鳥瞰linux的檔案讀寫全過程

讀寫檔案，是作為乙個作業系統所提供的最基本介面之一。

我們就從寫檔案過程：open，write，close這幾個介面來說起，描述寫檔案的那些事兒。

平時，我們做應用程式的時候，常常用到讀寫檔案的函式介面，就拿寫檔案來說，我們用c/c++編寫時，用到了以下的函式介面：

file* fopen(const char* restrict filename,const char* restrict mode);

2> size_t fwrite(const void* restrict buffer,size_t size,size_t n,file * restrict fp);

3> int fclose(file * fp) ;

以上這幾個函式介面大家都比較熟悉，如果按照這個來分析似乎更加明了。然而，上面的這些介面已經是現代版本的介面，其實現依賴於現在的成熟系統，分析現行系統的龐大**我還嫩了點，所以就拿過去版本的linux系統和一些原始介面進行分析吧。（其實大家都知道，現行作業系統核心的**量已經不是乙個人一輩子能看完的了，我們主要是借鑑linux的系統思想，去作我們自己的嵌入式作業系統）

老版本的介面是這個樣子的：

1> int open(const char* filename,int flag,...) ;

2> int write(int fildes,const char* buf,off_t count) ;

3> int close(int fildes) ;

這幾個介面的宣告在標頭檔案中，實現在系統的lib庫檔案中，所以使用的時候，我們只需要包含幾個相應的標頭檔案，然後使用介面，在編譯的時候，編譯器把 lib庫檔案中的二進位制實現鏈結進去，這樣就行了。

當然，僅僅是使用不是本文的目的，我們是要**的是這個使用的背後是什麼，作業系統為我們做了什麼。

首先，庫檔案中的open是怎麼實現的呢？

int open(const char * filename,int flag,...)

庫檔案中的open函式封裝了彙編**「

呼叫系統」，這個系統呼叫的

返回值通過

eax暫存器傳遞給了

res ，系統呼叫的

輸入引數分別存放在

ebx，ecx，edx暫存器中。

系統呼叫是乙個中斷，是由組合語言

int中斷號促發，所以好多教材上稱其為軟中斷或軟體中斷。

系統中斷中斷發生，cpu停止當前任務的處理，把使用者態的五個關鍵資訊儲存在核心態棧中，分別是：eflag，ss，esp，eip和cs暫存器，他們記錄著程序使用者態的關鍵資訊（恢復使用者態執行時用到），把他們壓棧到核心棧中。當然，核心棧位址在程序結構資訊中早有記錄，上邊的五個暫存器的

使用者態資訊儲存與賦予核心態資訊這個過程是由cpu自動完成的，只要我們在前邊的任務資料結構中設定好了就行。

任務執行在核心態中，這裡有一切系統的**（包括各種中斷處理程式和檔案系統以及各種裝置的驅動程式）。

呃。。。寫部落格好費時間啊，不過也是個再次詳細學習的過程，值了，畢竟能說出來才說明掌握的透徹，不像現在，邊寫邊翻資料。。。吃飯去了，回來再寫。。。

呵呵，再次拿起來這個帖子，都過去一周了。接著寫，總比玩遊戲強。

依據中斷向量表的設定，程式執行到軟中斷處理程式的入口處（此時，使用者態的關鍵資訊eflag，ss，esp，eip和cs都已經儲存到核心棧中了），在這裡（是用彙編寫的）手工壓棧儲存使用者態的其他資訊，注意，這裡的儲存，在中斷退出時，還要手工退棧恢復原：

push %ds

push %es

push %fs

pushl

%eax

pushl %edx

pushl %ecx

pushl %ebx

movl

$0x10 ,%edx #0x10即

0001,0

000 (綠色兩位是請求特權級，紅色一位是gdt(0)/ldt(1)，藍色四位是第幾項)，這麼說，edx暫存器中放的是gdt表的第0x001,0 ＋1項（即第3項，0x0000是第一項），是系統資料段的選擇符。#把

系統資料段的選擇符

放入ds和es暫存器中，則用到的資料都將是系統資料段（ds指示）中的資料。

mov %dx,%ds

mov %dx,%es

movl

$0x17, %edx #0x17即

0001,0

111 (綠色兩位是請求特權級，紅色一位是gdt(0)/ldt(1)，藍色四位是第幾項)，這麼說，edx暫存器中存放的是ldt表的第

0x001,0 ＋1 項（即第3項，0x0000是第一項），是使用者態資料段的選擇符。#把

使用者態資料段的選擇符

放入fs 寄存器中，則可以通過fs暫存器來實現從核心態讀/寫使用者態的資料（在核心中，有好多這樣的操作，諸如：get_fs_long()，set_fs_long(),get_fs_word(),set_fs_word()等等）。

mov %dx,

%fs......

call _sys_call_table(,%eax,4)

pushl

%eax ＃把eax中的返回值壓入棧

......

＃中斷返回時候，手工恢復各暫存器成使用者態時的內容

popl

%eax ＃儲存著系統呼叫的返回值，放入eax，在使用者態的庫函式open中的返回值就是通過這裡的eax傳遞的。

popl %ebx

popl %ecx

popl %edx

＃此時，理論上應該 popl %eax 了，但是。。。

addl $4,%esp #放棄系統中斷呼叫時的壓棧儲存的eax（上邊

紅色eax 保存著

軟中斷的向量號碼）

pop %fs

pop %es

pop %ds

iret #中斷返回

上邊的call _sys_call_table(,%eax,4)就是呼叫具體的系統呼叫中斷處理函式，_sys_call_table是定義在其他檔案中定義的函式指標

陣列：

fn_ptr sys_call_table[sys_setup,sys_exit,sys_fork,sys_read,sys_write,sys_open ,......];

fn_ptr ：typedef int (*fn_ptr)() ;

sys_open：extern int sys_open() ;

可以看到，sys_open在陣列的第六項，這就對應了上邊在使用者態定義的

#define __nr_open 5

而extern int sys_open對應的

實現函式在另外的檔案fs/open.c 所實現：

int sys_open(const char* filename,int flag,int mode)

f = 0 + file_table ;

for(i=0;if_count) break ;

}current->filp[fd] = f ;

open_namei( filename,flag,mode,&inode

) ;f->f_mode = inode->i_mode ;

f->f_flags = flag ;

f->f_count = 1 ;

f->f_inode = inode ;

f->f_pos = 0 ;

return (fd) ;

}int open_namei(const char* pathname,int flag,int mod,struct m_inode ** res_inode)

inr = de->inode ;

dev = dir->i_dev ;

brelse(bh) ;

inode = follow_link(dir,iget(dev,inr)) ;

*res_inode = inode ;

return 0 ;

}呵呵，檔案系統是作業系統最複雜的部分，所以**量也最大，先寫到這裡，再有空了接著寫，總不能不工作，天天寫這個東西呀。這是學習，學習就是為了更好的工作，不工作了哪行。下次接著寫，呵呵

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