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文件的写入是否是原子的？多个线程写入同一个文件是否会写错乱?多个进程写入同一个文件是否会写错乱？想必这些问题多多少少会对我们产生一定的困扰，即使知道结果，很多时候也很难将这其中的原理清晰的表达给提问者，侯捷曾说过，源码面前,了无秘密，那么本文也希望从源代码的角度分析上述问题。在开始之前我们需要补充一下Linux 文件相关的一些基础原理，便于更好的看懂Linux源代码。
学过Linux的读者想必都应该知道文件的数据分为两个部分，一个部分就是文件数据本身，另外一个部分则是文件的元数据，也就是inode、权限、扩展属性、mtime、ctime、atime等等，inode对于一个文件来说及其的重要，可以唯一的标识一个文件(实际应该是inode + dev号，唯一标识一个文件，更准确来说应该是在同一个文件系统的前提下才成立，不同的文件系统inode是会重复的，不过这不是重点，姑且这里不严谨的认为inode就是用来唯一标识一个文件的吧)，内核中将inode号和文件的元数据构建为一个struct inode对象，该对象结构如下:
struct inode { umode_t i_mode; uid_t i_uid; gid_t i_gid; unsigned long i_ino; atomic_t i_count; dev_t i_rdev; loff_t i_size; struct timespec i_atime; struct timespec i_mtime; struct timespec i_ctime; .......// 省略}; 通过这个inode对象就可以关联一个文件，然后对这个文件进行读写操作，Linux内核对于文件同样也有一个struct file对象来表示，该对象结构如下:
struct file { ..... const struct file_operations *f_op; loff_t f_pos; struct address_space *f_mapping; ....// 省略}; 有几个成员比较关键，一个是f_op，文件操作的方法集合，文件操作不用关心其底层的文件系统是什么，直接通过f_op成员找到对应的方法即可。另外一个则是f_pos，也就是这个文件读到哪里了，或者说是写到哪里了，是一个偏移量。一个进程打开一个文件的时候就会在内核中创建一个struct file对象，读取文件的时候则分为以下几步:
struct file对象struct file对象获取当前的offset，也就是读取f_pos成员一次读文件的过程便是如此，对应到代码也是非常的清晰，如下:
// vfs_read -> do_sync_readssize_t do_sync_read(struct file *filp, char __user *buf, size_t len, loff_t *ppos){ struct iovec iov = { .iov_base = buf, .iov_len = len }; struct kiocb kiocb; ssize_t ret; // 设置要读取的长度和开始的偏移量 init_sync_kiocb(&kiocb, filp); kiocb.ki_pos = *ppos; kiocb.ki_left = len; kiocb.ki_nbytes = len; for (;;) { // 实际开始进行读取操作 ret = filp->f_op->aio_read(&kiocb, &iov, 1, kiocb.ki_pos); if (ret != -EIOCBRETRY) break; wait_on_retry_sync_kiocb(&kiocb); } if (-EIOCBQUEUED == ret) ret = wait_on_sync_kiocb(&kiocb); // 读完后更新最后的offset *ppos = kiocb.ki_pos; return ret;} 文件的写入也是如此，拿到offet，调用实际的写入方法，最后更新offset。到此为止一个文件的读和写的大体过程我们是清楚了，很显然上述的过程并不是原子的，无论是文件的读还是写，都至少有两个步骤，一个是拿offset，另外一个则是实际的读和写。并且在整个过程中并没有看到加锁的动作，那么第一个问题就得到了解决。对于第二个问题我们可以简要的分析下，假如有两个线程，第一个线程拿到offset是1，然后开始写入，在写入的过程中，第二个线程也去拿offset，因为对于一个文件来说多个线程是共享同一个struct file结构，因此拿到的offset仍然是1，这个时候线程1写结束，更新offset，然后线程2开始写。最后的结果显而易见，线程2覆盖了线程1的数据，通过分析可知，多线程写文件不是原子的，会产生数据覆盖。但是否会产生数据错乱，也就是数据交叉写入了?其实这种情况是不会发生的，至于为什么请看下面这段代码:
ssize_t generic_file_aio_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov, unsigned long nr_segs, loff_t pos){ struct file *file = iocb->ki_filp; struct inode *inode = file->f_mapping->host; struct blk_plug plug; ssize_t ret; BUG_ON(iocb->ki_pos != pos); // 文件的写入其实是加锁的 mutex_lock(&inode->i_mutex); blk_start_plug(&plug); ret = __generic_file_aio_write(iocb, iov, nr_segs, &iocb->ki_pos); mutex_unlock(&inode->i_mutex); if (ret > 0 || ret == -EIOCBQUEUED) { ssize_t err; err = generic_write_sync(file, pos, ret); if (err < 0 && ret > 0) ret = err; } blk_finish_plug(&plug); return ret;}EXPORT_SYMBOL(generic_file_aio_write); 所以并不会产生数据错乱，只会存在数据覆盖的问题，既然如此我们在实际的进行文件读写的时候是否需要进行加锁呢? 加锁的确是可以解决问题的，但是在这里未免有点牛刀杀鸡的感觉，好在OS给我们提供了原子写入的方法，第一种就是在打开文件的时候添加O_APPEND标志，通过O_APPEND标志将获取文件的offset和文件写入放在一起用锁进行了保护，使得这两步是原子的，具体代码可以看上面代码中的__generic_file_aio_write函数。
