14.1：引言
本章内容包括非阻塞I/O、记录锁、系统V流机制、I/O多路转接（select和poll函数）、readv和writev函数以及存储映射I/O（mmap），这些都称为高级I/O。
14.2：非阻塞I/O
非阻塞I/O使我们可以调用open、read和write这样的I/O操作，并使这些操作不会永远阻塞。如果这种操作不能完成，则调用立即出错返回，表示该操作如继续执行将阻塞。
对于一个给定的描述符有两种方法对其指定非阻塞I/O：
（1）如果调用open获得描述符，则可指定O_NONBLOCK标志。
（2）对于已经打开的一个描述符，则可调用fcntl，由该函数打开O_NONBLOCK文件状态标志。
实例 14-1：长的非阻塞write
14.3：记录锁
记录锁（record lock）的功能是：当一个进程正在修改或读文件的某以部分时，它可以阻止其他进程修改同以文件区。
1. fcntl记录锁
#include <fcntl.h>
int fcntl(int filedes, int cmd, .../* struct flock *flockpty */);
// 返回值：若成功则依赖于cmd，若失败则返回-1
对于记录锁，cmd是F_GETLK、F_SETLK或F_SETLKW。第三个参数是一个指向flock结构的指针：
struct flock
{
short l_type; // F_RDLCK、F_WRLCK、or F_UNLCK
off_t l_start; // offset in bytes, relative to l_whence
short l_whence; // SEEK_SET、SEEK_CUR、or SEEK_END
off_t l_len; // length, in bytes; 0 means lock to EOF
pid_t l_pid; // returned with F_GETLK
};
对flock结果说明如下：
所希望的锁类型：F_RDLCK共享读锁、F_WRLCK独占性写锁、F_UNLCK解锁一个区域
要加锁或解锁区域的起始偏移量。这由l_start和l_whence决定
区域的字节长度，由l_len表示。
具有能阻塞当前进程的锁，其持有进程的进程ID放在l_pid中（仅由F_GETLK返回）
关于加锁和解锁区域的说明还要注意下列几点：
l_start是相对偏移量，l_whence则决定了相对偏移量的起点。l_whence的可选值是SEEK_SET、SEEK_CUR、SEEK_END。
如若l_len是0，则表示锁的区域从其起点（由l_start和l_whence决定）直至最大可能偏移量为止，也就是不管文件添加多少数据，它们都在锁的范围之内。
为了锁整个文件，我们设置l_start和l_whence，使锁的起点位于文件开始处，并且说明长度（l_len）为0。（有多种方法可以指定文件开始处，但最常见的方法是设置l_start为0，l_whence为SEEK_SET。）
锁的兼容性
共享锁和独占锁的基本规则是：多个进程在一个给定的字节可以有一把共享的读锁，但是在给定的字节上，只能有一个进程有一把独占的写锁。进一步而言，如果在给定的字节上有一把或多把读锁，则不能在该字节上加写锁；同样，如果再给定的字节上有一个写锁，则不能在字节上加读锁。
上述规则适用于不同进程提出的锁请求，并不适用于单个进程提出的多个锁请求。如果一个进程对一个文件区间有一把锁，后来该进程又企图在该文件区间上加另外一把锁，则新锁将替换老锁。
加读锁时，该文件必须是读打开；加写锁时，该文件必须是写打开。
以下说明fcntl函数的三种命令：
F_GETLK：判断由flockptr所描述的锁是否被另一把锁所排斥。如果一把排斥flockptr所描述的锁，则把该现存锁的信息写到flockptr指向的结构中。如果不存在一把排斥的锁，则只将l_type设置为F_UNLCK，flockptr指向的结构的其他信息不变。该函数的作用就是测试由flockptr所指向的锁能不能加到执行文件区间。
F_SETLK：设置由flockptr描述的锁。如果要建立一把读锁或写锁，按上述兼容性规则，如果不能创建该锁，则fcntl出错返回，此时errno设置为EAGAIN。此命令也用于清除锁，把l_type设置为F_UNLCK。
F_SETLKW：这是F_SETLK的阻塞版本（W表示wait）。如果当前所请求的区间的某一部分，另一个进程已有一把锁，而按兼容性规则由flockptr描述的锁无法创建，则进程休眠。如果请求的锁已可用，或者休眠由信号中断，则该进程被唤醒。
注意：
用F_GETLK测试一把锁，然后用F_SETLK或者F_SETLKW来设置锁，这两步不是一个原子操作。因此不能保证在使用F_SETLK时，测试的结果依然不变。
2. 锁的隐含继承和释放
关于记录锁的继承和释放有三条规则：
（1）锁与进程和文件两方面有关。这有两重含义：第一重很明显，当一个进程终止时，它所建立的锁全部释放；第二重意思就不很明显了，任何时候关闭一个描述符时，则进程通过这一描述符可以引用的文件上的任何一把锁都被释放（这些锁都是该进程设置的）。
（2）由fork产生的子进程不继承父进程所设置的锁。
（3）在执行exec后，新程序可以继承原执行程序的锁。但是请注意，如果对一个文件描述符设置了close-on-exec标志，那么当作为exec的一部分关闭该文件描述符时，对相应文件的所有锁都被释放了。
3.实例 在文件整体上加锁
