再谈重定向
我们上一篇对于重定向的原理已经可以说是很清楚了，接下来，我们对重定向的相关知识做以下补充：
我们要认识到：下面才是我们重定向的完整写法：
./a.out 1 > log.txt也就是让1对应的内容，指向新文件。
但是我们大部分情况是将1进行了省略，默认就是向标准输出文件进行输出。
#include <iostream>
#include <cstdio>int main()
{// 向标准输出文件进行打印:cout，stdout -> 1std::cout << "hello cout" << std::endl;printf("hello printf\n");// 向标准错误进行打印，stderr, cerr -> 2, 显示器文件std::cerr << "hello cerr" << std::endl;fprintf(stderr, "hello stderr\n");return 0;
}
我们对于标准错误，我们的stderr/cerr都是向2号文件描述符打印，我们知道，标准输出和标准错误都是显示器文件，相当于显示器文件被进程打开了2次，一个是对应1下标，一个是对应2下标，其实2也是有指向1指向的标准输出文件的，所以1，2里面的指针都有指向标准输出，所以1，2访问同一个文件，所以会往同一个显示器上打印数据：
接着编译成a.out文件后：
我们的问题是，为什么我们对应的标准输出写到了log.txt当中，而标准错误却依旧在显示器上进行打印呢？
原因是因为，我们今天在进行对应的输出的时候，虽然我们的标准输出和标准错误都指向同一个文件，但是当我们进行对应的重定向时，他的本质是把文件描述符1重定向到新文件log.txt，即把新打开的文件描述符对应内容的的地址拷贝到了1里面，这时候1指向的内容就是log.txt，可是2依旧指向标准错误，在重定向时，>（或1>）只将标准输出（文件描述符1）重定向到指定文件，而标准错误（文件描述符2）仍指向终端。
那我们怎么才能够将标准错误进行重定向呢？
所以我们可以根据重定向的完整写法，将标准输出写到log.normal，将标准错误写道log.txt：
在命令 command > log.txt 2>&1 中，> 将标准输出（文件描述符1）重定向到文件 log.txt。此时，标准输出的内容不再显示在终端，而是写入到文件中。接着，2>&1 表示将标准错误（文件描述符2）的内容重定向到文件描述符1当前指向的位置，也就是 log.txt。因此，标准输出和标准错误的内容都会被写入到同一个文件 log.txt 中，而不会在终端显示。
要同时将标准输出和标准错误都重定向到同一个文件，需要使用command > log.txt 2>&1，其中2>&1表示将文件描述符2（标准错误）的内容重定向到文件描述符1（标准输出）当前指向的位置，即log.txt。
所以说，为什么会存在一个标准错误呢？为什么会有printf/perror？？？cout/cerr？？？
因为把标准输出和标准错误做分离，本质上是占用不同的文件描述符，虽然都指向显示器文件，但未来我们可以通过重定向，把常规消息和错误消息进行分离！这也就方便我们将不同信息写入到不同文件，方便我们日志的形成！
系统文件IO的一些补充：
在操作系统中，每个打开的文件都会关联一个文件对象（file object），这个对象中包含一个关键信息——指向内核文件缓冲区的指针。内核文件缓冲区是内存中的一块区域，用于临时存储文件的数据。无论对文件进行读写操作，还是增删一个比特位，操作系统都会将文件从磁盘加载到内存中的内核文件缓冲区。这个过程的具体实现涉及文件系统的底层机制，但核心思想是：文件操作实际上是在内核文件缓冲区中进行的，而不是直接在磁盘上操作。这样可以提高效率，减少磁盘读写次数，同时保证数据的一致性。
内核文件缓冲区（文件缓存）在 Linux 系统中是通过特定的数据结构和机制来维护的，主要包括以下几个方面：
Page Cache（页面缓存）
页面缓存是文件缓存的核心部分，用于存储文件数据。每个文件的数据块最多对应一个页面缓存项。页面缓存通过两个主要数据结构来管理：
Radix Tree（基数树）：用于通过文件内的偏移快速定位缓存项。基数树是一种高效的搜索树结构，能够快速定位文件数据在内存中的位置。
双向链表：内核为每一片物理内存区域维护
active_list和inactive_list两个双向链表，用于实现物理内存的回收。这些链表不仅包含文件缓存，还包含其他匿名内存（如进程堆栈等）。Buffer Cache（块缓存）
块缓存是页面缓存的补充，用于管理磁盘块级别的数据。每个页面缓存项可以包含多个块缓存项。具体文件系统（如 ext4 等）通常与块缓存交互，负责在外围存储设备和块缓存之间交换数据。缓存管理机制
预读机制：当应用程序读取文件时，内核会根据预读策略，将文件的多个连续块加载到页面缓存中，以提高后续读取的效率。
写回机制：写入操作会先将数据写入页面缓存，然后由内核在适当的时候（如缓存满、定时刷新或文件关闭时）将数据刷新到磁盘。
