本章主要介绍几种高级I/O功能，主要有非阻塞I/O、记录锁、I/O多路转接、异步I/O、readv/writev函数和存储映射I/O。
某些系统调用可能会使进程永远阻塞，一般称其为低速系统调用。而使用非阻塞I/O，可以使open、read和write这类I/O操作不会阻塞，如果不能完成这些操作时，会立即出错返回。
有两种方法将其指定为非阻塞I/O：
调用open时指定O_NONBLOCK标志。
通过fcntl函数打开O_NONBLOCK文件状态标志。
#include <fcntl.h>
// Returns: depends on cmd if OK (see following), ?1 on error
int fcntl(int fd, int cmd, ... /* int arg */ );
记录锁的主要功能是阻止多个进程同时修改文件的某一文件区。记录锁可以对整个文件加锁，也可以只针对文件的一部分进行加锁。
主要有共享读锁和独占性写锁这两种。
加读/写锁时，文件描述符必须是读/写打开。
任意多个进程在给定的字节上可以有一把共享的读锁，但是只能有一个进程有一把独占写锁。如果已经有一把或多把读锁，则不能再加上写锁；如果已经有一把写锁，则不能再对它加任何读锁。
对于同一个进程而言，如果尝试在同一个文件区间再加一把锁，无论之前是哪种类型的锁，新的锁都会覆盖旧的锁。
记录锁也是通过fcntl函数进行操作的，其cmd参数可选项为F_GETLK，F_SETLK或 F_SETLKW。第三个参数是一个指向flock结构的指针flockptr，用于描述锁。
struct flock {
short l_type; /* F_RDLCK, F_WRLCK, or F_UNLCK */
short l_whence; /* SEEK_SET, SEEK_CUR, or SEEK_END */
off_t l_start; /* offset in bytes, relative to l_whence */
off_t l_len; /* length, in bytes; 0 means lock to EOF */
pid_t l_pid; /* returned with F_GETLK */
};
l_pid变量返回的是持有锁的进程的pid。
注意：
锁可以在文件尾端或者越过尾端处开始，但是不能在起始位置之前开始。
将起始偏移量指向文件起始处（如l_whence=SEEK_SET,l_start=0），且l_len设置为0，即可对整个文件加锁。
在设置或释放文件上的一把锁时，系统按要求组合或分裂相邻区。
一块大的加锁区域，解锁其中的一部分，系统会自动将剩余加锁区域分裂为两个加锁区域，并各自维护一把锁；如果对两块加锁区域的中间未加锁部分加锁，则3个相邻区域会合并成一个加锁区域。如上图14.4所示，100-199间解锁150，则分成两块区域；之后重新加锁150，则又会变为上半部分的状态。
上面提到的3个命令对应于3种加解锁方式，具体如下：
l_type设置为F_UNLCK，其余flockptr指向的信息不变。errno设置为EACCES或EAGAIN。如果将类型设置为F_UNLCK，那么此命令会清除flockptr指定的锁。锁与进程和文件两者相关联。即(a)当一个进程终止时，它建立的锁全部释放；(b)关闭一个描述符时，引用的文件上的该进程的所有锁都会释放（无论该文件是否还有其他的描述符）。
如图14.8所示，当父进程关闭fd1、2或3中任意一个时，与之关联的锁都会释放。系统会逐个检查lockf链表中的各项，释放调用进程持有的锁。
由fork产生的子进程不继承父进程所设置的锁。
在执行exec后，新程序可以继承原程序的锁。
对于需要同时对多个文件进行操作的场景，比如从两个描述符中读取数据并全部存入另一个文件中，无法通过阻塞读（read）来读取这两个描述符，因为当一个描述符被读操作阻塞时，另一个描述符可能有数据可以读取。
通过I/O多路转接技术，可以构建一张描述符表，调用一个函数，直到列表中的一个描述符准备好后该函数返回。omv-confdbadm populate
#include <sys/select.h>
// Returns: count of ready descriptors, 0 on timeout, ?1 on error
int select(int maxfdp1, fd_set *restrict readfds,
fd_set *restrict writefds, fd_set *restrict exceptfds,
struct timeval *restrict tvptr);
maxfdp1指定搜索的最大描述符，该值应该是3个描述符集中的最大值+1。
readfds，writefds和exceptfds是指向描述符集的指针，分别表示我们关心的可读、可写或处于异常状态的描述符集合。
// Returns: nonzero if fd is in set, 0 otherwise
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset);
void FD_CLR(int fd, fd_set *fdset);
void FD_SET(int fd, fd_set *fdset);
void FD_ZERO(fd_set *fdset);
描述符集支持以上4中操作，声明一个描述符集后，必须首先使用FD_ZERO将其置为0，之后再通过SET和CLR函数设置各个描述符位。
tvptr为等待时间（该值在返回时可能被改变）。
该函数的返回值>0则表示有描述符已经准备好了，此返回值是3个描述符集中准备好的描述符之和，因此，如果描述符集中有相同的描述符，则该描述符会被多次计数。描述符集中仍旧打开的位是准备好的描述符，可以通过FD_ISSET来测试。
