第33回 | 打开终端设备文件

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。

voidinit(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.cstructfilefile_table[64]={0};intsys_open(constchar*filename,intflag,intmode){structm_inode*inode;structfile*f;inti,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<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&¤t->tty<0){current->tty=MINOR(inode->i_zone[0]);tty_table[current->tty].pgrp=current->pgrp;}}elseif(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。

intsys_open(constchar*filename,intflag,intmode){...for(intfd=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。

intsys_open(constchar*filename,intflag,intmode){inti;...intf=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。

intsys_open(constchar*filename,intflag,intmode){...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。

intsys_open(constchar*filename,intflag,intmode){...//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。

intsys_open(constchar*filename,intflag,intmode){...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。

intsys_read(unsignedintfd,char*buf,intcount){...}

写函数的系统调用入口。

intsys_write(unsignedintfd,char*buf,intcount){...}

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。

voidinit(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 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。

intsys_dup(unsignedintfildes){returndupfd(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staticintdupfd(unsignedintfd,unsignedintarg){...while(arg<20)if(current->filp[arg])arg++;elsebreak;...(current->filp[arg]=current->filp[fd])->f_count++;returnarg;}

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。

voidinit(void){setup((void*)&drive_info);(void)open("/dev/tty0",O_RDWR,0);(void)dup(0);(void)dup(0);printf("%dbuffers=%dbytesbufferspace\n\r",NR_BUFFERS,\NR_BUFFERS*BLOCK_SIZE);printf("Freemem:%dbytes\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。

staticintprintf(constchar*fmt,...){va_listargs;inti;va_start(args,fmt);write(1,printbuf,i=vsprintf(printbuf,fmt,args));va_end(args);returni;}

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！

经过今天的讲解之后，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-------

本系列的开篇词看这，开篇词

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关键词： 文件描述 文件系统 操作系统