Unix环境高级编程002.pdf

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1、i o c t l函数不是P O S I X.1的一部分，但是，S V R 4和4.3+B S D用其进行很多杂项设备操作。我们所示的原型是S V R 4和4.3+B S D所使用的，而较早的伯克利系统则将第二个参数说明为unsigned long。因为第二个参数总是一个头文件中的#d e f i n e名称，所以这种细节并没有什么影响。对于ANSI C原型，它用省略号表示其余参数。但是，通常另外只有一个参数，它常常是指向一个变量或结构的指针。在此原型中，我们表示的只是i o c t l函数本身所要求的头文件。通常，还要求另外的设备专用头文件。例如，除P O S I X.1所说明的基本操作之外

2、，终端i o c t l都需要头文件。目前，i o c t l的主要用途是什么呢?我们将4.3+B S D的i o c t l操作分类示于表3-4中。表3-4 4.3+BSD ioctl操作类型常数名头文件ioctl 数盘标号D I O x x x1 0文件I/OF I O x x x7磁带I/OM T I O x x x4套接口I/OS I O x x x2 5终端I/OT I O x x x3 5磁带操作使我们可以在磁带上写一个文件结束标志，反绕磁带，越过指定个数的文件或记录等等，用本章中的其他函数(r e a d、w r i t e、l s e e k等)都难于表示这些操作，所以，用 i

3、 o c t l是对这些设备进行操作的最容易的方法。在11.1 2节中存取和设置终端窗口，1 2.4节中说明流系统时，以及1 9.7节中述及伪终端的高级功能时，都将使用i o c t l。3.15 /dev/fd比较新的系统都提供名为/d e v/f d的目录，其目录项是名为 0、1、2等的文件。打开文件/d e v/f d/n等效于复制描述符n(假定描述符n是打开的)。/d e v/f d这种特征由Tom Duff开发，它首先出现在Research UNIX System的第8版中，S V R 4和4.3+B S D支持这种特征。它不是P O S I X.1的组成部分。在函数中调用：fd=o

4、pen(/dev/fd/0,mode);大多数系统忽略所指定的 m o d e，而另外一些则要求 m o d e是所涉及的文件(在这里则是标准输入)原先打开时所使用的m o d e的子集。因为上面的打开等效于：fd=dup(0);描述符0和f d共享同一文件表项(见图3-3)。例如，若描述符0被只读打开，那么我们也只对f d进行读操作。即使系统忽略打开方式，并且下列调用成功：fd=open(/dev/fd/0,O_RDWR);我们仍然不能对f d进行写操作。第3章文 件 I/O 5 1下载我们也可以用/d e v/f d作为路径名参数调用c r e a t，或调用o p e n，并同时指定O

5、_ C R E AT。这就允许调用c r e a t的程序，如果路径名参数是/d e v/f d/1等仍能工作。某些系统提供路径名/d e v/s t d i n,/d e v/s t d o u t和/d e v/s t d e r r。这些等效于/d e v/f d/0,/d e v/f d/1和/d e v/f d/2。/d e v/f d文件主要由s h e l l使用，这允许程序以对待其他路径名一样的方式使用路径名参数来处理标准输入和标准输出。例如，c a t(1)程序将命令行中的一个单独的-特别解释为一个输入文件名，该文件指的是标准输入。例如：filter file2|cat fi

6、le1-file3|lpr首先c a t读f i l e 1，接着读其标准输入(也就是filter file2命令的输出)，然后读f i l e 3，如若支持/d e v/f d，则可以删除c a t对-的特殊处理，于是我们就可键入下列命令行：filter file2|cat file1/dev/fd/0 file3|lpr在命令行中用-作为一个参数特指标准输入或标准输出已由很多程序采用。但是这会带来一些问题，例如若用-指定第一个文件，那么它看来就像开始了另一个命令行的选择项。/d e v/f d则提高了文件名参数的一致性，也更加清晰。3.16 小结本章说明了传统的UNIX I/O函数。因为每