当3个描述符集都设置为NULL时，select就变成了一个延时函数。
另外还有一个变体函数pselect。
// Returns: count of ready descriptors, 0 on timeout, ?1 on error
int pselect(int maxfdp1, fd_set *restrict readfds,
fd_set *restrict writefds, fd_set *restrict exceptfds,
const struct timespec *restrict tsptr,
const sigset_t *restrict sigmask);
与select函数主要有以下不同：
sigmask。当不为NULL时，调用pselect函数会原子地安装该信号屏蔽字，在返回时复原。#include <poll.h>
// Returns: count of ready descriptors, 0 on timeout, ?1 on error
int poll(struct pollfd fdarray[], nfds_t nfds, int timeout);
struct pollfd {
int fd; /* file descriptor to check, or <0 to ignore */
short events; /* events of interest on fd */
short revents; /* events that occurred on fd */
};
使用pollfd结构的数组代替了select函数中的3个描述符集。nfds即为数组中的元素个数。其中，events的可选值见图14.17，可以选择多个；返回时，revents说明了描述符发生的事件。
timeout指定等待时间，单位是毫秒。
本节主要讨论POSIX中的异步I/O接口。
异步接口使用AIO控制块来描述I/O操作，其主要结构如下：
struct aiocb {
int aio_fildes; /* file descriptor */
off_t aio_offset; /* file offset for I/O */
volatile void *aio_buf; /* buffer for I/O */
size_t aio_nbytes; /* number of bytes to transfer */
int aio_reqprio; /* priority */
struct sigevent aio_sigevent; /* signal information */
int aio_lio_opcode; /* operation for list I/O */
};
其中，aio_buf作为读写操作的缓冲区，在操作完成前必须始终有效且不能复用。
如果文件打开方式为追加模式O_APPEND，向其写入数据时，偏移量aio_offset会被忽略。
aio_lio_opcode指定该操作是读（LIO_READ）、写（LIO_WRITE）还是空（LIO_NOP）操作，该参数仅在基于列表的异步I/O操作lio_listio时有效。
aio_sigevent结构如下，它表示在I/O事件完成后，如何通知程序：
struct sigevent {
int sigev_notify; /* notify type */
int sigev_signo; /* signal number */
union sigval sigev_value; /* notify argument */
void (*sigev_notify_function)(union sigval); /* notify function */
pthread_attr_t *sigev_notify_attributes; /* notify attrs */
};
sigev_notify控制通知类型，有如下3中取值：
sigev_signo指定的信号。如果程序捕获该信号，并设置SA_SIGINFO标志（通过sigaction设置），那么信号处理程序得到的siginfo结构中的si_value被设置为sigev_value。sigev_notify_function指定的函数，且传入的参数为sigev_value。默认情况下该函数通过一个单独的分离线程执行，除非sigev_notify_attributes设置了线程参数。#include <aio.h>
// Both return: 0 if OK, ?1 on error
int aio_read(struct aiocb *aiocb);
int aio_write(struct aiocb *aiocb);
读写函数返回时，异步I/O请求被放入等待处理队列，返回值与读写操作的结果无关。
// Returns: 0 if OK, ?1 on error
int aio_fsync(int op, struct aiocb *aiocb);
如果希望等待中的异步操作不等待而直接写入，可以调用aio_fsync函数，同样的，该函数也仅仅是发送一个请求，而不会等待操作结束。
op参数设定为O_DSYNC，则执行起来与fdatasync类似；如果设置为O_SYNC，则与fsync类似。
int aio_error(const struct aiocb *aiocb);
获取异步读/写或同步操作的完成状态，返回值有以下4种情况：
ssize_t aio_return(const struct aiocb *aiocb);
获取异步操作的返回值，如果上面的aio_error返回0时，可以调用该函数查看异步操作的返回值。函数返回-1表示出错，会设置errno；其余情况为异步操作的结果。
注意：
异步操作完成前不要调用该函数，并且对每个异步操作仅调用一次该函数。因为调用该函数后，操作系统就可以释放掉包含了I/O操作返回值的信息。
