《Linux内核设计的艺术》——第4章

现在已经有进程0，进程1，并挂载根文件系统，接下来创建进程2，并加载shell。

1. 打开标准输入，标准输出，标准错误

加载完根文件系统后，进程1调用open打开标准输入

open产生软件中断 int0x80，根据在IDT中的偏移，进入sys_open函数。
sys_open 分配 文件描述符，分配 struct file，并将两者关联，然后调用 open_namei 获得文件i节点。

这一目标是通过不断分析路径名来实现的。分析工作的第一阶段是调用dir_namei（）函数，获取枝梢i节点，即/dev/tty0路径中dev目录文
件的i节点；第二阶段是调用find_entry（）函数，通过此i节点，找到dev目录文件中tty0这一目录项，再通过该目录项找到tty0文件的i
节点。

dir_namei（）函数中将首先调用get_dir（）函数来获取枝梢i节点，之后再通过解析路径名，获取tty0目录项的地址和文件名长度信息。调用get_dir（）函数的具体执行代码如下：

值得注意的是，get_fs_byte（）函数是解析路径的核心函数，可以从路径中逐一提取字符串。该函数在后面具体的路径解析工作中还会用到，它的内部处理过程如下：

get_dir（）函数首先确定路径的绝对起点，即分析"/dev/tty0"这个路径名的第一个字符是不是'/'。如果是'/'，就确定这是绝对路径
名，因此将从根i节点开始查找文件。这个根i节点已在第3章3.3.3节中加载根文件系统时载入，它被确定为路径绝对起点，同时，它被引用，其引用计数也
随之增加。这部分执行代码如下：

上面部分完成了对 /dev/tty0 中 '/' 的解析，确定了第一个目录inode。
下面获得 dev 的inode

struct dir_entry 是一个目录项

最后 dev的inode也保存到 内核的inode_table[32]，并且进程1的内核栈指向他

获得枝梢inode的流程如下

这样 dir_namei 就返回两个有效数据，枝梢目录inode和打开文件的文件名

回到open_namei，获得 tty0的inode

回到 sys_open，分析 tty0文件inode的属性，得知他是设备文件，再通过i节点的i_zone[0]，确定设备号，并对current->tty和 tty_table进行设置。

sys_open（）最后要针对file_table[64]中与进程1的filp[20]对应的表项file_table[0]进行设置。这样，系统通
过file_table[64]，建立了进程1与tty0文件（标准输入设备文件）i节点的对应关系。执行代码如下：

返回open，完成标准输入的打开，然后使用dup打开标准输出和标准错误

2. 创建进程2，并切换到进程2

fork -> sys_fork ，
sys_fork 先调用 find_empty_process 为进程 2找到空闲的 task，再调用 copy_process函数

进入copy_process（）函数后，会为进程2的task_struct以及内核栈申请页面，并复制task_struct，随后对进程2的
task_struct进行各种个性化设置，包括各个寄存器的设置、内存页面的管理设置、共享文件的设置、GDT表项的设置等。

fork返回后，进程1执行 wait


此时进程2为就绪态，导致 flag设置1，并退出循环

然后进程1设置状态为 可中断态，并schedule

进程2从fork返回，执行

先执行close 标准输入

然后打开 /etc/rc，由于close释放了文件描述0，所以这次open返回0，所以 /etc/rc作为输入
之后调用 execve("/bin/sh", argv_rc, envp_rc)
注意，环境遍历和参数都是在system模块写好的

execve最终调用 do_execve

然后通过inode提供的设备号和块号，将文件头载入缓存区，获得信息。


获得文件头后，将其复制到内核栈，并对其进行检查

设置参数和环境变量的管理指针表page，并统计参数和环境变量个数，最终将它们复制并映射到进程2的栈空间中。

进程2有了自己对应的程序shell，因此要对自身task_struct进行调整以适应此变化。比如，原来与其父进程（进程1）共享的文件、内存页面，现在要解除关系，要根据shell程序自身情况，量身定做LDT，并设置代码段、数据段、栈段等控制变量。