7、个read,write都因调用系统调用而进入内核，所以称这些函数为不带缓存的 I/O函数。在只使用r e a d和w r i t e情况下，我们观察了不同的I/O长度对读文件所需时间的影响。在说明多个进程对同一文件进行添加操作以及多个进程创建同一文件时，本章介绍了原子操作。也介绍了内核用来共享打开文件信息的数据结构。在本书的稍后部分还将涉及这些数据结构。我们还介绍了i o c t l和f c n t l函数。第1 2章还将使用这两个函数，将 i o c t l用于流I/O系统，将f c n t l用于记录锁。习题3.1在当读/写磁盘文件时，本章中描述的函数是否有缓存机制？请说明原因。3.2在编

8、写一个同3.1 2节中的d u p 2功能相同的函数，要求不调用 f c n t l函数并且要有正确的出错处理。3.3在假设一个进程执行下面的3个函数调用：fd1=open(pathname,oflags);fd2=dup(fd1);fd3=open(pathname,oflags);画出结果图（见图 3-3）。对f c n t l作用于f d 1来说，F _ S E T F D命令会影响哪一个文件描述符？F _ S E T F L呢？3.4在在许多程序中都包含下面一段代码：dup2(fd,0);dup2(fd,1);dup2(fd,2);if(fd 2)5 2U N I X环境高级编程下载c

9、 l o s e(f d);为了说明i f语句的必要性，假设f d是1，画出每次调用d u p 2时3个描述符项及相应的文件表项的变化情况。然后再画出f d为3的情况。3.5在在Bourne shell和K o r n S h e l l中，d i g i t1&d i g i t2表示要将描述符 d i g i t1重定向至描述符d i g i t2的同一文件。请说明下面两条命令的区别。a.out outfile 2&1a.out 2&1 outfile（提示：s h e l l从左到右处理命令行。）3.6在如启用添加标志打开一文件以便读、写，能否用l s e e k在任一位置开始读？能否用

10、l s e e k更新文件中任一部分的数据？请写一段程序以验证之。第3章文 件 I/O 5 3下载下载下载第4章文件和目录4.1 引言上一章我们说明了执行I/O操作的基本函数。其讨论围绕普通文件的 I/O进行打开一个文件，读或写一个文件。本章将观察文件系统的其他特征和文件的性质。我们将从 s t a t函数开始，逐个说明s t a t结构的每一个成员以了解文件的所有属性。在此过程中，我们将说明修改这些属性的各个函数(更改所有者，更改许可权等)，还将更详细地察看 U N I X文件系统的结构以及符号连接。本章结束部分介绍对目录进行操作的各个函数，并且开发了一个以降序遍历目录层次结构的函数。4.2

11、 stat、fstat 和lstat 函数本章讨论的中心是三个s t a t函数以及它们所返回的信息。#include#include int stat(const char*p a t h n a m e,struct stat*b u f);int fstat(int f i l e d e s,struct stat*b u f);int lstat(const char*p a t h n a m e,struct stat*b u f);三个函数的返回：若成功则为0，若出错则为-1给定一个p a t h n a m e，s t a t函数返回一个与此命名文件有关的信息结构，f s t

12、 a t函数获得已在描述符f i l e d e s上打开的文件的有关信息。l s t a t函数类似于s t a t，但是当命名的文件是一个符号连接时，l s t a t返回该符号连接的有关信息，而不是由该符号连接引用的文件的信息。(在4.2 1节中当以降序遍历目录层次结构时，需要用到l s t a t。4.1 6节将较详细地说明符号连接。)l s t a t函数不属于POSIX 1003.1-1990标准，但很可能加到1 0 0 3.1 a中。S V R 4和4.3+B S D支持l s t a t。第二个参数是个指针，它指向一个我们应提供的结构。这些函数填写由b u f指向的结构。该结构

13、的实际定义可能随实现而有所不同，但其基本形式是：P O S I X.1未定义s t _ r d e v，s t _ b l k s i z e和s t _ b l o c k s字段，S V R 4和4.3+B S D则定义了这些字段。注意，除最后两个以外，其他各成员都为基本系统数据类型(见2.7节)。我们将说明此结构的每个成员以了解文件属性。使用s t a t函数最多的可能是ls-l命令，用其可以获得有关一个文件的所有信息。4.3 文件类型至今我们已介绍了两种不同的文件类型普通文件和目录。U N I X系统的大多数文件是普通文件或目录，但是也有另外一些文件类型：(1)普通文件(regular