我们了解到，守护进程可以利用一把锁来保证只有守护进程的唯一副本在运行。下面函数实现了这种机制。
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h> int lockfile(int fd)
{
struct flock fl; fl.l_type = F_WRLCK;
fl.l_start = ;
fl.l_whence = SEEK_SET;
fl.l_len = ;
return fcntl(fd, F_SETLK, &fl);
}
还有另一种方法，是使用write_lock来实现：
#define lockfile(fd) write_lock((fd), 0, SEEK_SET, 0)
4.在文件尾端加锁
在接近文件尾端加锁或解锁一定要小心。
如下代码：
write_lock(fd, , SEEK_END, );
write(fd, buf, );
un_lock(fd, , SEEK_END);
write(fd, buf, );
该代码所做的可能不是你所期望的。首先，它得到一把写锁，它从当前文件尾端起，包括以后可能添加到文件中的所有字节。然后，它在文件尾端添加了一个字节，该字节将被加锁。随后，解锁，但是刚才增加的那个字节将仍旧被锁着。最后，第二个写，这次写入的一个字节是不被加锁的。
所以，这段代码执行完之后，该文件中倒数第二个字节是被锁着的。跟我们的预期差别很远吧。
5.建议性锁和强制性锁
14.4：STREAMS
不太理解STREAMS机制、STREAMS设备是什么意思。
14.5：I/O多路转接
当从一个描述符读，然后又写入到另外一个描述符时，可以在下列形式的循环中使用阻塞I/O：
while ((n = read(STDIN_FILENO, buf, BUFSIZE)) > )
{
if (write(STDOUT_FILENO, buf, n) != n)
{
perror("write error!");
}
}
这种形式的阻塞I/O到处可见。但是如果必须从两个描述符读，又将如何呢？如果仍旧使用阻塞I/O，那么就可能长时间阻塞在一个描述符上，而另一个描述符虽有很多数据却不能得到及时处理。所以为了处理这种情况显然需要另一种不同的技术。
处理这种问题的一个方法是PPC或者TPC。即一个连接一个进程、一个连接一个线程，但是这样做也会增加进程间通信和线程间同步的复杂度。
还有一种方法是使用非阻塞I/O（nonblocking I/O）
基本方法是将两个输入描述符设置为非阻塞的，对第一个描述符发出read操作，如果有数据则处理，如果没有数据，则read立即返回。然后对第二个描述符做同样的操作。在此之后等待若干秒，循环上述操作。这种方式成为轮询。
这种方式的不足之处是浪费CPU。
还有一种技术称之为异步I/O（asynchronous I/O）
其基本思想是进程告诉内核，当一个描述符已准备好可以进行I/O时，用一个信号通知它。这种技术有两个问题。第一，并非所有系统都支持。其次，这种信号对每个进程而言只有一个，在接到该信号时进程无法判断是哪一个描述符已准备好可以进行I/O。为了确定是哪一个，仍需将这两个描述符都设置为非阻塞的，并顺序试执行I/O。
一种比较好的技术是使用I/O多路转接（I/O multiplexing）
先构造一张有关描述符的列表，然后调用一个函数，直到该描述符列表中的一个已准备好I/O时，该函数才返回。在返回时，它告诉进程哪些描述符已准备好可以进行I/O。
poll、select、pselect这三个函数可以让我们实现I/O多路转接。
14.5.1：select、pselect函数
在所有依从POSIX的平台上，select函数使我们可以执行I/O多路转接。传向select的参数告诉内核：
我们所关心的描述符。
对每个描述符，我们所关心的状态。（是否读一个给定描述符，是否写一个给定描述符，是否关心一个描述符的异常状态）
愿意等待多久。
从select返回时，内核告诉我们：
已准备好I/O的描述符个数。
对于读、写、异常这三个状态中的每一个，哪些描述符已准备好。
使用这些信息就可以调用相应的I/O函数，并且确定这些I/O函数不会阻塞。
#include <sys/select.h>
int select(int maxfdp1, fd_set *restrict readfds, fd_set *restrict writefds, fd_set *restrict exceptfds, struct timeval *restrict tvptr);
// 返回值：准备就绪的描述符数，若超时返回0，若出错返回-1
先说明最后一个参数，它说明愿意等待的时间：
struct timeval
{
long tv_sec; // seconds
long tv_usec; // microseconds
};
有三种情况：
tvptr=NULL 永远等待。
tvptr->tv_sec==0 && tvptr->tv_usec=0 完全不等待。
tvptr->tv_sec!=0 || tvptr->tv_usec != 0 等待指定时间。若超时，则返回0。
POSIX允许实现中修改timeval的值，所以在select返回后，你不能指望该结构保持之前的值。在Linux 2.4.22中，若在该指定时间尚未超时就返回，那么就将用余下的时间值更新该结构。注意与poll函数中对应参数做对比。
中间三个参数readfds、writefds和exceptfds是指向描述符集的指针。这三个描述符集说明了我们关心的可读、可写或处于异常条件的各个描述符。