对sys_execve软中断压栈的值进行设置，用shell程序的起始地址值设置EIP，用进程2新的栈顶地址值设置ESP。这样，软中断iret返回后，进程2将从shell程序开始执行。代码如下：

do_execve函数返回，sys_execve中断返回，执行shell程序（因为EIP,ESP已经改了）。

3. 执行shell

shell程序开始执行后，其线性地址空间对应的程序内容并未加载，也就不存在相应的页面，因此就会产生一个“页异常”中断。此中断会进一步调用“缺页中断”处理程序来分配该页面，并加载一页shell程序。执行代码如下：

do_no_page（）函数开始执行后，先确定缺页的原因。假如是由于需要加载程序才缺页，会尝试与其他进程共享shell（显然此前没有进程加载过
shell，无法共享），于是申请一个新的页面，并调用bread_page（）函数，从虚拟盘上读取4块（4
KB、一页）shell程序内容，载入内存页面。具体执行代码如下：

载入一页的Shell程序后，内核会将该页内容映射到shell进程的线性地址空间内，建立页目录表→页表→页面的三级映射管理关系。具体执行代码如下：

shell程序开始执行后，要读取标准输入设备文件上的信息，即task_struct中filp[20]第一项所对应文件的信息。
进程2，即shell进程刚开始执行，就用rc文件替换了标准输入设备文件tty0，因此，shell程序执行后读取的是rc文件上的信息。

根据/etc/update这条命令，shell先创建一个新进程。这个新进程的进程号是3（shell进程的进程号是2，依次累加，所以它的进程号就是
3）。它在task[64]中的“项号”也是3。我们在后面称之为“update进程”。创建完毕后，加载update程序，并最终将执行权转交给
update进程，由它去执行。这一创建、加载、切换的过程，

update进程有一项很重要的任务：将缓冲区中的数据同步到外设（软盘、硬盘等）上。由于主机与外设的数据交换速度远低于主机内部的数据处理速度，因
此，当内核需要往外设上写数据的时候，为了提高系统的整体执行效率，并不把数据直接写入外设上，而是先写入缓冲区，之后，根据实际情况，再将数据从缓冲区
同步到外设。

每隔一段时间，update进程就会被唤醒，把数据往外设上同步一次，之后这个进程会被挂起，即被设置为可中断等待状态，等待着下一次被唤醒后继续执行，如此周而复始。

update进程执行后，并没有同步任务，于是该进程被挂起，系统进行进程调度，最终切换到shell进程继续执行。

hell进程处理了rc文件中的第一条命令，创建了update进程。现在处理第二条命令，即echo"/dev/hd1/"＞ /etc/mtab，将"/dev/hd1/"这一字符串写入虚拟盘中/etc/mtab文件，执行完毕后，shell程序会继续循环调用read（）函
数读取rc文件上的内容。read（）函数对应的系统调用函数是sys_read。代码如下：

由于 read的是普通文件，读到文件结束，导致shell退出，执行exit



sys_exit除了释放资源，还调用 tell_father 和 schedule。
tell_father会给进程1发SIGCHLD信号

可见发送信号，就是设置接受信号的进程的 task->signal
然后调用schedule

进程1执行，而进程1返回到sys_waitpid schedule下一行，继续执行

于是进程1对僵死进程进行处理，并返回进程2的进程号

进程1再次回到init

4. 再次运行shell

这次运行shell前，设置其标准输入为 /dev/tty0.

这导致shell不会退出

进入 rw_char后，shell进程被设置为可中断状态。这样所有的进程都处于可中断状态，再次切换到进程0，系统进入怠速。

怠速以后，操作系统用户将通过shell进程提供的平台与计算机进行交互。shell进程处理用户指令的工作原理如下：用户通过键盘输入信息，存储在指定
的字符缓冲队列上。该缓冲队列上的内容，就是tty0文件的内容。shell进程会不断读取缓冲队列上的数据信息。如果用户没有下达指令，缓冲队列中就不
会有数据，shell进程将会被设置为可中断等待状态，即被挂起。如果用户通过键盘下达指令，将产生键盘中断，中断服务程序会将字符信息存储在缓冲队列
上，并给shell进程发信号，信号将导致shell进程被设置为就绪状态，即被唤醒，唤醒后的shell继续从缓冲队列中读取数据信息并处理，完毕后，
shell进程将再次被挂起，等待下一次键盘中断被唤醒。