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第33回 | 打开终端设备文件

闪客 无聊的闪客 2024-03-19

新读者看这里,老读者直接跳过。


本系列会以一个读小说的心态,从开机启动后的代码执行顺序,带着大家阅读和赏析 Linux 0.11 全部核心代码,了解操作系统的技术细节和设计思想。


本回的内容属于第四部分。



你会跟着我一起,看着一个操作系统从啥都没有开始,一步一步最终实现它复杂又精巧的设计,读完这个系列后希望你能发出感叹,原来操作系统源码就是这破玩意。


以下是已发布文章的列表,详细了解本系列可以先从开篇词看起。


开篇词


第一部分 进入内核前的苦力活


第1回 | 最开始的两行代码

第2回 | 自己给自己挪个地儿

第3回 | 做好最最基础的准备工作

第4回 | 把自己在硬盘里的其他部分也放到内存来

第5回 | 进入保护模式前的最后一次折腾内存

第6回 | 先解决段寄存器的历史包袱问题

第7回 | 六行代码就进入了保护模式

第8回 | 烦死了又要重新设置一遍 idt 和 gdt

第9回 | Intel 内存管理两板斧:分段与分页

第10回 | 进入 main 函数前的最后一跃!

第一部分总结与回顾


第二部分 大战前期的初始化工作


第11回 | 整个操作系统就 20 几行代码

第12回 | 管理内存前先划分出三个边界值

第13回 | 主内存初始化 mem_init

第14回 | 中断初始化 trap_init

第15回 | 块设备请求项初始化 blk_dev_init

第16回 | 控制台初始化 tty_init

第17回 | 时间初始化 time_init

第18回 | 进程调度初始化 sched_init

第19回 | 缓冲区初始化 buffer_init

第20回 | 硬盘初始化 hd_init

第二部分总结与回顾


第三部分:一个新进程的诞生


第21回 | 新进程诞生全局概述

第22回 | 从内核态切换到用户态

第23回 | 如果让你来设计进程调度

第24回 | 从一次定时器滴答来看进程调度

第25回 | 通过 fork 看一次系统调用

第26回 | fork 中进程基本信息的复制

第27回 | 透过 fork 来看进程的内存规划

第三部分总结与回顾


第28回 | 番外篇 - 我居然会认为权威书籍写错了...

第29回 | 番外篇 - 让我们一起来写本书?

第30回 | 番外篇 - 写时复制就这么几行代码


第四部分:shell 程序的到来

第31回 | 拿到硬盘信息
第32回 | 加载根文件系统
第33回 | 打开终端设备文件(本文)


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本系列的 GitHub 地址如下,希望给个 star 以示鼓励(文末阅读原文可直接跳转)

https://github.com/sunym1993/flash-linux0.11-talk




------- 正文开始 -------




书接上回,上回书咱们说到, setup 函数的一番折腾,加载了根文件系统,顺着根 inode 可以找到所有文件,为后续工作奠定了基础。

 

 

而有了这个功能后,下一行 open 函数可以通过文件路径,从硬盘中把一个文件的信息方便地拿到。

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

那我们接下来的焦点就在这个 open 函数,以及它要打开的文件 /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);
}

这么大一坨别怕,我们慢慢来分析,我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。一样的玩法。

int sys_open(const char * filename,int flag,int mode) {
    int i;
    ...
    struct file * 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);
}

上一讲中我们讲了 setup 加载根文件系统的事情。

 

这一讲中利用之前 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。


打开文件,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 stdinstdoutstderr

 

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;
}

我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。

 

 

气不气,消耗了你两次流量,谁让你不懂呢,哈哈哈哈~

 

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。

 

好了,本文就讲到这里,再往后看两行找找感觉,我们就结束。

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!

 

过今天的讲解之后,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,可以到开头的全局视角中展望一下。

 

欲知后事如何,且听下回分解。




------- 关于本系列 -------




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本系列的番外故事看这,让我们一起来写本书?也可以直接无脑加入星球,共同参与这场旅行。




最后,本系列完全免费,希望大家能多多传播给同样喜欢的人,同时给我的 GitHub 项目点个 star,就在阅读原文处,这些就足够让我坚持写下去了!我们下回见。

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