系統級 I/O練習題 (Practice - System-Level IO)

fd2 = 3。
open 永遠回傳該 process 目前最小未開啟的 descriptor。process 一出生 0(stdin)、1(stdout)、2(stderr)已被占用,第一次 open 得到 3;close(3) 之後 3 回到可用池,再 open 又拿到 3。(改編自書中 Practice Problem 10.1)

回傳 −1 表錯誤;回傳 0 表 EOF(file position k ≥ 檔案大小 m);正值表實際傳輸的位元組數(可能小於 n,即 short count)。
檔案結尾沒有 EOF 字元——EOF 是 kernel 偵測到 k ≥ m 時觸發的條件,不是存在檔案裡的資料。

不是錯誤。三種成因:(1) 讀到 EOF(如檔案只剩 20 bytes 卻要求 50,回傳 20,下一次回傳 0);(2) 從終端機讀 text line,每次 read 只傳一行;(3) 讀寫網路 socket 或 Linux pipe,受內部緩衝限制與網路延遲影響。
實務上:讀磁碟檔案除 EOF 外不會有 short count,寫磁碟檔案永遠不會。

O_CREAT:檔案不存在時建立一個截斷(空)的版本;O_TRUNC:檔案已存在時截斷之;O_APPEND:每次 write 之前都把 file position 設到檔案結尾。
不是只有 open 時一次——O_APPEND 的效果作用於每一次 write。

rio_readn 只在遇到 EOF 時可能回傳 short count(回傳值介於 0 與 n);rio_writen 永不回傳 short count——要嘛寫滿 n,要嘛回傳 −1。
遇到 EINTR 時,RIO 把本輪計數視為 0 並自動重啟 read/write 呼叫,不把它當錯誤。

最多讀 maxlen−1 bytes,保留 1 byte 給結尾的 NULL(0)字元。
正常情況下讀入的行含結尾換行符 \n,再補 NULL;超長的行會被截斷並補 NULL。使用前須先以 rio_readinitb 對該 descriptor 呼叫一次以關聯 rio_t 緩衝區(RIO_BUFSIZE = 8192)。

(1) Descriptor table:每個 process 一張,entry 指向 file table entry;(2) Open file table:全系統共享,含 file position 與 refcnt;(3) v-node table:全系統共享,含 stat 資訊(st_mode、st_size 等)。
close 使 refcnt 減 1;refcnt 歸零時 kernel 才刪除該 file table entry。

dup2 把 descriptor table 的 entry oldfd 複製到 entry newfd,覆蓋 newfd 原本內容;若 newfd 原本已開啟,dup2 會先 close newfd 再複製。
重導向 stdin:dup2(5, 0),即 dup2(5, STDIN_FILENO)——oldfd(來源)在前、newfd(目的)在後。(書中 Practice Problem 10.4)

G1:儘量用 standard I/O(磁碟/終端機首選,但它無法存取檔案 metadata,如 st_size)。
G2:binary 檔可能充斥與行結尾無關的 0xa bytes,用行導向函式讀會以怪異、不可預測的方式失敗。
G3:socket 一律用 Rio——standard I/O 的輸入/輸出順序限制需要 lseek,而 socket 上 lseek 非法。

輸出 c = f。
同一檔案 open 兩次會得到兩個不同的 file table entry,各自維護獨立的 file position。fd1 讀走 f 只推進自己的 position;fd2 的 position 仍在 0,讀到的還是第 1 個 byte f。(書中 Practice Problem 10.2)

輸出 c = o。
fork 時子行程複製父的 descriptor table,父子的 fd 指向同一個 file table entry,因此共享 file position(refcnt 變 2)。子行程先讀走 f 把 position 推到 1,父行程等子結束後再讀,拿到第 2 個 byte o。(書中 Practice Problem 10.3)

輸出 c = o。
Read(fd2) 先把 fd2 的 file position 推到 1;Dup2(fd2, fd1) 把 fd2 的 descriptor entry 複製到 fd1,兩者從此指向同一個 file table entry(position = 1)。接著 Read(fd1) 從位置 1 讀到 o。(書中 Practice Problem 10.5)

(a) dup2 先 close fd 1,File A 的 refcnt 由 1 減為 0;fd 1 改指 File B 的 entry,File B refcnt 由 1 增為 2。
(b) refcnt 歸零,kernel 刪除 File A 的 file table entry(與對應 v-node 參照)。
(c) 共享——fd 1 與 fd 4 指向同一個 file table entry,任一方 read/write 移動 position 都影響另一方。從此寫到 stdout 的資料全部進入 File B,這正是 shell > 重導向的機制。

(1) 限制一:output 之後接 input,中間必須 fflush/fseek/fsetpos/rewind;限制二:input 之後接 output,中間必須 fseek/fsetpos/rewind(除非 input 遇到 EOF)。
(2) 後三者都靠 lseek 重設 file position,而 socket 上呼叫 lseek 非法;限制一還能靠「每次輸入前先 flush」繞過,限制二繞不掉。
(3) 雙 stream 要各自 fclose 才不會 memory leak,但兩次 fclose 都會嘗試關同一個 socket descriptor,第二次必然失敗;在多執行緒程式中關閉已關閉的 descriptor 是災難配方。解法:socket 一律用 Rio(輸出 sprintf+rio_writen,輸入 rio_readlineb+sscanf)。