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第43回 | shell 程序读取你的命令

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,也可以将下面的链接复制到浏览器里打开)

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


本回的内容属于第五部分。



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

第三部分总结与回顾


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
第34回 | 进程2的创建
第35回 | execve 加载并执行 shell 程序
第36回 | 缺页中断
第37回 | shell 程序跑起来了
第38回 | 操作系统启动完毕
第39回 | 番外篇 - Linux 0.11 内核调试
第40回 | 番外篇 - 为什么你怎么看也看不懂
第四部分总结与回顾

第五部分 一条 shell 命令的执行

第41回 | 番外篇 - 跳票是不可能的

第42回 | 用键盘输入一条命令

第43回 | shell 程序读取你的命令(本文)




------- 正文开始 -------




新建一个非常简单的 info.txt 文件。

name:flash
age:28
language:java

在命令行输入一条十分简单的命令。

[root@linux0.11] cat info.txt | wc -l
3

这条命令的意思是读取刚刚的 info.txt 文件,输出它的行数。

 

上一回,我们详细解读了从键盘敲击出这个命令,到屏幕上显示出这个命令,中间发生的事情。

 

 

那今天,我们接着往下走,下一步就是,shell 程序如何读取到你输入的这条命令的

 

这里我们需要知道两件事情。

 

第一,我们键盘输入的字符,此时已经到达了控制台终端 tty 结构中的 secondary 这个队列里。

 

第二,shell 程序将通过上层的 read 函数调用,来读取这些字符。

// xv6-public sh.c
int main(void) {
    static char buf[100];
    // 读取命令
    while(getcmd(buf, sizeof(buf)) >= 0){
        // 创建新进程
        if(fork() == 0)
            // 执行命令
            runcmd(parsecmd(buf));
        // 等待进程退出
        wait();
    }
}

int getcmd(char *buf, int nbuf) {
    ...
    gets(buf, nbuf);
    ...
}

char* gets(char *buf, int max) {
    int i, cc;
    char c;
  
    for(i=0; i+1 < max; ){
      cc = read(0, &c, 1);
      if(cc < 1)
        break;
      buf[i++] = c;
      if(c == '\n' || c == '\r')
        break;
    }
    buf[i] = '\0';
    return buf;
}

看,shell 程序会通过 getcmd 函数最终调用到 read 函数一个字符一个字符读入,直到读到了换行符(\n 或 \r)的时候,才返回。

 

读入的字符在 buf 里,遇到换行符后,这些字符将作为一个完整的命令,传入给 runcmd 函数,真正执行这个命令。

 

那我们接下来的任务就是,看一下这个 read 函数是怎么把之前键盘输入并转移到 secondary 这个队列里的字符给读出来的。


read 函数是个用户态的库函数,最终会通过系统调用中断,执行 sys_read 函数。

// read_write.c
// fd = 0, count = 1
int sys_read(unsigned int fd,char * buf,int count) {
    struct file * file = current->filp[fd];
    // 校验 buf 区域的内存限制
    verify_area(buf,count);
    struct m_inode * inode = file->f_inode;
    // 管道文件
    if (inode->i_pipe)
        return (file->f_mode&1)?read_pipe(inode,buf,count):-EIO;
    // 字符设备文件
    if (S_ISCHR(inode->i_mode))
        return rw_char(READ,inode->i_zone[0],buf,count,&file->f_pos);
    // 块设备文件
    if (S_ISBLK(inode->i_mode))
        return block_read(inode->i_zone[0],&file->f_pos,buf,count);
    // 目录文件或普通文件
    if (S_ISDIR(inode->i_mode) || S_ISREG(inode->i_mode)) {
        if (count+file->f_pos > inode->i_size)
            count = inode->i_size - file->f_pos;
        if (count<=0)
            return 0;
        return file_read(inode,file,buf,count);
    }
    // 不是以上几种,就报错
    printk("(Read)inode->i_mode=%06o\n\r",inode->i_mode);
    return -EINVAL;
}

关键地方我已经标上了注释,整体结构不看细节的话特别清晰。

 

这个最上层的 sys_read,把读取管道文件字符设备文件块设备文件目录文件普通文件,都放在了同一个方法里处理,这个方法作为所有读操作的统一入口,由此也可以看出 linux 下一切皆文件的思想。

 

read 的第一个参数是 0,也就是 0 号文件描述符,之前我们在讲第四部分的时候说过,shell 进程是由进程 1 通过 fork 创建出来的,而进程 1 在 init 的时候打开了 /dev/tty0 作为 0 号文件描述符。

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

而这个 /dev/tty0 的文件类型,也就是其 inode 结构中表示文件类型与属性的 i_mode 字段,表示为字符型设备,所以最终会走到 rw_char 这个子方法下,文件系统的第一层划分就走完了。

 