ssize_t __generic_file_aio_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov, unsigned long nr_segs, loff_t *ppos){ struct file *file = iocb->ki_filp; struct address_space * mapping = file->f_mapping; size_t ocount; /* original count */ size_t count; /* after file limit checks */ struct inode *inode = mapping->host; loff_t pos; ssize_t written; ssize_t err; ocount = 0; err = generic_segment_checks(iov, &nr_segs, &ocount, VERIFY_READ); if (err) return err; count = ocount; pos = *ppos; vfs_check_frozen(inode->i_sb, SB_FREEZE_WRITE); /* We can write back this queue in page reclaim */ current->backing_dev_info = mapping->backing_dev_info; written = 0; // 重点就在这个函数 err = generic_write_checks(file, &pos, &count, S_ISBLK(inode->i_mode)); if (err) goto out; ......// 省略}inline int generic_write_checks(struct file *file, loff_t *pos, size_t *count, int isblk){ struct inode *inode = file->f_mapping->host; unsigned long limit = rlimit(RLIMIT_FSIZE); if (unlikely(*pos < 0)) return -EINVAL; if (!isblk) { /* FIXME: this is for backwards compatibility with 2.4 */ // 如果带有O_APPEND标志，会直接拿到文件的大小，设置为新的offset if (file->f_flags & O_APPEND) *pos = i_size_read(inode); if (limit != RLIM_INFINITY) { if (*pos >= limit) { send_sig(SIGXFSZ, current, 0); return -EFBIG; } if (*count > limit - (typeof(limit))*pos) { *count = limit - (typeof(limit))*pos; } } } ......// 省略} 通过上面的代码可知，如果带有O_APPEND标志的情况，在文件真正写入之前会调用generic_write_checks进行一些检查，在检查的时候如果发现带有O_APPEND标志就将offset设置为文件的大小。而这整个过程都是在加锁的情况下完成的，所以带有O_APPEND标志的情况下，文件的写入是原子的，多线程写文件是不会导致数据错乱的。另外一种情况就是pwrite系统调用，pwrite系统调用通过让用户指定写入的offset，值得整个写入的过程天然的变成原子的了，在上文说到，整个写入的过程是因为获取offset和文件写入是两个独立的步骤，并没有加锁，通过pwrite省去了获取offset这一步，最终整个文件写入只有一步加锁的文件写入过程了。pwrite的代码如下:
SYSCALL_DEFINE(pwrite64)(unsigned int fd, const char __user *buf, size_t count, loff_t pos){ struct file *file; ssize_t ret = -EBADF; int fput_needed; if (pos < 0) return -EINVAL; file = fget_light(fd, &fput_needed); if (file) { ret = -ESPIPE; if (file->f_mode & FMODE_PWRITE) // 直接把offset也就是pos传递进去，而普通的write需要 // 需要先从struct file中拿到offset，然后传递进去 ret = vfs_write(file, buf, count, &pos); fput_light(file, fput_needed); } return ret;}SYSCALL_DEFINE3(write, unsigned int, fd, const char __user *, buf, size_t, count){ struct file *file; ssize_t ret = -EBADF; int fput_needed; file = fget_light(fd, &fput_needed); if (file) { // 第一步拿offset loff_t pos = file_pos_read(file); // 第二步实际的写入 ret = vfs_write(file, buf, count, &pos); // 第三步写回offset file_pos_write(file, pos); fput_light(file, fput_needed); } return ret;} 最后一个问题是多个进程写同一个文件是否会造成文件写错乱，直观来说是多进程写文件不是原子的，这是很显而易见的，因为每个进程都拥有一个struct file对象，是独立的，并且都拥有独立的文件offset，所以很显然这会导致上文中说到的数据覆盖的情况，但是否会导致数据错乱呢?，答案是不会，虽然struct file对象是独立的，但是struct inode是共享的(相同的文件无论打开多少次都只有一个struct inode对象)，文件的最后写入其实是先要写入到页缓存中，而页缓存和struct inode是一一对应的关系，在实际文件写入之前会加锁，而这个锁就是属于struct inode对象(见上文中的mutex_lock(&inode->i_mutex))的，所有无论有多少个进程或者线程，只要是对同一个文件写数据，拿到的都是同一把锁，是线程安全的，所以也不会出现数据写错乱的情况。
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