14、 file)。这是最常见的文件类型，这种文件包含了某种形式的数据。至于这种数据是文本还是二进制数据对于内核而言并无区别。对普通文件内容的解释由处理该文件的应用程序进行。(2)目录文件(directory file)。这种文件包含了其他文件的名字以及指向与这些文件有关信息的指针。对一个目录文件具有读许可权的任一进程都可以读该目录的内容，但只有内核可以写目录文件。(3)字符特殊文件(character special file)。这种文件用于系统中某些类型的设备。(4)块特殊文件(block special file)。这种文件典型地用于磁盘设备。系统中的所有设备或者是字符特殊文件，或者是块特殊文

15、件。(5)F I F O。这种文件用于进程间的通信，有时也将其称为命名管道。1 4.5节将对其进行说明。(6)套接口(s o c k e t)。这种文件用于进程间的网络通信。套接口也可用于在一台宿主机上的进程之间的非网络通信。第1 5章将用套接口进行进程间的通信。只有4.3+B S D才返回套接口文件类型，虽然S V R 4支持用套接口进行进程间通信，但现在是经由套接口函数库实现的，而不是通过内核内的套接口文件类型，将来的S V R 4版本可能会支持套接口文件类型。(7)符号连接(symbolic link)。这种文件指向另一个文件。4.1 6节将更多地述及符号连接。文件类型信息包含在 s t

16、 a t结构的s t _ m o d e成员中。可以用表4-1中的宏确定文件类型。这些宏的参数都是s t a t结构中的s t _ m o d e成员。表4-1 在中的文件类型宏宏文 件 类 型S _ I S R E G()普通文件S _ I S D I R()目录文件S _ I S C H R()字符特殊文件S _ I S B L K()块特殊文件第4章文件和目录5 5下载（续）宏文 件 类 型S _ I S F I F O()管道或F I F OS _ I S L N K()符号连接（P O S I X.1或S V R 4无此类型）S _ I S S O C K()套接字（P O S I

17、X.1或S V R 4无此类型）实例程序4-1取其命令行参数，然后针对每一个命令行参数打印其文件类型。程序4-1 对每个命令行参数打印文件类型程序4-1的样本输出是：5 6U N I X环境高级编程下载其中，在第一命令行末端我们键入了一个反斜线，通知 s h e l l要在下一行继续键入命令，然后s h e l l在下一行上用其第二提示符。我们特地使用了l s t a t函数而不是s t a t函数以便检测符号连接。如若使用了s t a t函数，则决不会观察到符号连接。早期的U N I X版本并不提供S _ I S x x x宏，于是就需要将s t _ m o d e与屏蔽字S _ I F M

18、 T逻辑与，然后与名为S _ I F x x x的常数相比较。S V R 4和4.3+B S D在文件中定义了此屏蔽字和相关的常数。如若查看此文件，则可找到S _ I S D I R宏定义为：#define S_ISDIR(mode)(mode)&S_IFMT)=S_IFDIR)我们说过，普通文件是最主要的文件类型，但是观察一下在一个给定的系统中各种文件的比例是很有意思的。表4-2中显示了在一个中等规模的系统中的统计值。这一数据是由 4.2 1节中的程序得到的。表4-2 不同类型文件的计数值和比例文 件 类 型计数值比例(%)普通文件30 3699 1.7目录1 9015.7符号连接4 1 6

19、1.3字符特殊3 7 31.1块特殊6 10.2套接口50.0F I F O10.04.4 设置-用户-I D和设置-组-I D与一个进程相关联的I D有六个或更多，它们示于表4-3中。表4-3 与每个进程相关联的用户I D和组I D实际用户I D我们实际上是谁实际组I D有效用户I D有效组I D用于文件存取许可权检查添加组I D保存设置-用户-I D由e x e c函数保存保存设置-组-I D 实际用户I D和实际组I D标识我们究竟是谁。这两个字段在登录时取自口令文件中的登录项。通常，在一个登录会话期间这些值并不改变，但是超级用户进程有方法改变它们，8.1 0节将说明这些方法。有效用户I