替换机制：当内存不足时，内核会根据一定的算法（如 LRU，最近最少使用）选择页面缓存项进行回收。
与文件系统的交互
文件缓存位于虚拟文件系统（VFS）和具体文件系统（如 ext4）之间。VFS 负责与用户空间的数据交换，而具体文件系统则负责与磁盘的数据交换。通过这些数据结构和机制，内核文件缓冲区能够高效地管理文件数据的读写操作，减少对磁盘的直接访问，从而显著提升系统的性能。
以上我们了解一下就行了，并不是我们现阶段所能谈及的！！！（我们后面会谈及！！！）
我们现在只要知道，我们能够从file找到对应的文件的内核文件缓冲区：
struct file {...struct inode *f_inode; /* cached value */ // 指向文件的inodeconst struct file_operations *f_op; // 文件操作函数表...atomic_long_t f_count; // 文件的引用计数unsigned int f_flags; // 打开文件的标志fmode_t f_mode; // 文件访问模式loff_t f_pos; // 当前读写位置...
} __attribute__((aligned(4))); /* 确保结构体对齐 */但是文件不是还有文件名，大小，ACM时间，权限等等吗？为什么我们对应的file里面为什么没有这些信息的描述呢？
这也是我们后面要谈到的，其实struct file是我们操作系统内打开的文件，但是我们文件相关的一些硬属性，相关属性并没有在该file结构体当中存储，而是在另一个数据结构，这个数据结构称为inode，我们就可以通过file间接的找到文件其他的属性。
自此，关于系统文件IO的补充内容，我们就说到这里。
理解“一切皆文件”
⾸先，在 Windows 中是⽂件的东西，它们在 Linux 中也是⽂件；其次，⼀些在 Windows 中不是⽂件的东西，⽐如进程、磁盘、显⽰器、键盘这样的硬件设备也被抽象成了⽂件，你可以使⽤访问⽂件的⽅法访问它们获得信息；甚⾄管道，也是⽂件；将来我们要学习⽹络编程中的 socket（套接字）这样的东西，使⽤的接⼝跟⽂件接⼝也是⼀致的。
这样做最明显的好处是，开发者仅需要使⽤⼀套 API （应用程序接口）和开发⼯具，即可调取 Linux 系统中绝⼤部分的资源。
很多人听到 “一切皆文件” 这个概念，可能仅仅停留在表面印象，并不真正理解其背后的实现机制。仅仅知道这个结果是不够的，更重要的是了解 Linux 是如何做到把各种事物都抽象成文件的。
操作系统软硬件结构剖析：
- 硬件层：这是整个计算机系统的最底层，包含键盘、磁盘、网卡、显示器等各种各样的硬件设备 。这些硬件是计算机系统运行的物理基础，它们各自有着不同的功能和工作方式。
- 驱动层：在硬件之上，是对应每个硬件设备的驱动程序。驱动程序就像是硬件和操作系统之间的 “翻译官”，它负责将操作系统的指令转换为硬件能够理解的信号，同时也将硬件的状态和数据反馈给操作系统。不同的硬件设备需要不同的驱动程序，因为它们的工作原理和控制方式差异很大。
- 操作系统层：再往上是操作系统，它负责管理计算机的所有软硬件资源，为上层应用提供一个稳定、高效的运行环境。操作系统提供了一系列的系统调用接口，这些接口是应用程序与操作系统内核交互的桥梁。
- 用户级库：基于操作系统提供的系统调用，开发者们构建了各种用户级库。这些库封装了复杂的系统调用细节，为应用程序开发者提供了更方便、更高级的编程接口，使得开发者可以更专注于业务逻辑的实现，而无需过多关注底层系统的复杂性。
操作系统对软硬件资源的抽象与管理：
- 抽象外设读写方法：操作系统需要对众多的软硬件资源进行抽象处理。以各种外设为例，虽然它们的读写方式千差万别，比如键盘通过用户敲击输入数据，磁盘通过磁头读写数据等，但它们都具备一些基本的操作特性，如读写、打开关闭、获取信息等。每个外设对应的驱动程序都需要实现这些基本的操作方法，尽管实现方式不同，但功能是一致的。
- 描述与组织外设：操作系统要对软硬件进行有效的管理，对于外设，首先要进行描述，也就是定义数据结构来表示外设的各种属性和状态，比如设备类型、设备 ID、当前状态等。然后，通过一定的数据结构和算法将这些描述好的外设组织起来，以便能够高效地进行访问和管理。例如，使用链表、树等数据结构来管理设备列表，使得操作系统可以快速定位和操作所需的设备。
举个简单的例⼦，Linux 中⼏乎所有读（读⽂件，读系统状态，读 PIPE）的操作都可以⽤ read 函数来进⾏；⼏乎所有更改（更改⽂件，更改系统参数，写 PIPE）的操作都可以⽤ write 函数来进⾏。我们可以看看：
在 Linux 系统中，文件管理是其核心功能之一。当我们打开一个文件时，操作系统为了高效地管理这个打开的文件，会为其创建一个 file 结构体。这个结构体对于文件的各项操作和属性记录起着关键作用，它定义在/usr/src/kernels/3.10.0 - 1160.71.1.el7.x86_64/include/linux/fs.h路径下。接下来，让我们深入了解一下这个结构体中部分关键内容：
