现在就从linux kernel的源代码的角度来分析该。二:fork()与execve()中stderr,stdio.stdout的继承关系 其实用继承这个词好像不太准确,要准确一点,可能复制更适合. 首先有二点: 1:父进程fork出子进程后,是共享所有文件描述符的(实际上也包括socket) 2:进程在execve后,除了用O_CLOEXEC标志打开的文件外,其它的文件描述符都是会复制到下个执行序列(注意这里不会产生一个新进程,只是将旧的进程替换了) 下面我们从代码中找依据来论证以上的两个观点. 对于第一点: 我们在分析进程创建的时候,已经说过,如果父过程在创建子进程的时候带了CLONE_FILES标志的时候,会和父进程共享task->files.如果没有定义,就会复制父进程的task->files.无论是哪种情况,父子进程的环境都是相同的. 代码如下: static int copy_files(unsigned long clone_flags, struct task_struct * tsk) { struct files_struct *oldf, *newf; int error = 0; oldf = current->files; if (!oldf) goto out; if (clone_flags & CLONE_FILES) { atomic_inc(&oldf->count); goto out; } tsk->files = NULL; newf = dup_fd(oldf, &error); if (!newf) goto out; tsk->files = newf; error = 0; out: return error; } 从上面的代码可以看出.如果带CLONE_FILES标志,只是会增加它的引用计数.否则,打开的文件描符述会全部复制. 对于二: 我们之前同样也分析过sys_execve().如果有不太熟悉的,到本站找到相关文章进行阅读.在这里不再详细说明整个流程.相关代码如下: static void flush_old_files(struct files_struct * files) { long j = -1; struct fdtable *fdt; spin_lock(&files->file_lock); for (;;) { unsigned long set, i; j++; i = j * __NFDBITS; fdt = files_fdtable(files); if (i >= fdt->max_fds) break; set = fdt->close_on_exec->fds_bits[j]; if (!set) continue; fdt->close_on_exec->fds_bits[j] = 0; spin_unlock(&files->file_lock); for ( ; set ; i++,set >>= 1) { if (set & 1) { sys_close(i); } } spin_lock(&files->file_lock); } spin_unlock(&files->file_lock); } 该函数会将刷新旧环境的文件描述符信息.如果该文件描述符在fdt->close_on_exec被置位,就将其关闭. 然后,我们来跟踪一下,在什么样的情况下,才会将fdt->close_on_exec的相关位置1. 在sys_open() à get_unused_fd_flags(): int get_unused_fd_flags(int flags) { …… ……. if (flags & O_CLOEXEC) FD_SET(fd, fdt->close_on_exec); else FD_CLR(fd, fdt->close_on_exec); …… } 只有在带O_CLOEXEC打开的文件描述符,才会在execve()中被关闭. 三:用户空间的stderr,stdio.stdout初始化 论证完上面的二个观点之后,后面的就很容易分析了.我们先来分析一下,在用户空间中,printf是可以使用的.哪它的stderr,stdio.stdout到底是从哪点来的呢? 我们知道,用户空间的所有进程都是从init进程fork出来的.因此,它都是继承了init进程的相关文件描述符. 因此,问题都落在,init进程的stderr,stdio.stdout是在何时被设置的? 首先,我们来看一下内核中的第一个进程.它所代码的task_struct结构如下所示: #define INIT_TASK(tsk) { .state = 0, .stack = &init_thread_info, .usage = ATOMIC_INIT(2), .flags = 0, .lock_depth = -1, .prio = MAX_PRIO-20, .static_prio = MAX_PRIO-20, .normal_prio = MAX_PRIO-20, .policy = SCHED_NORMAL, .cpus_allowed = CPU_MASK_ALL, ……. .files = &init_files, …… } 它所有的文件描述符信息都是在init_files中的,定义如下: static struct files_struct init_files = INIT_FILES; #define INIT_FILES { .count = ATOMIC_INIT(1), .fdt = &init_files.fdtab, .fdtab = INIT_FDTABLE, .file_lock = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_task.file_lock), .next_fd = 0, .close_on_exec_init = { { 0, } }, .open_fds_init = { { 0, } }, .fd_array = { NULL, } } 我们从这里可以看到,内核的第一进程是没有带打开文件信息的. 我们来看一下用户空间的init进程的创建过程: Start_kernel() -à rest_init()中代码片段如下: static void noinline __init_refok rest_init(void) __releases(kernel_lock) { int pid; kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS | CLONE_SIGHAND); numa_default_policy(); pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES); kthreadd_task = find_task_by_pid(pid); unlock_kernel(); /* * The boot idle thread must execute schedule() * at least once to get things moving: */ init_idle_bootup_task(current); preempt_enable_no_resched(); schedule(); preempt_disable(); /* Call into cpu_idle with preempt disabled */ cpu_idle(); } 该函数创建了两个进程,然后本进程将做为idle进程在轮转. 在创建kernel_init进程的时候,带的参数是CLONE_FS | CLONE_SIGHAND.它没有携带CLONE_FILES标志.也就是说,kernel_init中的文件描述符信息是从内核第一进程中复制过去的.并不和它共享.以后,kernel_init进程中,任何关于files的打开,都不会影响到父进程. 然后在kernel_init() à init_post()中有: static int noinline init_post(void) { &n
