$ ls -l foo
-rw-rw-r-- 1 ewt ewt 10240 Feb 6 21:50 foo
$ du foo
10 foo
$ dd if=/dev/zero of=bar bs=1k count=1 seek=9
1+0 records in
1+0 records out
$ ls -l bar
-rw-rw-r-- 1 ewt ewt 10240 Feb 6 21:50 foo
$ du bar
1 bar
$
Хотя оба файла — и foo, и bar — имеют длину в 10 Кбайт, файл bar занимает только 1 Кбайт дискового пространства, потому что остальные 9 Кбайт были пропущены seek(), когда файл был создан или записан.
11.2.5. Частичное чтение и запись
Хотя обе функции — и read(), и write() — принимают параметр, указывающий, сколько байт нужно прочитать или записать, ни одна из них не гарантирует, что обработает указанное количество байт, даже если не случается никаких ошибок. Простейший пример этого — попытки чтения из обычного файла, который уже позиционирован в конце. Система не может прочитать ни одного байта, но это в то же время не является ошибкой. Вместо этого read() возвращает 0 байт. Точно так же, если текущая позиция находилась в 10 байт от конца файла, и была выполнена попытка прочитать из файла более 10 байт, то прочитано будет ровно 10 байт и вызов read() вернет число 10. Опять-таки это не рассматривается как ошибочная ситуация.
Поведение read() также зависит от того, был ли файл открыт с флагом O_NONBLOCK. Для файлов многих типов O_NONBLOCK не влияет ни на что. Файлы, для которых система может гарантировать завершенность операции в пределах разумного периода времени, всегда блокирует чтение и запись; такие файлы часто называют быстрыми файлами. Это множество файлов включает локальные блочные устройства и обычные файлы. Для других типов файлов, таких как каналы, и символьных устройств вроде терминалов процесс может ожидать другого процесса (или человека), чтобы тот либо выполнил чтение, либо освободил ресурсы системы при обработке запроса на write(). В обоих случаях система не имеет способа знать — будет ли вообще возможно дождаться завершения системного вызова. Когда такие файлы открываются с флагом O_NONBLOCK, то для каждой операции с файлом система просто делает максимум того, что удается сделать немедленно, а затем возвращает управление вызывающему процессу.
Неблокирующий ввод-вывод — это важная тема, и больше примеров вы найдете в главе 13. После стандартизации системного вызова poll(), однако, необходимость в нем (особенно при чтении) минимизирована. Если вам нужно интенсивно использовать неблокирующий ввод-вывод, попробуйте пересмотреть свою программу в терминах poll(), чтобы увидеть, нельзя ли ее сделать более эффективной.
Чтобы показать конкретный пример чтения и записи файлов, приведем простую реализацию cat. Она копирует стандартный поток ввода (stdin) на стандартный вывод (stdout) до тех пор, пока есть что копировать.
1: /* cat.с */
2:
3: #include <stdio.h>
4: #include <unistd.h>
5:
6: /* Пока есть данные на стандартном входе (fd0), копировать их в
7: стандартный выход (fd1). Выйти, когда не будет доступных данных. */
8:
9: int main(void) {
10: char buf[1024];
11: int len;
12:
13: /* len будет >= 0, пока доступны данные
14: и read() успешен */
15: while ((len = read(STDIN_FILENO, buf, sizeof(buf))) > 0) {
16: if (write(1, buf, len) != len) {
17: perror("write");
18: return 1;
19: }
20: }
21:
22: /* len будет <= 0; если len = 0, больше нет
23: доступных данных. Иначе - ошибка. */
24: if (len < 0) {
25: perror("read");
26: return 1;
27: }
28:
29: return 0;
30: }
11.2.6. Сокращение файлов
Хотя обычные файлы автоматически растут при записи данных в их конец, у системы нет способа автоматически усекать файлы, когда данные в конце не нужны. К тому же, как система может узнать, что данные стали излишними? Это находится в компетенции процесса — извещать систему о том, когда файл можно сократить до определенной точки.
#include <unistd.h>
int truncate(const char *pathname, size_t length);
int ftruncate(int fd, size_t length);
Размер файла устанавливается равным length, и все данные, находящиеся за новым концом файла, теряются.
