你管这叫操作系统源码（十二）

打开终端设备文件

上篇说到setup一系列折腾就是为了open函数打开/dev/tty0，还有后面的两个 dup。open 函数会触发 0x80 中断，最终调用到 sys_open 这个系统调用函数，相信你已经很熟悉了。

open.c：

struct file file_table[64] = {0};

int sys_open(const char * filename,int flag,int mode) {
    struct m_inode * inode;
    struct file * f;
    int i,fd;
    mode &= 0777 & ~current->umask;

    for(fd=0 ; fd<20; fd++)
        if (!current->filp[fd])
            break;
    if (fd>=20)
        return -EINVAL;
    current->close_on_exec &= ~(1<<fd);

    f=0+file_table;
    for (i=0 ; i<64 ; i++,f++)
        if (!f->f_count) break;
    if (i>=64)
        return -EINVAL;

    (current->filp[fd]=f)->f_count++;

    i = open_namei(filename,flag,mode,&inode);

    if (S_ISCHR(inode->i_mode))
        if (MAJOR(inode->i_zone[0])==4) {
            if (current->leader && current->tty<0) {
                current->tty = MINOR(inode->i_zone[0]);
                tty_table[current->tty].pgrp = current->pgrp;
            }
        } else if (MAJOR(inode->i_zone[0])==5)
            if (current->tty<0) {
                iput(inode);
                current->filp[fd]=NULL;
                f->f_count=0;
                return -EPERM;
            }
    if (S_ISBLK(inode->i_mode))
        check_disk_change(inode->i_zone[0]);

    f->f_mode = inode->i_mode;
    f->f_flags = flag;
    f->f_count = 1;
    f->f_inode = inode;
    f->f_pos = 0;
    return (fd);
}

先用一张图来描述这一大坨代码的作用：

第一步，在进程文件描述符数组 filp 中找到一个空闲项。还记得进程的 task_struct 结构吧，其中有一个 filp 数组的字段，就是我们常说的文件描述符数组，这里先找到一个空闲项，将空闲地方的索引值即为 fd。

int sys_open(const char * filename,int flag,int mode) {
    ...
    for(int fd=0 ; fd<20; fd++)
        if (!current->filp[fd])
            break;
    if (fd>=20)
        return -EINVAL;
    ...
}

由于此时当前进程，也就是进程 1，还没有打开过任何文件，所以 0 号索引处就是空闲的，fd 自然就等于 0。

第二步，在系统文件表 file_table 中找到一个空闲项。

int sys_open(const char * filename,int flag,int mode) {
    int i;
    ...
    int f=0+file_table;
    for (i=0 ; i<64; i++,f++)
        if (!f->f_count) break;
    if (i>=64)
        return -EINVAL;
    ...
}

注意到，进程的 filp 数组大小是 20，系统的 file_table 大小是 64，可以得出，每个进程最多打开 20 个文件，整个系统最多打开 64 个文件。

第三步，将进程的文件描述符数组项和系统的文件表项，对应起来。代码中就是一个赋值操作。

int sys_open(const char * filename,int flag,int mode) {
    ...
    current->filp[fd] = f;
    ...
}

第四步，根据文件名从文件系统中找到这个文件。其实相当于找到了这个 tty0 文件对应的 inode 信息。

int sys_open(const char * filename,int flag,int mode) {
    ...
    // filename = "/dev/tty0"
    // flag = O_RDWR 读写
    // 不是创建新文件，所以 mode 没用
    // inode 是返回参数
    open_namei(filename,flag,mode,&inode);
    ...
}

接下来判断 tty0 这个 inode 是否是字符设备，如果是字符设备文件，那么如果设备号是 4 的话，则设置当前进程的 tty 号为该 inode 的子设备号。并设置当前进程tty 对应的tty 表项的父进程组号等于进程的父进程组号。这里我们暂不展开讲。

最后第五步，填充 file 数据。其实就是初始化这个 f，包括刚刚找到的 inode 值。最后返回给上层文件描述符 fd 的值，也就是零。

int sys_open(const char * filename,int flag,int mode) {
    ...
    f->f_mode = inode->i_mode;
    f->f_flags = flag;
    f->f_count = 1;
    f->f_inode = inode;
    f->f_pos = 0;
    return (fd);
    ...
}

最后再回过头看这张图，是不是就有感觉了？

其实打开一个文件，即刚刚的 open 函数，就是在上述操作后，返回一个 int 型的数值 fd，称作文件描述符。之后我们就可以对着这个文件描述符进行读写。

之所以可以这么方便，是由于通过这个文件描述符，最终能够找到其对应文件的 inode 信息，有了这个信息，就能够找到它在磁盘文件中的位置（当然文件还分为常规文件、目录文件、字符设备文件、块设备文件、FIFO 特殊文件等，这个之后再说），进行读写。

