Linux内核中的dup系统调用
内核版本：2.6.14
dup系统调用的服务例程为sys_dup函数，定义在fs/fcntl.c中。sys_dup()的代码也许称得上是简单的之一了，但是是这么一个简单的系统调用，却成了linux系统的一个特性：输入/输出重定向。sys_dup()的主要工作是用来“复制”一个打开的文件号，并使两个文件号都指向同一个文件，下面我们来分析一下它的代码。
1、sys_dup源码分析
asmlinkage long sys_dup(unsigned int fildes)//sys_dup函数的参数，即fildes，是文件描述符fd { int ret = -EBADF; struct file * file = fget(fildes);//通过文件描述符找到对应的文件
if (file) ret = dupfd(file， 0);//分配一个新的文件描述符fd，并将fd和file联系起来 return ret; }
1.1 fget(fildes)
struct file fastcall *fget(unsigned int fd) { struct file *file; struct files_struct *files = current->files;//获得当前进程的打开文件表
rcu_read_lock(); file = fcheck_files(files， fd);//根据fd从打开文件表files里取出相应的file结构变量 if (file) { if (!rcuref_inc_lf(&file->f_count)) { //增加引用 /* File object ref couldn't be taken */ rcu_read_unlock(); return NULL; } } rcu_read_unlock();
return file; } static inline struct file * fcheck_files(struct files_struct *files， unsigned int fd) { struct file * file = NULL; struct fdtable *fdt = files_fdtable(files);
if (fd < fdt->max_fds) file = rcu_dereference(fdt->fd[fd]); return file; }
1.2 dupfd(file， 0)
static int dupfd(struct file *file， unsigned int start) { struct files_struct * files = current->files; struct fdtable *fdt; int fd;
spin_lock(&files->file_lock); fd = locate_fd(files， file， start);//分配文件描述符 if (fd >= 0) { /* locate_fd() may have expanded fdtable， load the ptr */ fdt = files_fdtable(files);//获得文件描述符表 FD_SET(fd， fdt->open_fds);//设置打开文件标记 FD_CLR(fd， fdt->close_on_exec); spin_unlock(&files->file_lock); fd_install(fd， file);//建立fd和file的联系，之后通过fd可以找到file } else { spin_unlock(&files->file_lock); fput(file); }
return fd; }
2、内核初始化中的相关源码分析
static int init(void * unused) { ... if (sys_open((const char __user *) "/dev/console"， O_RDWR， 0) < 0) printk(KERN_WARNING "Warning: unable to open an initial console. "); //打开控制台，这样init进程拥有一个控制台，并可以从中读取输入信息，也可以向其中写入信息
(void) sys_dup(0);//调用dup打开/dev/console文件描述符两次，这样控制太设备也可以供表述输出和标准错误使用(文件描述符为1和2) (void) sys_dup(0); //假设sys_open((const char __user *) "/dev/console"， O_RDWR， 0) 成功执行，init进程拥有3个文件描述符(标准输入、标准输出和标准错误) ... }
3、系统重定向
我们通过一个简单的来讲解重定向。
当我们在shell下输入如下命令：“echo hello!”，这条命令要求shell进程执行一个可执行文件echo，参数为“hello!”。当shell接收到命令之后，先找到bin/echo，然后fork()出一个子进程让他执行bin/echo，并将参数传递给它，而这个进程从shell继承了三个标准文件，即标准输入（stdin），标准输出（stdout）和标准出错信息（stderr），它们三个的文件号分别为0、1、2。而至于echo进程的工作很简单，是将参数“hello!”写道标准输出文件中去，通常都是我们的显示器上。但是如果我们将命令改成“echo hello! > foo”，则在执行时输出将会被重定向到磁盘文件foo中。我们假定在此之前该shell进程只有三个标准文件打开，文件号分别为0、1、2，以上命令行将按如下序列执行：
（1）打开或创建磁盘文件foo，如果foo中原来有内容，则清除原来内容，其文件号为3。
（2）通过dup()复制文件stdout，即将文件号1出的file结构指针复制到文件号4处，目的是将stdout的file指针暂时保存一下
（3）关闭stdout，即1号文件，但是由于4号文件对stdout也同时有个引用，所以stdout文件并未真正关闭，只是腾出1号文件号位置。
（4）通过dup()，复制3号文件（即磁盘文件foo），由于1号文件关闭，其位置空缺，故3号文件被复制到1号，即进程中原来指向stdout的指针指向了foo。
（5）通过系统调用fork()和exec()创建子进程并执行echo，子进程在执行echo前夕关闭3号和4号文件，只留下0、1、2三个文件，请注意，这时的1号文件已经不是stdout而是磁盘文件foo了。当echo想向stdout文件写入“hello!”时自然写入到了foo中。
（6）回到shell后，关闭指向foo的1号与3号文件，再用dup()和close()将2号恢复至stdout，这样shell恢复了0、1、2三个标准输入/输出文件。
由此可见，当echo程序（或其他）在运行的时候并不知道stdout（对于stdin和stderr同样）指向什么，进程与实际输出文件或设备的结合是在运行时由其父进程“包办”的。这样简化了子进程的程序设计，因为在设计时只要跟三个逻辑上存在的文件打交道可以了，类似于面向对象中的多态和重载。