接下来我们看 rw_char 这个方法。

// char_dev.c
static crw_ptr crw_table[]={
    NULL,       /* nodev */
    rw_memory,  /* /dev/mem etc */
    NULL,       /* /dev/fd */
    NULL,       /* /dev/hd */
    rw_ttyx,    /* /dev/ttyx */
    rw_tty,     /* /dev/tty */
    NULL,       /* /dev/lp */
    NULL};      /* unnamed pipes */

int rw_char(int rw,int dev, char * buf, int count, off_t * pos) {
    crw_ptr call_addr;

    if (MAJOR(dev)>=NRDEVS)
        return -ENODEV;
    if (!(call_addr=crw_table[MAJOR(dev)]))
        return -ENODEV;
    return call_addr(rw,MINOR(dev),buf,count,pos);
}

根据 dev 这个参数,计算出主设备号为 4,次设备号为 0,所以将会走到 rw_ttyx 方法继续执行。

// char_dev.c
static int rw_ttyx(int rw,unsigned minor,char * buf,int count,off_t * pos) {
    return ((rw==READ)?tty_read(minor,buf,count):
        tty_write(minor,buf,count));
}

根据 rw == READ 走到读操作分支 tty_read,这就终于快和上一讲的故事接上了。

 

以下是 tty_read 函数,我省略了一些关于信号和超时时间等非核心的代码。

// tty_io.c
// channel=0, nr=1
int tty_read(unsigned channel, char * buf, int nr) {
    struct tty_struct * tty = &tty_table[channel];
    char c, * b=buf;
    while (nr>0) {
        ...
        if (EMPTY(tty->secondary) ...) {
            sleep_if_empty(&tty->secondary);
            continue;
        }
        do {
            GETCH(tty->secondary,c);
            ...
            put_fs_byte(c,b++);
            if (!--nr) break;
        } while (nr>0 && !EMPTY(tty->secondary));
        ...
    }
    ...
    return (b-buf);
}

入参有三个参数,非常简单。

 

channel 为 0,表示 tty_table 里的控制台终端这个具体的设备。buf 是我们要读取的数据拷贝到内存的位置指针,也就是用户缓冲区指针。nr 为 1,表示我们要读出 1 个字符。

 

整个方法,其实就是不断从 secondary 队列里取出字符,然后放入 buf 指所指向的内存。

 

如果要读取的字符数 nr 被减为 0,说明已经完成了读取任务,或者说 secondary 队列为空,说明不论你任务完没完成我都没有字符让你继续读了,那此时调用 sleep_if_empty 将线程阻塞,等待被唤醒。

 

其中 GETCH 就是个宏,改变 secondary 队列的队头队尾指针,你自己写个队列数据结构,也是这样的操作,不再展开讲解。

#define GETCH(queue,c) \
(void)({c=(queue).buf[(queue).tail];INC((queue).tail);})

同理,判空逻辑就更为简单了,就是队列头尾指针是否相撞。

#define EMPTY(a) ((a).head == (a).tail)

理解了这些小细节之后,再明白一行关键的代码,整个 read 到 tty_read 这条线就完全可以想明白了。那就是队列为空,即不满足继续读取条件的时候,让进程阻塞的 sleep_if_empty,我们看看。

sleep_if_empty(&tty->secondary);

// tty_io.c
static void sleep_if_empty(struct tty_queue * queue) {
    cli();
    while (!current->signal && EMPTY(*queue))
        interruptible_sleep_on(&queue->proc_list);
    sti();
}

// sched.c
void interruptible_sleep_on(struct task_struct **p) {
    struct task_struct *tmp;
    ...
    tmp=*p;
    *p=current;
repeat: current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
    schedule();
    if (*p && *p != current) {
        (**p).state=0;
        goto repeat;
    }
    *p=tmp;
    if (tmp)
        tmp->state=0;
}

我们先只看一句关键的代码,就是将当前进程的状态设置为可中断等待。

current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;

那么执行到进程调度程序时,当前进程将不会被调度,也就相当于阻塞了,不熟悉进程调度的同学可以复习一下 第23回 | 如果让你来设计进程调度

 

进程被调度了,什么时候被唤醒呢?

 

当我们再次按下键盘,使得 secondary 队列中有字符时,也就打破了为空的条件,此时就应该将之前的进程唤醒了,这在上一回 第42回 | 用键盘输入一条命令 一讲中提到过了。

// tty_io.c
void do_tty_interrupt(int tty) {
    copy_to_cooked(tty_table+tty);
}

void copy_to_cooked(struct tty_struct * tty) {
    ...
    wake_up(&tty->secondary.proc_list);
}

可以看到,在 copy_to_cooked 里,在将 read_q 队列中的字符处理后放入 secondary 队列中的最后一步,就是唤醒 wake_up 这个队列里的等待进程。

 

而 wake_up 函数更为简单,就是修改一下状态,使其变成可运行的状态。

// sched.c
void wake_up(struct task_struct **p) {
    if (p && *p) {
        (**p).state=0;
    }
}

总体流程就是这个样子的。

 

 

当然,进程的阻塞与唤醒是个体系,还有很多细节,我们下一回再仔细展开这部分的内容。

 

欲知后事如何,且听下回分解。





------- 关于本系列 -------




本系列的开篇词看这,开篇词


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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