比如读函数的系统调用入口:

int sys_read (unsigned int fd, char *buf, int count) {
    ...
}

写函数的系统调用入口：

int sys_write (unsigned int fd, char *buf, int count) {
    ...
}

入参都有个 int 型的文件描述符 fd，就是刚刚 open 时返回的，就这么简单。

好，我们回过头看：

void init(void) {
    setup((void *) &drive_info);
    (void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);
    (void) dup(0);
    (void) dup(0);
}

本节利用之前 setup 加载过的根文件系统，通过 open 函数，根据文件名找到并打开了一个文件。返回给上层的是一个文件描述符，然后操作系统底层进行了一系列精巧的构造，使得一个进程可以通过一个文件描述符 fd，找到对应文件的 inode 信息。

好了，我们接着再往下看两行代码。接下来，两个一模一样的 dup 函数，什么意思呢？

其实，刚刚的 open 函数返回的为 0 号 fd，这个作为标准输入设备。

接下来的 dup 为 1 号 fd 赋值，这个作为标准输出设备。

再接下来的 dup 为 2 号 fd 赋值，这个作为标准错误输出设备。

熟不熟悉？这就是我们 Linux 中常说的 stdin、stdout、stderr。

那这个 dup 又是什么原理呢？非常简单，首先仍然是通过系统调用方式，调用到 sys_dup 函数。

int sys_dup(unsigned int fildes) {
    return dupfd(fildes,0);
}

// fd 是要复制的文件描述符
// arg 是指定新文件描述符的最小数值
static int dupfd(unsigned int fd, unsigned int arg) {
    ...
    while (arg < 20)
        if (current->filp[arg])
            arg++;
        else
            break;
    ...
    (current->filp[arg] = current->filp[fd])->f_count++;
    return arg;
}

仍然是把一些错误校验的旁路逻辑去掉了。那这个函数的逻辑非常单纯，就是从进程的 filp 中找到下一个空闲项，然后把要复制的文件描述符 fd 的信息，统统复制到这里。

那根据上下文，这一步其实就是把 0 号文件描述符，复制到 1 号文件描述符，那么 0 号和 1 号文件描述符，就统统可以通过一条路子，找到最终 tty0 这个设备文件的 inode 信息了。

那下一个 dup 就自然理解了吧，直接再来一张图：

ok，进程 1 的 init 函数的前四行就讲完了，此时进程 1 已经比进程 0 多了与 外设交互的能力，具体说来是 tty0 这个外设（也是个文件，因为 Linux 下一切皆文件）交互的能力，这句话怎么理解呢？什么叫多了这个能力？

因为进程 fork 出自己子进程的时候，这个 filp 数组也会被复制，那么当进程 1 fork 出进程 2 时，进程 2 也会拥有这样的映射关系，也可以操作 tty0 这个设备，这就是“能力”二字的体现。

而进程 0 是不具备与外设交互的能力的，因为它并没有打开任何的文件，filp 数组也就没有任何作用。进程 1 刚刚创建的时候，是 fork 的进程 0，所以也不具备这样的能力，而通过 setup 加载根文件系统，open 打开 tty0 设备文件等代码，使得进程 1 具备了与外设交互的能力，同时也使得之后从进程 1 fork 出来的进程 2 也天生拥有和进程 1 同样的与外设交互的能力。

再往后看两行找找感觉：

void init(void) {
    setup((void *) &drive_info);
    (void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);
    (void) dup(0);
    (void) dup(0);
    printf("%d buffers = %d bytes buffer space\n\r",NR_BUFFERS, \
        NR_BUFFERS*BLOCK_SIZE);
    printf("Free mem: %d bytes\n\r",memory_end-main_memory_start);
}

接下来的两行是个打印语句，其实就是基于刚刚打开并创建的 0,1,2 三个文件描述符而做出的操作。

刚刚也说了 1 号文件描述符被当做标准输出，那我们进入 printf 的实现看看有没有用到它：

static int printf(const char *fmt, ...) {
    va_list args;
    int i;
    va_start(args, fmt);
    write(1,printbuf,i=vsprintf(printbuf, fmt, args));
    va_end(args);
    return i;
}

看，中间有个 write 函数，传入了 1 号文件描述符作为第一个参数。

细节我们先不展开，这里知道它肯定是顺着这个描述符寻找到了相应的 tty0 也就是终端控制台设备，并输出在了屏幕上。我们赶紧看看实际上有没有输出。仍然是 bochs 启动 Linux 0.11 看效果：

