製/繼承FD

dup(2) 是複製一個已有的 FD 到目前最小可用的 FD 數字去。當使用 dup(2)，原本的 FD 與新的 FD 便都指向 Open File Table 中的同一個 File Description，兩者的檔案操作也會互相同步。
fork(2) 作用是創造一個目前進程的子進程。子進程會繼承父進程的 FD ，所以兩者會有指向同一個 File Description，但是不同的 FD。下圖的 Process A 與 Process B 就有可能是父子進程。

下圖展示了上面三個數據結構的關係：

Source Code Trace

/include/linux/sched.h

struct task_struct {
    ...
    struct files_struct *files;
    ...
};

task_struct 是 Process Control Block ，包含該進程的各種資訊。其中的欄位 files 指向下面的結構，這就是每個 Process 的 File Descriptor Table：

/include/linux/fdtable.h

struct files_struct {
    ...
    struct fdtable __rcu *fdt;
    struct fdtable fdtab;
    struct file __rcu *fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
    ...
};

/include/linux/fdtable.h

struct fdtable {
    ...
    struct file __rcu **fd;
    ...
};

初始狀態下， files_struct.fdt 指向 files_struct.fdtab ，而 files_struct.fdtab.fd 又指向 files_struct.fd_array 。這樣實作的好處是，大部分進程開啟的檔案數量都很少（<64），所以先以靜態分配出 NR_OPEN_DEFAULT 大小，讓 fdtab.fd 指向 fd_array ，後續擴展再更換 files_struct.fdt 所指向的位置，存取時只需要統一讀取 files_struct.fdt.fd ，此外還能供多執行緒在無鎖狀態下讀取。

下面的 struct file 是存在 Open File Table 中的結構：

struct file {
    ...
    struct inode *f_inode;
    ...
}

/include/linux/fs.h

而 struct file 結構內則有 f_inode 指向該檔案的 metadata。實際上， linux 中沒有所謂的 System-wide Open File Table 這個"結構"，他是靠 Mempool 來分配 struct file 實際上的空間，以及利用 f_ref 追蹤有多少指標指向這塊記憶體，再加上 fdtable 來達成 $O(1)$ 存取 struct file。

結構儲存位置

進程的虛擬記憶體，被分為三大塊：Kernel Space 下共用的記憶體、禁止存取區（Canonical Hole）、User Space 下的記憶體。而 User Space 下只會知道 files_struct.fdt.fd 中的陣列索引值，即先前提到的非負整數；在 Kernel Space 下則存著 task_struct 、 fdtable 、 file 等結構，防止有人惡意篡改導致內核大爆炸。也就是說，這些結構是每個進程都會有一個，但是存在 Kernel Space 中，且由 Kernel 維護。

V-node vs. I-node

V-node （Virtual Node）由 Sun Microsystems 為 Solaris / BSD 系統開發，主要由 Unix 系統使用。早期的 Unix 只支援本地傳統檔案系統（UFS），可以直接使用實體磁碟上的 I-node。但後來為了支援網路檔案系統（NFS）以及其他非 Unix 檔案系統，引入了 VFS （Virtual File System）與 V-node 抽象介面。V-node 代表記憶體中的通用檔案物件，封裝跨檔案系統的統一操作介面，並指向底層具體檔案系統的實體 I-node。 I-node 是實際存在磁碟上的，由 OS 從磁碟讀取到記憶體中。

Linux 採用的 I-node （Index Node）繼承並改進了 VFS 的思想。Linux 沒有獨立命名為新的結構，而是直接將 V-node 的抽象操作介面整合進記憶體的 I-node 。其包含儲存檔案的 Metadata，例如：檔案大小、權限、修改時間、存取控制等等。此外，Linux 將路徑結構從 I-node 拆分出來，引入了 Dentry（Directory Entry），而 Dentry 結構再指向 I-node。

傳統 V-node 機制在解析路徑時，需透過檔案系統遞迴執行 VOP_LOOKUP；而 Linux 透過 Dentry Cache 的 Hash Table，能快速找到對應的 I-node。這也是為什麼 Linux 在記憶體層面可以輕鬆處理硬連結，只要將 Dentry 中的不同路徑指向同一個 I-node 就好。

什麼是 IO？

Unbuffered I/O： syscall everytime, buffered by OS.
Buffered I/O：no syscall everytime, buffered by C library.

什麼是檔案？#

Source Code Trace#

V-node vs. I-node#

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