20、 D，有效组I D以及添加组I D决定了我们的文件访问权，下一节将对此进行说明(我们已在1.8节中说明了添加组I D)。保存的设置-用户-I D和设置-组-I D在执行一个程序时包含了有效用户 I D和有效组I D的副本，在8.1 0节中说明s e t u i d函数时，将说明这两个保存值的作用。第4章文件和目录5 7下载在P O S I X.1中，这些保存的I D是可选择的。一个应用程序在编译时可测试常数_ P O S I X _ S AV E D _ I D S，或在运行时以参数_ S C _ S AV E D _ I D S调用函数s y s c o n f，以判断此实现是否支持这种特征

21、。S V R 4支持此特征。FIPS 151-1要求P O S I X.1的这种可选择特征。通常，有效用户I D等于实际用户I D，有效组I D等于实际组I D。每个文件有一个所有者和组所有者，所有者由 s t a t结构中的 s t _ u i d表示，组所有者则由s t _ g i d成员表示。当执行一个程序文件时，进程的有效用户 I D通常就是实际用户 I D，有效组I D通常是实际组I D。但是可以在文件方式字(s t _ m o d e)中设置一个特殊标志，其定义是“当执行此文件时，将进程的有效用户I D设置为文件的所有者(s t _ u i d)”。与此相类似，在文件方式字中可以设

22、置另一位，它使得执行此文件的进程的有效组 I D设置为文件的组所有者(s t _ g i d)。在文件方式字中的这两位被称之为设置-用户-I D(s e t-u s e r-I D)位和设置-组-I D(s e t-g r o u p-I D)位。例如，若文件所有者是超级用户，而且设置了该文件的设置-用户-I D位，然后当该程序由一个进程运行时，则该进程具有超级用户优先权。不管执行此文件的进程的实际用户I D是什么，都作这种处理。作为一个例子，U N I X程序p a s s w d(1)允许任一用户改变其口令，该程序是一个设置-用户-I D程序。因为该程序应能将用户的新口令写入口令文件中(一

23、般是/e t c/p a s s w d或/etc/shadow),而只有超级用户才具有对该文件的写许可权，所以需要使用设置-用户-I D特征。因为运行设置-用户-I D程序的进程通常得到额外的许可权，所以编写这种程序时要特别谨慎。第8章将更详细地讨论这种类型的程序。再返回到s t a t函数，设置-用户-I D位及设置-组-I D位都包含在s t _ m o d e值中。这两位可用常数S _ I S U I D和S _ I S G I D测试。4.5 文件存取许可权s t _ m o d e值也包含了对文件的存取许可权位。当提及文件时，指的是前面所提到的任何类型的文件。所有文件类型(目录，字

24、符特别文件等)都有存取许可权。很多人认为只有普通文件有存取许可权，这是一种误解。每个文件有9个存取许可权位，可将它们分成三类，见表4-4。在表4-4开头三行中，术语用户指的是文件所有者。c h m o d(1)命令用于修改这9个许可权位。该命令允许我们用 u表示用户(所有者)，用g表示组，用o表示其他。有些书把这三种用户类型分别称之为所有者，组和世界。这会造成混乱，因为c h m o d命令用o表示其他，而不是所有者。我们将使用术语用户、组和其他，以便与c h m o d命令一致。图中的三类存取许可权读、写及执行以各种方式由不同的函数使用。我们将这些不同的使用方法列在下5 8U N I X环境

25、高级编程下载表4-4 9个存取许可权位，取自s t _ m o d e屏蔽意义S _ I R U S R用户-读S _ I W U S R用户-写S _ I X U S R用户-执行S _ I R G R P组-读S _ I W G R P组-写S _ I X G R P组-执行S _ I R O T H其他-读S _ I W O T H其他-写S _ I X O T H其他-执行面，当说明这些函数时，再进一步作讨论。第一个规则是，我们用名字打开任一类型的文件时，对该名字中包含的每一个目录，包括它可能隐含的当前工作目录都应具有执行许可权。这就是为什么对于目录其执行许可权位常被称为搜索位的原因。