在struct file结构体中，有一个值得重点关注的成员 ——f_op指针。这个指针指向了一个file_operations结构体，它在文件操作过程中扮演着极为重要的角色。file_operations结构体和struct file一样，也定义在fs.h下，其内容如下：
struct file_operations {struct module *owner;//指向拥有该模块的指针，这有助于系统对模块的管理和资源分配，明确文件操作相关功能所属的模块。loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);//llseek方法用作改变文件中的当前读/写位置，并且新位置作为(正的)返回值。当我们需要在文件中进行随机读写时，就会调用这个函数来调整读写位置，返回的新位置信息可以让后续的读写操作在正确的位置上进行。ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);//用来从设备中获取数据。在这个位置的一个空指针导致read系统调用以 -EINVAL("Invalid argument")失败。一个非负返回值代表了成功读取的字节数(返回值是一个"signed size"类型，常常是目标平台本地的整数类型)。当应用程序需要从文件中读取数据时，就会通过这个函数与设备进行交互，获取所需的数据。ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);//发送数据给设备。如果NULL， -EINVAL返回给调用write系统调用的程序。如果非负，返回值代表成功写的字节数。当我们需要向文件中写入数据时，系统会调用这个函数来完成数据的写入操作，并返回写入的字节数，以便程序了解写入操作的结果。ssize_t (*aio_read) (struct kiocb *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t);//初始化一个异步读 -- 可能在函数返回前不结束的读操作。异步读操作允许程序在读取数据的同时进行其他任务，提高了系统的并发处理能力，适用于对响应时间要求较高的场景。ssize_t (*aio_write) (struct kiocb *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t);//初始化设备上的一个异步写。异步写操作同样可以提高系统的并发性能，在数据写入的过程中，程序可以继续执行其他任务，而不必等待写入操作完成。int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);//对于设备文件这个成员应当为NULL；它用来读取目录，并且仅对**文件系统**有用。在文件系统中，当需要遍历目录获取文件列表时，就会调用这个函数来实现目录的读取操作。unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long);long (*unlocked_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long);long (*compat_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long);int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);//mmap用来请求将设备内存映射到进程的地址空间。如果这个方法是NULL，mmap系统调用返回 -ENODEV。通过内存映射，进程可以直接访问设备内存，提高数据访问的效率，减少数据拷贝的开销。int (*open) (struct inode *, struct file *);//打开一个文件，在文件操作的开始阶段，这个函数负责初始化文件相关的资源和状态，为后续的读写等操作做好准备。int (*flush) (struct file *, fl_owner_t id);//flush操作在进程关闭它的设备文件描述符的拷贝时调用；用于确保文件相关的缓存数据被正确地写入设备，防止数据丢失。int (*release) (struct inode *, struct file *);//在文件结构被释放时引用这个操作。如同open，release可以为NULL。当文件不再被使用时，系统会调用这个函数来释放文件占用的资源，包括内存、文件描述符等。int (*fsync) (struct file *, struct dentry *, int datasync);//用户调用来刷新任何挂着的数据。通过这个函数，用户可以主动要求系统将缓存中的数据写入设备，保证数据的一致性和持久性。