bsp; …… …… if (sys_open((const char __user *) "/dev/console", O_RDWR, 0) < 0) printk(KERN_WARNING "Warning: unable to open an initial console./n"); (void) sys_dup(0); (void) sys_dup(0); …… …… run_init_process(XXXX); } 从上面的代码中可以看到,它先open了/dev/console.在open的时候,会去找进程没使用的最小文件序号.而,当前进程没有打开任何文件,所以sys_open()的时候肯定会找到0.然后,两次调用sys_dup(0)来复制文件描述符0.复制后的文件找述符肯定是1.2.这样,0.1.2就建立起来了. 然后这个进程调用run_init_process() à kernel_execve()将当前进程替换成了用户空间的一个进程,这也就是用户空间init进程的由来.此后,用户空间的进程全是它的子孙进程.也就共享了这个0.1.2的文件描述符了.这也就是我们所说的stderr.stdio,stdout. 从用户空间写个程序测试一下: #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> main() { int ret; char *ttyname0,*ttyname1,*ttyname2; ttyname0 = ttyname(0); ttyname1 = ttyname(1); ttyname2 = ttyname(2); printf(“file0 : %s/n”,ttyname0); printf(“file1 : %s/n”,ttyname1); printf(“file2 : %s/n”,ttyname2); return; } 运行这个程序,我们会看到,0,1,2描述符的信息全为/dev/consle. 四:内核创建用户空间进程的过程 在内核中创建用户空间进程的相应接口为call_usermodehelper(). 实现上,它将要创建的进程信息链入一个工作队列中,然后由工作队列处理函数调用kernel_thread()创建一个子进程,然后在这个进程里调用kernel_execve()来创建用户空间进程. 在这里要注意工作队列和下半部机制的差别.工作队列是利用一个内核进程来完成工作的,它和下半部无关.也就是说,它并不在一个中断环境中. 那就是说,这样创建出来的进程,其实就是内核环境,它没有打开0,1.2的文件描述符. 可能也有人会这么说:那我就不在内核环境下创建用户进程不就行了? 例如,我在init_module的时候,创建一个内核线程,然后在这个内核线程里,kernel_execve()一个用户空间进程不就可以了吗? 的确,在这样的情况下,创建的进程不是一个内核环境,因为在调用init_module()的时候,已经通过系统调用进入kernel,这时的环境是对应用户进程环境.但是别忘了.在系统调用环境下,再进行系统调用是不会成功的(kernel_execve也对应一个系统调用.) 举例印证如下: Mdoule代码: #include <linux/ioport.h> #include <linux/interrupt.h> #include <asm/io.h> #include <linux/serial_core.h> #include <linux/kmod.h> #include <linux/file.h> #include <linux/unistd.h> MODULE_LICENSE("GPL"); MODULE_AUTHOR( "ericxiao:xgr178@163.com" ); static int exeuser_init() { int ret; char *argv[] = { "/mnt/hgfs/vm_share/user_test/main", NULL, }; char *env[] = { "HOME=/", "PATH=/sbin:/bin:/usr/sbin:/usr/bin", NULL, }; printk("exeuser_init .../n"); ret = call_usermodehelper(argv[0], argv, env,UMH_WAIT_EXEC); return 0; } static int exeuser_exit() { printk("exeuser_exit .../n"); return 0; } module_init(exeuser_init); module_exit(exeuser_exit); 用户空间程序代码: #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> int main(int argc,char *argv[],char *env[]) { int i; int fd; int size; char *tty; FILE *confd; char printfmt[4012]; system("echo i am coming > /var/console"); for(i=0; env[i]!=NULL;i++){ sprintf(printfmt,"echo env[%d]:%s. >>/var/console",i,env[i]); system(printfmt); } for(i=0; i<argc ;i++){ sprintf(printfmt,"echo arg[%d]:%s. >>/var/console",i,argv[i]); system(printfmt); } tty = ttyname(0); if(tty == NULL) system("echo tty0 is NULL >> /var/console"); else{ sprintf(printfmt,"echo ttyname0 %s. >>/var/console",tty); system(printfmt); } tty = ttyname(1); if(tty == NULL) system("echo tty1 is NULL >> /var/console"); else{ sprintf(printfmt,"echo ttyname1 %s. >>/var/console",tty); system(printfmt); } tty = ttyname(2); if(tty == NULL) system("echo tty2 is NULL >> /var/console"); else{ sprintf(printfmt,"echo ttyname2 %s. >>/var/console",tty); system(printfmt); } tty = ttyname(fd); if(tty == NULL) system("echo fd is NULL >> /var/console"); else{ sprintf(printfmt,"echo fd %s. >>/var/console",tty); system(printfmt); } return 0; } 插入模块过后,调用用户空间的程序,然后这个程序将进程环境输出到/var/console中,完了可以看到.这个进程输出的0,1,2描述符信息全部NULL. 千万要注意,在测试的用户空间程序,不能打开文件.这样会破坏该进程的原始文件描述符环境(因为这个问题.狠调了一个晚上,汗颜…). 这样.用户空间的printf当然就不能打印出东西了.
ps：这位老兄的帖子解了我的一些疑惑。大致了解了printf怎么会在屏幕上显示的原理。其实我是不明白在嵌入式系统中，如何通过串口打印一些消息的。我想应该是在启动过程中将/dev/console改成我们的串口设备文件，比如/dev/tq2440seris0,这样，在printf时就会从串口0打印。