26、例如，为了打开文件/u s r/d i c t/w o r d s，需要具有对目录/,/usr,/usr/dict的执行许可权。然后，需要对该文件本身的适当许可权，这取决于以何种方式打开它(只读，读-写等)。如果当前目录是/u s r/d i c t,那么为了打开文件w o r d s，需要有对该目录的执行许可。如在指定打开文件w o r d s时，可以隐含当前目录，而不用显式地提及/u s r/d i c t，也可使用./w o r d s。注意，对于目录的读许可权和执行许可权的意义不相同。读许可权允许我们读目录，获得在该目录中所有文件名的列表。当一个目录是我们要存取文件的路径名的一个分量时

27、，对该目录的执行许可权使我们可通过该目录(也就是搜索该目录，寻找一个特定的文件名)。引用隐含目录的另一个例子是，如果 PAT H环境变量(8.4节将说明)指定了一个我们不具有执行许可权的目录，那么s h e l l决不会在该目录下找到可执行文件。对于一个文件的读许可权决定了我们是否能够打开该文件进行读操作。这对应于 o p e n函数的O _ R D O N LY和O _ R D W R标志。对于一个文件的写许可权决定了我们是否能够打开该文件进行写操作。这对应于 o p e n函数的O _ W R O N LY和O _ R D W R标志。为了在o p e n函数中对一个文件指定O _ T R

28、 U N C标志，必须对该文件具有写许可权。为了在一个目录中创建一个新文件，必须对该目录具有写许可权和执行许可权。为了删除一个文件，必须对包含该文件的目录具有写许可权和执行许可权。对该文件本身则不需要有读、写许可权。如果用6个e x e c函数（见8.9节）中的任何一个执行某个文件，都必须对该文件具有执行许可权。进程每次打开、创建或删除一个文件时，内核就进行文件存取许可权测试，而这种测试可能涉及文件的所有者(s t _ u i d和s t _ g i d)，进程的有效ID(有效用户I D和有效组I D)以及进程的添加组ID(若支持的话)。两个所有者I D是文件的性质，而有效I D和添加组I D

29、则是进程的性质。内核进行的测试是：(1)若进程的有效用户I D是0(超级用户)，则允许存取。这给予了超级用户对文件系统进行处理的最充分的自由。(2)若进程的有效用户I D等于文件的所有者I D(也就是该进程拥有此文件)：(a)若适当的所有者存取许可权位被设置，则允许存取。(b)否则拒绝存取。适当的存取许可权位指的是，若进程为读而打开该文件，则用户-读位应为1；若进程为写而打开该文件，则用户-写位应为1；若进程将执行该文件，则用户-执行位应为1。(3)若进程的有效组I D或进程的添加组I D之一等于文件的组I D：(a)若适当的组存取许可权位被设置，则允许存取。(b)否则拒绝存取。(4)若适当的

30、其他用户存取许可权位被设置，则允许存取，否则拒绝存取。按顺序执行这四步。注意，如若进程拥有此文件(第(2)步)，则按用户存取许可权批准或拒绝该进程对文件的存取不查看组存取许可权。相类似，若进程并不拥有该文件。但进程属于某个适当的组，则按组存取许可权批准或拒绝该进程对文件的存取不查看其他用户的存第4章文件和目录5 9下载取许可权。4.6 新文件和目录的所有权在第3章中，当说明用o p e n或c r e a t创建新文件时，没有说明赋予新文件的用户 I D和组I D的值是什么。4.2 0节将说明如何创建一个新目录以及 m k d i r函数。关于新目录的所有权的规则与本节将说明的新文件的所有权的

31、规则相同。新文件的用户I D设置为进程的有效用户I D。关于组I D，P O S I X.1允许选择下列之一作为新文件的组I D。(1)新文件的组I D可以是进程的有效组I D。(2)新文件的组I D可以是它所在目录的组I D。在S V R 4中，新文件的组I D取决于它所在的目录的设置-组-I D位是否设置。如果该目录的这一位已经设置，则新文件的组 I D设置为目录的组I D；否则新文件的组I D设置为进程的有效组I D。4.3+B S D总是使用目录的组I D作为新文件的组I D。其他系统允许以一个文件系统作为单位在 P O S I X.1所允许的两种方法中选择一种，为此在m o u n