Если length больше текущего размера файла, то файл увеличивается до заданного размера (по возможности используя "дырки"), хотя такое поведение и не гарантируется POSIX, поэтому на него нельзя полагаться при написании переносимых программ.
11.2.7. Синхронизация файлов
Когда программа пишет данные в файл, обычно они сохраняются в кэше ядра до тех пор, пока оно не выполнит запись на физический носитель (такой как жесткий диск), но ядро возвращает управление программе сразу после того, как данные скопируются в кэш. Это обеспечивает значительный рост производительности, так как позволяет ядру определять порядок записи на диск и объединять несколько записей в одну блочную операцию. Однако в случае системного сбоя у такой технологии есть два существенных недостатка, которые могут оказаться важными. Например, приложение, которое предполагает, что данные сохранены в базе данных прежде, чем был сохранен индекс для этих данных, может не справиться со сбоем, явившимся результатом того, что индекс был просто обновлен.
Есть несколько механизмов, которые может использовать приложение, чтобы дождаться записи данных на физический носитель. Флаг O_SYNC, описанный ранее в этой главе, при каждой операции записи в файл вызывает блокирование вызывающего процесса до тех пор, пока носитель не будет действительно обновлен. Хотя это, конечно, работает, все же такой подход не является достаточно аккуратным. Обычно приложения не нуждаются в том, чтобы все операции были синхронизированы, гораздо чаще они нуждаются в том, чтобы гарантировать, что некий набор операций завершился перед тем, как может быть начат другой набор операций. Системные вызовы fsync() и fdatasync() обеспечивают такую семантику.
#include <unistd.h>
int fsync(int fd);
int fdatasync(int fd);
Оба системных вызова приостанавливают приложение до тех пор, пока в файл fd не будут записаны все данные, fsync() также ожидает обновления информации в inode файла, подобной времени доступа (информация inode для файлов перечислена в табл. 11.3). Однако ни один из этих вызовов не гарантирует записи на неразрушимое устройство хранения. Современные дисковые приводы имеют большие собственные кэши, поэтому сбой питания может привести к тому, что некоторые данные, сохраненные в кэше, будут потеряны.
Файловая модель Linux достаточно хорошо поддерживает стандартизацию большинства файловых операций через обобщенные функции наподобие read() и write() (например, запись в программный канал выполняется так же, как запись в файл на диске). Однако некоторые устройства поддерживают операции, которые плохо моделируются такой абстракцией. Например, терминальные устройства, представленные как устройства символьные, нуждаются в представлении метода изменения скорости терминала, и приводы CD-ROM, представленные как блочные устройства, нуждаются в том, чтобы знать, кода они должны воспроизводить аудиодорожки, чтобы помочь увеличить производительность работы программистов.
Все эти разнообразные операции доступны через единственный системный вызов — ioctl() (сокращение для "I/O control" — управление вводом-выводом), прототип которого показан ниже.
#include <sys/ioctl.h>
int ioctl(int fd, int request, ...);
Хотя часто он применяется следующим образом:
int ioctl (int fd, int request, void *arg);
Всякий раз когда используется ioctl(), его первый аргумент — это файл, с которым выполняются манипуляции, а второй аргумент указывает операцию, которая должна быть выполнена. Последний аргумент обычно представляет собой указатель на нечто, но на что именно, а так же точная семантика возвращаемого кода зависит от типа файла fd и типа запрошенной операции. Для некоторых операций arg — длинное целое вместо указателя; в этих случаях обычно применяется приведение типов. В нашей книге есть множество примеров применения ioctl(), и вам нет нужды заботиться об ioctl() до тех пор, пока вы не доберетесь до них.
11.3. Запрос и изменение информации inode
11.3.1. Поиск информации inode
В начале этой главы информационный узел файла (inode) был представлен как структура данных, которая отслеживает информацию о файле, независимо от представления ее для процесса. Например, размер файла является константой в любой момент времени — он не изменяется для разных процессов, которые имеют доступ к этому файлу (сравните это с текущей позицией в файле, которая уникальна для каждого вызова open(), а не свойство самого файла). Linux предлагает три способа чтения информации inode.