对fd_set类型可以进行的处理是：分配一个这种类型的变量；将这种类型的一个变量赋值给同类型的另一个变量；或对于这种类型的变量使用下列四个函数中的一个：
#include <sys/select.h>
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset); // 返回值：若fd在描述符集中则返回非0，否则返回0
void FD_CLR(int fd, fd_set *fdset);
void FD_SET(int fd, fd_set *fdset);
void FD_ZERO(fd_sete *fdset);
调用FD_ZERO将一个指定fd_set变量的所有位置为0；调用FD_SET设置一个fd_set变量的指定位；调用FD_CLR清除一个fd_set变量的指定位；然后调用FD_ISSET测试fd_set变量的指定位是否设置。
select函数的中间三个参数的任意一个或全部都可以为NULL。如果三个都是NULL，则select提供一个高精度的计时器。
select函数的第一位参数maxfdp1的意思是“最大描述符加1”。
select有三个可能的返回值：
返回-1表示出错。
返回0表示没有描述符准备好。
返回正值表示已经准备好的描述符数。该值是三个描述符集中已准备好的描述符的和。
14.5.2：poll函数
poll函数类似于select，但其程序员接口不同。
#include <poll.h>
int poll(struct pollfd fdarray[], nfds_t nfds, int timeout);
// 返回值：准备就绪的描述符数，若超时返回0，若出错返回-1
与select不同，poll不是为每个状态构造一个描述符集，而是构造一个poll结构数组，每个数组元素指定一个描述符编号及其所关心的状态。
struct pollfd
{
int fd; // file descriptor to check
short events; // events of interest on fd
short revents; // events that occurred on fd
};
fdarray的个数由nfds参数指定。
应将events成员设置成以下值。通过这些值，告诉内核对该描述符我们关心哪些状态。返回时，内核设置revents成员，以说明对于该描述符已发生了什么事件。（注意，poll没有更改events成员，这与select不同，select修改其参数以指示哪一个描述符已准备好了。）
----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
标志名 输入致events 从reevents得到结果 说明
----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
POLLIN * * 不阻塞的可读高优先级外的数据
POLLRDNORM * * 不阻塞的可读普通数据
POLLRDBAND * * 不阻塞的可读非0优先级波段数据
POLLPRI * * 不阻塞的可读高优先级数据
----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
POLLOUT * * 不阻塞的可写普通数据
POLLWRNORM * * 与POLLOUT相同
POLLWRBAND * * 不阻塞的可写非0优先级波段数据
----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
POLLERR * 已出错
POLLHUP * 已挂断
POLLNVAL * 描述符不引用一个打开文件
----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
前四行测试可读性，中间三行测试可写性，最后三行测试异常状态。最后三行是由内核在返回时设置的，即使在events中没有设置这三个值，如果有异常情况发生，也会在reevents中返回它们。
poll的最后一个参数表示我们愿意等待多长时间。与select类似，有三种情况：
timeout == -1 永远等待。捕捉信号返回，则poll返回-1，errno设置为EINTR。
timeout == 0 不等待。
timeout > 0 等待timeout毫秒。超时返回0
应当理解文件结束和挂断的区别。如果正从终端输入数据，并键入文件结束符，POLLIN被打开，于是就可读文件结束指示（read 0）。POLLHUP在revents中没有打开。如果正读调制解调器，电话线已挂断，则在revents中将接到POLLHUP通知。
与select一样，不论描述符是否阻塞，都不影响poll是否阻塞。
select与poll的可中断性
在接到信号后，select和poll都不自动重启。
14.6：异步I/O
使用上一节的select、poll可以实现异步形式的通知。关于描述符的状态，系统并不主动告诉我们，需要我们主动查询（调用select或poll）。信号机构提供一种以异步形式通知某种事件已发生的方法。
但是异步I/O的一个限制是每个进程只有一个信号。如果要对几个描述符进行异步I/O，那么在进程收到该信号时并不知道信号对应于哪一个描述符。
14.7：readv和writev函数