看到了吧，真的输出了，你偷偷改下这里的源码，再看看这里的输出有没有变化吧！

本节之后，init 函数后面又要 fork 子进程了，也标志着进程 1 的工作基本结束了，准确说是能力建设的工作结束了，接下来就是控制流程和创建新的进程了。

进程2的创建

void init(void) {
    ...
    if (!(pid=fork())) {
        close(0);
        open("/etc/rc",O_RDONLY,0);
        execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc);
        _exit(2);
    }
    ...
}

我们先尝试口述翻译一遍。

1. fork 一个新的子进程，此时就是进程 2 了。

2. 在进程 2 里关闭（close） 0 号文件描述符。

3. 只读形式打开（open） rc 文件。

4. 然后执行（execve） sh 程序。

听起来还蛮合逻辑的，创建进程（fork）、关闭（close）、打开（open）、执行（execve）四步走，接下来我们一点点拆解。

fork

前面系列之九中fork中进程基本信息的复制讲过了，fork就是将进程的task_struct结构进行复制，比如进程0 fork出进程1的时候：

之后，新进程再重写一些基本信息，包括元信息和 tss 里的寄存器信息。再之后，用 copy_page_tables 复制了一下页表（这里涉及到写时复制的伏笔）,比如进程 0 复制出进程 1 的时候，页表是这样复制的：

而这里的进程 1 fork 出进程 2，也是同样的流程，不同之处在于两点细节：

1. 进程 1 打开了三个文件描述符并指向了 tty0，那这个也被复制到进程 2 了，具体说来就是进程结构 task_struct 里的 flip[] 数组被复制了一份：

   struct task_struct {
       ...
       struct file *filp[NR_OPEN];
       ...
   };
   

   而进程 0 fork 出进程 1 时是没有复制这部分信息的，因为进程 0 没有打开任何文件。这也是刚刚说的与外设交互能力的体现，即进程 0 没有与外设交互的能力，进程 1 有，哎，其实就是这个 flip 数组里有没有东西而已嘛~

2. 进程 0 复制进程 1 时页表的复制只有 160 项，也就是映射 640K，而之后进程的复制，统统都是复制 1024 项，也就是映射 4M 空间:

   int copy_page_tables(unsigned long from,unsigned long to,long size) {
       ...
       nr = (from==0)?0xA0:1024;
       ...
   }
   

整体看就是如图所示：

除此之外，就没有别的区别了。

close

fork 完之后，后面 if 里面的代码都是进程 2 在执行了。

close(0) 就是关闭 0 号文件描述符，也就是进程 1 复制过来的打开了 tty0 并作为标准输入的文件描述符，那么此时 0 号文件描述符就空出来了。下面是 close 对应的系统调用函数:

int sys_close(unsigned int fd) {   
    ...
    current->filp[fd] = NULL;
    ...
}

open

open 函数以只读形式打开了一个叫 /etc/rc 的文件，刚好占据了 0 号文件描述符的位置：

void init(void) {
    ...
    if (!(pid=fork())) {
        ...
        open("/etc/rc",O_RDONLY,0);
        ...
    }
    ...
}

这个 rc 文件表示配置文件，具体什么内容，取决于你的硬盘里这个位置放了什么内容，与操作系统内核无关，所以我们暂且不用管。此时，进程 2 与进程 1 几乎完全一样，只不过进程 2 通过 close 和 open 操作，将原来进程 1 的指向标准输入的 0 号文件描述符，重新指向了 /etc/rc 文件。

到目前为止，进程 2 与进程 1 的区别，仅仅是将 0 号文件描述符重新指向了 /etc/rc 文件，其他的没啥区别。而这个 rc 文件是干嘛的，现在还不用管，肯定是后面 sh 程序要用到的，到时候在说。

execve

接下来进程 2 就将变得不一样了，会通过一个经典的，也是最难理解的 execve 函数调用，使自己摇身一变，成为 /bin/sh 程序继续运行，这就是下一章的重点。

void init(void) {
    ...
    if (!(pid=fork())) {
        ...
        execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc);
        ...
    }
    ...
}

这里就包含着操作系统究竟是如何加载并执行一个程序的原理，包括如何从文件系统中找到这个文件，如何解析一个可执行文件（在现代的 Linux 里称作 ELF 可执行文件），如何讲可执行文件中的代码和数据加载到内存并运行。

加载到内存并运行又包含着虚拟内存等相关的知识。所以这里面的水很深，了解了这个函数，再加上 fork 函数，基本就可以把操作系统全部核心逻辑都串起来了。