32、t(1)命令中使用了一个特殊标志。FIPS 151-1要求一个新文件的组I D是它所在目录的组I D。使用P O S I X.1所允许的第二种方法(继承目录的组I D)使得在某个目录下创建的文件和目录都具有该目录的组I D。于是文件和目录的组所有权从该点向下传递。例如，在/v a r/s p o o l目录中就使用这种方法。正如前面提到的，这种设置组所有权的方法对 4.3+B S D是系统默认的，对S V R 4则是可选择的。在S V R 4之下，必须设置-组-I D位。更进一步，为使这种方法能够正常工作，S V R 4的m k d i r函数要自动地传递一个目录的设置-组-I D位（4.2

33、0节将说明m k d i r就是这样做的）。4.7 access函数正如前面所说，当用o p e n函数打开一个文件时，内核以进程的有效用户I D和有效组I D为基础执行其存取许可权测试。有时，进程也希望按其实际用户 I D和实际组I D来测试其存取能力。例如当一个进程使用设置-用户-I D，或设置-组-I D特征作为另一个用户(或组)运行时，这就可能需要。即使一个进程可能已经设置-用户-I D为根，它仍可能想验证实际用户能否存取一个给定的文件。a c c e s s函数是按实际用户I D和实际组I D进行存取许可权测试的。(经过4.5节结束部分中所述的四个步骤，但将有效改为实际。)#i n

34、c l u d e int access(const char*p a t h n a m e,int m o d e);返回：若成功则为0，若出错则为-16 0U N I X环境高级编程下载其中，m o d e是表4-5中所列常数的逐位或运算。表4-5 access函数的m o d e常数，取自m o d e说明R _ O K测试读许可权W _ O K测试写许可权X _ O K测试执行许可权F _ O K测试文件是否存在实例程序4-2显示了a c c e s s函数的使用。程序4-2 access函数实例下面是该程序的一些运行结果：$ls-1 a.out-rwxrwxr-x 1 steven

35、s 105216 Jan 18 08:48 a.out$a.out a.outread access OKopen for reading OK$ls-1/etc/uucp/Systems-rw-r-1 uucp 1441 Jul 18 15:05/etc/uucp/Systems$a.out/etc/uucp/Systemsaccess error for/etc/uucp/Systems:Permission deniedopen error for/etc/uucp/Systems:Permission denied$s u成为超级用户P a s s w o r d:输入超级用户口令#c

36、hown uucp a.out将文件用户改为u u c p#chmod u+s a.out并打开设置-用户-I D位$ls-1 a.out 检查所有者和S U I D位-rwsrwxr-x 1 uucp 105216 Jan 18 08:48 a.out第4章文件和目录6 1下载#exit 回到正常用户$a.out/etc/uucp/Systemsaccess error for/etc/uucp/Systems:Permission deniedopen for reading OK在本例中，设置-用户-I D程序可以确定实际用户不能读某个文件，而 o p e n函数却能打开该文件。在上例及

37、第8章中，我们有时要成为超级用户，以便例示某些功能是如何工作的。如果你使用多用户系统，但无超级用户许可权，那么你就不能完整地重复这些实例。4.8 umask函数至此我们已说明了与每个文件相关联的 9个存取许可权位，在此基础上我们可以说明与每个进程相关联的文件方式创建屏蔽字。u m a s k函数为进程设置文件方式创建屏蔽字，并返回以前的值。(这是少数几个没有出错返回的函数中的一个。)#include#include mode_t umask(mode_t c m a s k);返回：以前的文件方式创建屏蔽字其中，参数c m a s k由表4-4中的9个常数(S _ I R U S R,S _