readv和writev函数用于在一次函数调用中读取、写入多个缓冲区。也称为散布读、聚集写。
#include <sys/uio.h>
ssize_t readv(int filedes, const struct iovec *iov, int iovcnt);
ssize_t writev(int filedes, const struct iovec *iov, int iovcnt);
// 两个函数返回值，若成功，返回已读、写的字节数，若失败返回-1
这两个函数的第二个参数是指向iovec结构数组的指针：
struct iovec
{
void *iov_base; // starting address of buffer
size_t iov_len; // size of buffer
};
14.8：readn和writen函数
管道、FIFO及某些设备，特别是终端、网络和STREAMS设备有以下两种性质：
（1）一次read返回的数据可能少于要求的数据。
（2）一次write返回的个数也可能小于要写入的数据长度。
readn、writen的功能是读写指定的N字节数据，并处理返回值小于要求值的情况。这两个函数只是按需多次调用了read、write直至读写了N字节数据。
#include "apue.h"
ssize_t readn(int filedes, void *buf, size_t nbytes);
ssize_t writen(int filedes, void *buf, size_t nbytes);
// 两个函数返回值：已读写字节数，若出错返回-1
注意：这两个函数并非任何标准，而是apue这本书中作者写出来的，方便以后使用。
14.9：存储映射I/O
存储映射I/O使一个磁盘文件和存储空间中的一个缓冲区相映射，于是当从缓冲区中读取数据，就相当于读文件中的相应字节。与此类似，将数据存入缓冲区，则相应字节就自动写入文件。
为了使用这种功能，应首先告诉内核将一个给定文件映射到一个存储区中。这是由mmap函数实现的：
#include <sys/mmap.h>
void *mmap(void *addr, size_t len, int prot, int flag, int filedes, off_t off);
// 返回值：若成功则返回映射区的起始地址，若出错则返回MAP_FAILED
addr参数用于指定映射存储区的起始地址。通常将其设置为0，这表示由操作系统选择该映射区的起始地址。此函数的返回地址是该映射区的起始地址。
filedes指定要被映射问价的描述符。在映射该文件到一个地址空间之前，先要打开该文件。len是映射的字节数。off是要映射字节在文件中的起始偏移量。
prot参数说明对映射存储区的保护要求。
PROT_READ 映射区可读
PROT_WRITE 映射区可写
PROT_EXEC 映射区可执行
PROT_NONE 映射区不可访问
flag参数影响映射存储区的多种属性
MAP_FIXED 返回值必须等于addr。因为这不利于可移植性，所以不建议使用此标志。如果未指定此标志，而addr非0，则内核只把addr视为一种建议，但是不保证会使用该起始地址。
MAP_SHARED 这一标志说明了本进程对映射存储区所进行的存储操作配置。此标志指定存储操作修改映射文件，也就是说，存储操作相当于对该文件的write操作。必须指定本标志或下一个标志，但不能同时指定。
MAP_PRIVATE 本标志说明，对映射区的存储操作导致创建该映射文件一个私有副本。所有后来对该映射区的引用都是引用该副本，而不是原始文件。
调用mprotect可以更改一个现存的映射存储区的权限：
#include <sys/mman.h>
int mprotect(void *addr, size_t len, int prot); // 返回值：若成功返回0，若出错则返回-1
如果在共享映射存储区中的页已被修改，那么我们可以调用msync将该页冲洗到被映射的文件中。msync函数类似与fsync，但作用于共享存储区。
#include <sys/mman.h>
int msync(void *addr, size_t len, int flag); //返回值：若成功则返回0，若出错则返回-1
如果映射是私有的，那么不修改被映射的文件。flags参数使我们对如何冲洗存储区有某种程度的控制。我们可以指定MS_ASYNC标志以简化被写页的调度。如果我们希望在返回之前等待写操作完成，则可以指定MS_SYNC标志。一定要指定MS_ASYNC和MS_SYNC中的一个。
进程终止时，或调用了munmap函数之后，存储映射区就被自动解除映射。关闭文件描述符filedes并不解除映射区。
#include <sys/mman.h>
int munmap(caddr_t addr, size_t len); // 返回值：若成功则返回0，若出错则返回-1
munmap不会影响被映射对象，调用munmap不会将映射存储区的内容写到磁盘文件上。对于MAP_SHARED区磁盘文件的更新，在写到存储映射区时按内核虚存算法自动进行。
在解除了映射后，对于MAP_PRIVATE存储区的修改被丢弃。
实例 14-12：用存储映射I/O复制一个文件。
14.10：小结
本章说明了很多高级I/O功能。
非阻塞I/O--发一个I/O操作，不使其阻塞。
记录锁
系统V流机制
I/O多路转接--select、poll函数
readv和writev函数
存储映射I/O（mmap）