新建一个非常简单的 info.txt 文件。
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| $ cat > info.txt <<EOF
name:flash
age:28
language:java
EOF
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在命令行输入一条十分简单的命令。
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| [root@linux0.11] cat info.txt | wc -l
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这条命令的意思是读取刚刚的 info.txt 文件，输出它的行数。
在上一回中，我们分析了一下 shell 进程是如何读取你的命令的，流程如下图。
当然，这里的 sleep_on 和 wake_up 是进程的阻塞与唤醒机制的实现，我们没有展开讲解。
那我们今天，就详细看看这块的逻辑。
首先，表示进程的数据结构是 task_struct，其中有一个 state 字段表示进程的状态，它在 Linux 0.11 里有五种枚举值。
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| // shed.h
#define TASK_RUNNING 0 // 运行态
#define TASK_INTERRUPTIBLE 1 // 可中断等待状态。
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2 // 不可中断等待状态
#define TASK_ZOMBIE 3 // 僵死状态
#define TASK_STOPPED 4 // 停止
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当进程首次被创建时，也就是 fork 函数执行后，它的初始状态是 0，也就是运行态。
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| // system_call.s
_sys_fork:
...
call _copy_process
...
// fork.c
int copy_process(...) {
...
p->state = TASK_RUNNING;
...
}
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只有当处于运行态的进程，才会被调度机制选中，送入 CPU 开始执行。
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| // sched.c
void schedule (void) {
...
if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c) {
...
next = i;
}
...
switch_to (next);
}
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以上我简单列出了关键代码，基本可以描绘进程调度的大体框架了，不熟悉的朋友还请回顾下 第23回 | 如果让你来设计进程调度。
所以，使得一个进程阻塞的方法非常简单，并不需要什么魔法，只需要将其 state 字段，变成非 TASK_RUNNING 也就是非运行态，即可让它暂时不被 CPU 调度，也就达到了阻塞的效果。
同样，唤醒也非常简单，就是再将对应进程的 state 字段变成 TASK_RUNNING 即可。
Linux 0.11 中的阻塞与唤醒，就是 sleep_on 和 wake_up 函数。
其中 sleep_on 函数将 state 变为 TASK_UNINTERRUPTIBLE。
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| // sched.c
void sleep_on (struct task_struct **p) {
struct task_struct *tmp;
...
tmp = *p;
*p = current;
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
schedule();
if (tmp)
tmp->state = 0;
}
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而 wake_up 函数将 state 变回为 TASK_RUNNING，也就是 0。
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| // sched.c
void wake_up (struct task_struct **p) {
(**p).state = 0;
}
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是不是非常简单？
当然 sleep_on 函数除了改变 state 状态之外，还有些难理解的操作，我们先试着来分析一下。
当首次调用 sleep_on 函数时，比如 tty_read 在 secondary 队列为空时调用 sleep_on，传入的 *p 为 NULL，因为此时还没有等待 secondary 这个队列的任务。
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| struct tty_queue {
...
struct task_struct * proc_list;
};
struct tty_struct {
...
struct tty_queue secondary;
};
int tty_read(unsigned channel, char * buf, int nr) {
...
sleep_if_empty(&tty->secondary);
...
}
static void sleep_if_empty(struct tty_queue * queue) {
...
interruptible_sleep_on(&queue->proc_list);
...
}
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通过 *tmp = p 和 *p = current 两个赋值操作，此时：
同时也使得 proc_list 指向了当前任务的 task_struct。
当有另一个进程调用了 tty_read 读取了同一个 tty 的数据时，就需要再次 sleep_on，此时携带的 *p 就是一个指向了之前的"当前任务"的结构体。
那么经过 tmp = *p 和 *p = current 两个赋值操作后，会变成这个样子。
也就是说，通过每一个当前任务所在的代码块中的 tmp 变量，总能找到上一个正在同样等待一个资源的进程，因此也就形成了一个链表。
那么，当某进程调用了 wake_up 函数唤醒 proc_list 上指向的第一个任务时，改任务变会在 sleep_on 函数执行完 schedule() 后被唤醒并执行下面的代码，把 tmp 指针指向的上一个任务也同样唤醒。
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| // sched.c
void sleep_on (struct task_struct **p) {
struct task_struct *tmp;
...
tmp = *p;
*p = current;
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
schedule();
if (tmp)
tmp->state = 0;
}
|
永远记住，唤醒其实就是把 state 变成 0 而已。
而上一个进程唤醒后，和这个被唤醒的进程一样，也会走过它自己的 sleep_on 函数的后半段，把它的上一个进程，也就是上上一个进程唤醒。
那么上上一个进程，又会唤醒上上上一个进程，上上上一个进程，又会...
看懂了没，通过一个 wake_up 函数，以及上述这种 tmp 变量的巧妙设计，我们就能制造出唤醒的一连串连锁反应。
当然，唤醒后谁能优先抢到资源，那就得看调度的时机以及调度的机制了，对我们来说相当于听天由命了。
OK，现在我们的 shell 进程，通过 read 函数，中间经过了层层封装，以及后面经过了阻塞与唤醒这一番折腾后，终于把键盘输入的字符们，成功由 tty 中的 secondary 队列，读取并存放与 buf 指向的内存地址处。
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| [root@linux0.11]$ cat info.txt | wc -l
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接下来，就该解析并执行这条命令了。
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| // xv6-public sh.c
int main(void) {
static char buf[100];
// 读取命令
while(getcmd(buf, sizeof(buf)) >= 0){
// 创建新进程
if(fork() == 0)
// 执行命令
runcmd(parsecmd(buf));
// 等待进程退出
wait();
}
}
|
也就是上述函数中的 runcmd 命令。