38、I W U S R等)逐位“或”构成的。在进程创建一个新文件或新目录时，就一定会使用文件方式创建屏蔽字(回忆3.3和3.4节，在那里我们说明了o p e n和c r e a t函数。这两个函数都有一个参数 m o d e，它指定了新文件的存取许可权位)。我们将在4.2 0节说明如何创建一个新目录，在文件方式创建屏蔽字中为 1的位，在文件m o d e中的相应位则一定被转成0。实例程序4-3创建了两个文件，创建第一个时，u m a s k值为0，创建第二个时，u m a s k值禁止所有组和其他存取许可权。若运行此程序可得如下结果，从中可见存取许可权是如何设置的。$u m a s k第一次打印当

39、前文件方式创建屏蔽字0 2$a.o u t4 ls-1 foo bar-rw-1 stevens 0 Nov 16 16:23 bar-rw-rw-rw-1 stevens 0 Nov 16 16:23 foo$u m a s k观察文件方式创建屏蔽字是否更改0 2程序4-3 umask函数实例6 2U N I X环境高级编程下载4.9 chmod和f c h m o d函数这两个函数使我们可以更改现存文件的存取许可权。#include#include int chmod(const char*p a t h n a m e,mode_t m o d e);int fchmod(int f i

40、 l e d e s,mode_t m o d e);两个函数返回：若成功则为0，若出错则为-1c h m o d函数在指定的文件上进行操作，而f c h m o d函数则对已打开的文件进行操作。f c h m o d函数并不是P O S I X.1的组成部分。它是S V R 4和4.3+B S D的扩充部分。为了改变一个文件的许可权位，进程的有效用户 I D必须等于文件的所有者，或者该进程必须具有超级用户许可权。参数m o d e是表4-6中所示常数的某种逐位或运算。表4-6 chmod函数的m o d e常数，取自m o d e说明S _ I S U I D执行时设置-用户-I DS _

41、I S G I D执行时设置-组-I DS _ I S V T X保存正文S _ I R W X U用户（所有者）读、写和执行S _ I R U S R用户（所有者）读S _ I W U S R用户（所有者）写S _ I X U S R用户（所有者）执行S _ I R W X G组读、写和执行S _ I R G R P组读S _ I W G R P组写S _ I X G R P组执行第4章文件和目录6 3下载（续）m o d e说明S _ I R W X O其他读、写和执行S _ I R O T H其他读S _ I W O T H其他写S _ I X O T H其他执行注意，在表4-6中，有9

42、项是取自表4-4中的9个文件存取许可权位。我们另外加上了两个设置-I D常数(S _ I SU GID),保存-正文常数(S _ I S V T X)，以及三个组合常数(S _ I RW XU G O)。(这里使用了标准U N I X字符类算符，表示方括号算符中的任何一个字符。例如，最后一个，S _ I RW XU G O表示了三个常数：S _ I RW X U、S _ I RW X G和S _ I RW X O。这一字符类算符是大多数UNIX shell和很多标准U N I X应用程序都提供的正规表达式的一种形式。)保存-正文位(S _ I S V T X)不是P O S I X.1的一部分

43、。我们在下一节说明其目的。实例先回忆一下为例示u m a s k函数我们运行程序4-3时，文件f o o和b a r的最后状态：$ls-1 foo bar-rw-1 stevens 0 Nov 16 16:23 bar-rw-rw-rw-1 stevens 0 Nov 16 16:23 foo程序4-4修改了这两个文件的方式。在运行程序4-4后，我们见到的这两个文件的最后状态是：$ls-1 foo bar-rw-r-r-1 stevens 0 Nov 16 16:23 bar-rw-rwlrw-1 stevens 0 Nov 16 16:23 foo在本例中，我们相对于f o o的当前状态设置

44、其许可权。为此，先调用 s t a t获得其当前许可权，然后修改它。我们已显式地打开了设置-组-I D位、关闭了组-执行位。对普通文件这样做的结果是对该文件可以加强制性记录锁，我们将在 1 2.3节中讨论强制性锁。注意，l s命令将组-执行许可权表示为l，它表示对该文件可以加强制性记录锁。对文件 b a r，不管其当前许可权位如何，我们将其许可权设置为一绝对值。程序4-4 chmod函数实例6 4U N I X环境高级编程下载最后也要注意到，在我们运行程序4-4后，l s命令列出的时间和日期并不改变。在4.1 8节中，我们会了解到c h m o d函数更新的只是i节点最近一次被更改的时间。按系