int (*aio_fsync) (struct kiocb *, int datasync);int (*fasync) (int, struct file *, int);int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);//lock方法用来实现文件加锁；加锁对常规文件是必不可少的特性，但是设备驱动几乎从不实现它。文件加锁可以防止多个进程同时对文件进行修改，保证数据的完整性和一致性。ssize_t (*sendpage) (struct file *, struct page *, int, size_t, loff_t *, int);unsigned long (*get_unmapped_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long);int (*check_flags)(int);int (*flock) (struct file *, int, struct file_lock *);ssize_t (*splice_write)(struct pipe_inode_info *, struct file *, loff_t *, size_t, unsigned int);ssize_t (*splice_read)(struct file *, loff_t *, struct pipe_inode_info *, size_t, unsigned int);int (*setlease)(struct file *, long, struct file_lock **);
};
file_operation结构体是把系统调用和驱动程序关联起来的关键数据结构。它的每一个成员都对应着一个系统调用。当系统接收到一个文件操作相关的系统调用时，会读取file_operation中相应的函数指针，然后把控制权转交给对应的函数。通过这种方式，完成了 Linux 设备驱动程序的工作，实现了从用户空间的系统调用到内核空间设备驱动程序的映射，确保了文件操作的顺利执行和系统的高效运行。
file结构体是如何体现屏蔽底层设备之间的差异的？
- 统一接口：
file 结构体中有一个指向 file_operations 结构体的指针（f_op）。file_operations 结构体定义了一系列函数指针，这些函数指针为各种设备操作提供了统一的接口，如 read、write、open、close 等。
对于不同的设备，比如磁盘、键盘、网卡等，虽然它们的硬件特性和操作方式大相径庭，但驱动程序都会按照 file_operations 结构体定义的格式来实现这些函数。例如，磁盘的 read 函数负责从磁盘读取数据，键盘的 read 函数负责获取键盘输入数据，尽管内部实现逻辑不同，但对于操作系统上层来说，调用 read 函数的方式是一致的。这就使得操作系统上层代码在进行设备操作时，无需关心具体设备的底层差异，以统一的方式对不同设备进行操作。
- 抽象设备属性和状态：
file 结构体可以存储与设备相关的一些通用属性和状态信息。虽然不同设备的具体属性和状态有很大差异，但 file 结构体可以通过一定的抽象，将一些共性的信息进行存储和管理。
例如，所有设备都可能有打开、关闭等状态，file 结构体可以记录这些通用的状态信息。操作系统在进行设备操作时，通过 file 结构体来查询和管理这些状态，而不需要针对不同设备去分别处理其独特的状态表示方式。这样，在一定程度上屏蔽了底层设备在状态管理方面的差异。
- 设备无关的文件描述符：
在操作系统中，对设备的操作通常通过文件描述符来进行。文件描述符是一个整数，它是 file 结构体在操作系统中的一个索引。
应用程序通过文件描述符来访问设备，而不需要直接与具体的设备硬件打交道。操作系统通过文件描述符找到对应的 file 结构体，进而调用 file_operations 中的函数来执行相应的操作。这使得应用程序在使用设备时，就像使用普通文件一样，无需了解设备的底层细节和差异，实现了设备操作的透明化。
通过以上这些机制，file 结构体在操作系统中起到了关键作用，有效地屏蔽了底层设备之间的差异，为上层提供了统一、简洁的设备访问接口。
上面这种模式就是：虚拟文件系统（VFS），VFS是操作系统内核中的一个重要组成部分，它提供了一个抽象层，用于统一管理不同类型的文件系统和存储设备。
纯C语言是不支持成员函数的，但支持函数指针，就在结构体套函数指针，这就是C版本的多态！！！struct file就是基类！！！（它通常是一个抽象类，提供了一组方法的声明，但不实现具体的方法。基类的主要作用是定义一个通用的框架，供派生类（子类）实现具体的功能。）
上图中的外设，每个设备都可以有⾃⼰的read、write，但⼀定是对应着不同的操作⽅法！！但通过struct file 下 file_operation 中的各种函数回调，让我们开发者只⽤file便可调取 Linux 系统中绝⼤部分的资源！！这便是“linux下⼀切皆⽂件”的核⼼理解。