// Returns: 0 if OK, ?1 on error
int aio_suspend(const struct aiocb *const list[], int nent,
const struct timespec *timeout);
阻塞进程等待异步操作完成。
list参数是指向SIO控制块数组的指针，nent为数组的条目数。timeout设置为NULL可以不设时间限制。
如果被信号中断，则返回-1且errno设置为EINTR；如果超时则返回-1且errno设置为EAGAIN。任何一个操作完成都会使该函数返回0。
int aio_cancel(int fd, struct aiocb *aiocb);
取消异步操作。
fd为未完成操作的文件的文件描述符。aiocb为文件上的某个指定的异步操作，如果设置为NULL，则会取消文件上所有未完成的异步操作。该函数无法保证能够取消正在进程中的操作。
返回值：
对被取消的操作调用aio_error会返回错误ECANCELED。
int lio_listio(int mode, struct aiocb *restrict const list[restrict],
int nent, struct sigevent *restrict sigev);
该函数提交一系列由一个AIO控制块列表描述的I/O请求。
mode参数决定该函数是否是异步的。如果被设定为LIO_WAIT，那么函数将在列表中的所有操作完成后返回；如果设定为LIO_NOWAIT，那么函数将在I/O请求入队后返回，并在所有操作结束后，按照sigev的设定被异步地通知（无需通知则设为NULL）。sigev通知不同于AIO控制块本身的通知，它是额外的，且只会在所有操作完成后才会发送。
这两个函数用于在一次函数调用中读、写多个非连续缓冲区，也称之为散布读和聚集写。
#include <sys/uio.h>
// Both return: number of bytes read or written, ?1 on error
ssize_t readv(int fd, const struct iovec *iov, int iovcnt);
ssize_t writev(int fd, const struct iovec *iov, int iovcnt);
struct iovec {
void *iov_base; /* starting address of buffer */
size_t iov_len; /* size of buffer */
};
writev按照iov[0]、iov[1]直至iov[iovcnt-1]的顺序输出数据，且返回输出的总字节数。
readv则将读入的数据按照上面的顺序依次存入各个缓冲区，返回读到的总字节数。如果遇到文件尾端，则返回0。
该技术将一个磁盘文件映射到存储空间的一个缓冲区上，从缓冲区读写数据就相当于向文件读写数据。可以在不使用read/write函数的情况下执行I/O。
#include <sys/mman.h>
// Returns: starting address of mapped region if OK, MAP_FAILED on error
void *mmap(void *addr, size_t len, int prot, int flag, int fd, off_t off );
addr指定映射存储区的起始地址。设置为0则由系统自动分配。
prot参数指定映射存储区的保护要求，如下表所示：
| prot | 说明 |
|---|---|
| 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 |
表中前三项可以任意组合（按位或），但是保护要求不能超过文件本身的访问权限。
flag参数指定了映射区的各类属性：
MAP_FIXED：返回值必须等于addr。即要求内核必须将存储区的起始地址设置为addr，如果没有此标志且addr非0，内核仅将addr的值视为一种建议。
MAP_SHARED：表示存储操作会修改映射文件，即相当于调用write。
MAP_PRIVATE：表示存储操作会创建改映射文件的副本，所有的存储操作不会修改真实文件。
注意：
off和addr的值一般要求是虚拟系统存储页长度的倍数。
对于一些映射区不是页长整数倍的情况，系统会分配更多的映射区以满足此要求。如文件长为12字节，页长512字节，则系统会提供512字节的映射区。可以修改后面500字节的内容，但是不会作用到原文件上。
// Returns: 0 if OK, ?1 on error
int munmap(void *addr, size_t len);
进程终止或者调用munmap都会解除映射区。但是关闭文件描述符并不会解除映射，并且调用munmap也不会使映射区的内容写到磁盘文件上。
// Returns: 0 if OK, ?1 on error
int mprotect(void *addr, size_t len, int prot);
该函数可以更改一个现有映射的权限。
对于通过MAP_SHARED方式进行的映射，所作的修改不会立即写回到文件中。
// Returns: 0 if OK, ?1 on error
int msync(void *addr, size_t len, int flags);
改函数将修改的页冲洗到文件中去。
如果将flags参数指定为MS_ASYNC，则仅仅是请求一个写入操作；如果指定为MS_SYNC，那么在返回之前会等待写操作完成。这两个选项必选其一。
另外，还可以指定MS_INVALIDATE，来告诉操作系统丢弃与底层存储器没有同步的页。
原文：https://www.cnblogs.com/maxiaowei0216/p/14250323.html