45、统默认方式，ls-l列出的是最后修改文件内容的时间。c h m o d函数在下列条件下自动清除两个许可权位。如果我们试图设置普通文件的粘住位(S _ I S V T X)，而且又没有超级用户优先权，那么m o d e中的粘住位自动被关闭(我们将在下一节说明粘住位)。这意味着只有超级用户才能设置普通文件的粘住位。这样做的理由是可以防止不怀好意的用户设置粘住位，并试图以此方式填满交换区(如果系统支持保存-正文特征的话)。新创建文件的组I D可能不是调用进程所属的组。回忆一下4.6节，新文件的组I D可能是父目录的组I D。特别地，如果新文件的组I D不等于进程的有效组I D或者进程添加组I D中的

46、一个，以及进程没有超级用户优先数，那么设置-组-I D位自动被关闭。这就防止了用户创建一个设置-组-I D文件，而该文件是由并非该用户所属的组拥有的。4.3+B S D和其他伯克利导出的系统增加了另外的安全性特征以试图防止保护位的错误使用。如果一个没有超级用户优先权的进程写一个文件，则设置-用户-I D位和设置-组-I D位自动被清除。如果一个不怀好意的用户找到一个他可以写的设置-组-I D和设置-用户-I D文件，即使他可以修改此文件，但失去了对该文件的特别优先权。4.10 粘住位S _ I S V T X位有一段有趣的历史。在U N I X的早期版本中，有一位被称为粘住位（sticky b

47、it）。如果一个可执行程序文件的这一位被设置了，那么在该程序第一次执行并结束时，该程序正文的一个文本被保存在交换区。(程序的正文部分是机器指令部分。)这使得下次执行该程序时能较快地将其装入内存区。其原因是：在交换区，该文件是被连续存放的，而在一般的 U N I X文件系统中，文件的各数据块很可能是随机存放的。对于常用的应用程序，例如文本编辑程序和编译程序的各部分常常设置它们所在文件的粘住位。自然，对交换区中可以同时存放的设置了粘住位的文件数有一定限制，以免过多占用交换区空间，但无论如何这是一个有用的技术。因为在系统再次自举前，文件的正文部分总是在交换区中，所以使用了名字“粘住”。后来的U N

48、I X版本称之为保存-正文位（saved-text bit），因此也就有了常数 S _ I S V T X。现今较新的U N I X系统大多数都具有虚存系统以及快速文件系统，所以不再需要使用这种技术。S V R 4和4.3+B S D中粘住位的主要针对目录。如果对一个目录设置了粘住位，则只有对该目录具有写许可权的用户并且满足下列条件之一，才能删除或更名该目录下的文件：拥有此文件。拥有此目录。是超级用户。目录/t m p和/v a r/s p o o l/u u c p p u b l i c是设置粘住位的候选者这两个目录是任何用户都可在其中第4章文件和目录6 5下载创建文件的目录。这两个目录对

49、任一用户(用户、组和其他)的许可权通常都是读、写和执行。但是用户不应能删除或更名属于其他人的文件，为此在这两个目录的文件方式中都设置了粘住位。P O S I X.1没有定义粘住位，但S V R 4和4.3+B S D则支持这种特征。4.11 chown,fchown和l c h o w n函数c h o w n函数可用于更改文件的用户I D和组I D。#include#include int chown(const char*p a t h n a m e,uid_to w n e r,gid_t g ro u p);int fchown(int f i l e d e s,uid_t o w

50、 n e r,gid_t g ro u p);int lchown(const char*p a t h n a m e,uid_t o w n e r,gid_t g ro u p);三个函数返回：若成功则为0，若出错则为-1除了所引用的文件是符号连接以外，这三个函数的操作相类似。在符号连接情况下，l c h o w n更改符号连接本身的所有者，而不是该符号连接所指向的文件。f c h o w n函数并不在POSIX 1003.1-1990标准中，但很可能被加到 1 0 0 3.1 a中。S V R 4和4.3+B S D都支持f c h o w n。只有S V R 4支持l c h o w