Linux_源代码分析
linux源代码-fork.c源代码
linux源代码-fork.c源代码/** linux/kernel/fork.c*//－－fork()用于创建子进程* (C) 1991 Linus Torvalds*//** 'fork.c' contains the help-routines for the 'fork' system call* (see also system_call.s), and some misc functions('verify_area').* Fork is rather simple, once you get the hang of it, but the memory * management can be a bitch. See 'mm/mm.c': 'copy_page_tables()' */#include <errno.h>#include <linux/sched.h>#include <linux/kernel.h>#include <asm/segment.h>#include <asm/system.h>//－－写页面验证，若页面不可写，则复制页面extern void write_verify(unsigned long address);long last_pid=0;//－－进程空间区域写前验证函数void verify_area(void * addr,int size){unsigned long start;start = (unsigned long) addr;size += start & 0xfff;start &= 0xfffff000;start += get_base(current->ldt[2]); //－－逻辑地址到线性地址的转换while (size>0) {size -= 4096;write_verify(start);start += 4096;}}int copy_mem(int nr,struct task_struct * p) //－－复制内存页表{//－－由于采用写时复制技术，这里只复制目录和页表项，不分配内存unsigned long old_data_base,new_data_base,data_limit;unsigned long old_code_base,new_code_base,code_limit;code_limit=get_limit(0x0f);//－－取段限长data_limit=get_limit(0x17);old_code_base = get_base(current->ldt[1]);old_data_base = get_base(current->ldt[2]);if (old_data_base != old_code_base)panic("We don't support separate I&D");if (data_limit < code_limit)panic("Bad data_limit");new_data_base = new_code_base = nr * TASK_SIZE;p->start_code = new_code_base;set_base(p->ldt[1],new_code_base);set_base(p->ldt[2],new_data_base);if(copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) { //－－复制页表free_page_tables(new_data_base,data_limit);return -ENOMEM;}return 0;}/** Ok, this is the main fork-routine. It copies the system process* information (task[nr]) and sets up the necessary registers. It * also copies the data segment in it's entirety.*///－－fork()子程序，它复制系统进程信息，设置寄存器，复制数据段(代码段)int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,long ebx,long ecx,long edx, long orig_eax,long fs,long es,long ds,long eip,long cs,long eflags,long esp,longss) //－－复制进程{struct task_struct *p;int i;struct file *f;p = (struct task_struct *)get_free_page(); //－－为新任务数据结构分配内存if (!p)return -EAGAIN;task[nr] = p;*p = *current; /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;p->pid = last_pid;p->counter = p->priority;p->signal = 0;p->alarm = 0;p->leader = 0; /* process leadership doesn't inherit */p->utime = p->stime = 0;p->cutime = p->cstime = 0;p->start_time = jiffies;p->tss.back_link = 0;p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p;p->tss.ss0 = 0x10;p->tss.eip = eip;p->tss.eflags = eflags;p->tss.eax = 0;p->tss.ecx = ecx;p->tss.edx = edx;p->tss.ebx = ebx;p->tss.esp = esp;p->tss.ebp = ebp;p->tss.esi = esi;p->tss.edi = edi;p->tss.es = es & 0xffff;p->tss.cs = cs & 0xffff;p->tss.ss = ss & 0xffff;p->tss.ds = ds & 0xffff;p->tss.fs = fs & 0xffff;p->tss.gs = gs & 0xffff;p->tss.ldt = _LDT(nr);p->tss.trace_bitmap = 0x80000000;if (last_task_used_math == current)__asm__("clts ; fnsave %0 ; frstor %0"::"m" (p->tss.i387));if (copy_mem(nr,p)) {task[nr] = NULL;free_page((long) p);return -EAGAIN;}for (i=0;i<NR_OPEN;i++) //－－如果父进程中有文件是打开的，则将对应文件的打开次数增1if (f=p->filp[i])f->f_count++;if (current->pwd)current->pwd->i_count++;if (current->root)current->root->i_count++;if (current->executable)current->executable->i_count++;if (current->library)current->library->i_count++;set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));//－－在GDT表中设置新任务的TSS和LDTset_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));p->p_pptr = current;p->p_cptr = 0;p->p_ysptr = 0;p->p_osptr = current->p_cptr;if (p->p_osptr)p->p_osptr->p_ysptr = p;current->p_cptr = p;p->state = TASK_RUNNING; /* do this last, just in case */return last_pid;}intfind_empty_process(void)//－－为新进程取得不重复的进程号last_pid{int i;repeat:if ((++last_pid)<0) last_pid=1;for(i=0 ; i<NR_TASKS ; i++)if (task[i] && ((task[i]->pid == last_pid) ||(task[i]->pgrp == last_pid)))goto repeat;for(i=1 ; i<NR_TASKS ; i++)if (!task[i])return i;return -EAGAIN; }。
linux coredump里面的code 解析
linux coredump里面的code 解析摘要：1.Linux coredump 背景介绍2.Linux coredump 文件结构解析3.Linux coredump 中的code 段解析4.Linux coredump 中code 段的实际应用案例5.总结正文：Linux coredump 是Linux 系统中的一种重要调试工具，可以帮助开发者分析程序崩溃的原因。
在coredump 文件中，包含了程序崩溃时的一些关键信息，如进程状态、内存信息等。
其中，code 段是coredump 中非常重要的一个部分，它包含了程序的执行代码。
Linux coredump 文件结构解析Linux coredump 文件主要包括以下几个部分：- magic：魔数，用于标识coredump 文件类型，固定为0x8130。
- version：版本信息，表示coredump 文件格式版本，当前为2。
- header：coredump 文件头，包含文件类型、进程ID、时间戳等信息。
- body：coredump 文件主体，包含进程的内存映像，包括code 段、data 段、bss 段等。
Linux coredump 中的code 段解析code 段是coredump 中存储程序执行代码的部分，通常以ELF （Executable and Linkable Format）格式存储。
ELF 是一种可执行文件格式，支持多种处理器架构。
code 段包含了程序的指令和数据，以及符号表等信息。
在ELF 文件中，code 段分为两种：text 段和data 段。
text 段包含了程序的执行代码，而data 段包含了程序的数据。
这两个段通过动态链接器（dynamic linker）链接在一起，形成一个完整的可执行文件。
Linux coredump 中code 段的实际应用案例假设我们有一个程序崩溃了，产生了coredump 文件。
Linux操作系统源代码详细分析
linux源代码分析:Linux操作系统源代码详细分析疯狂代码 / ĵ:http://Linux/Article28378.html内容介绍: Linux 拥有现代操作系统所有功能如真正抢先式多任务处理、支持多用户内存保护虚拟内存支持SMP、UP符合POSIX标准联网、图形用户接口和桌面环境具有快速性、稳定性等特点本书通过分析Linux内核源代码充分揭示了Linux作为操作系统内核是如何完成保证系统正常运行、协调多个并发进程、管理内存等工作现实中能让人自由获取系统源代码并不多通过本书学习将大大有助于读者编写自己新 第部分 Linux 内核源代码 arch/i386/kernel/entry.S 2 arch/i386/kernel/init_task.c 8 arch/i386/kernel/irq.c 8arch/i386/kernel/irq.h 19 arch/i386/kernel/process.c 22 arch/i386/kernel/signal.c 30arch/i386/kernel/smp.c 38 arch/i386/kernel/time.c 58 arch/i386/kernel/traps.c 65arch/i386/lib/delay.c 73 arch/i386/mm/fault.c 74 arch/i386/mm/init.c 76 fs/binfmt-elf.c 82fs/binfmt_java.c 96 fs/exec.c 98 /asm-generic/smplock.h 107 /asm-i386/atomic.h 108 /asm-i386/current.h 109 /asm-i386/dma.h 109 /asm-i386/elf.h 113 /asm-i386/hardirq.h 114 /asm-i386/page.h 114 /asm-i386/pgtable.h 115 /asm-i386/ptrace.h 122 /asm-i386/semaphore.h 123 /asm-i386/shmparam.h 124 /asm-i386/sigcontext.h 125 /asm-i386/siginfo.h 125 /asm-i386/signal.h 127/asm-i386/smp.h 130 /asm-i386/softirq.h 132 /asm-i386/spinlock.h 133 /asm-i386/system.h 137/asm-i386/uaccess.h 139 //binfmts.h 146 //capability.h 147 /linux/elf.h 150 /linux/elfcore.h 156/linux/errupt.h 157 /linux/kernel.h 158 /linux/kernel_stat.h 159 /linux/limits.h 160 /linux/mm.h 160/linux/module.h 164 /linux/msg.h 168 /linux/personality.h 169 /linux/reboot.h 169 /linux/resource.h 170 /linux/sched.h 171 /linux/sem.h 179 /linux/shm.h 180 /linux/signal.h 181 /linux/slab.h 184/linux/smp.h 184 /linux/smp_lock.h 185 /linux/swap.h 185 /linux/swapctl.h 187 /linux/sysctl.h 188/linux/tasks.h 194 /linux/time.h 194 /linux/timer.h 195 /linux/times.h 196 /linux/tqueue.h 196/linux/wait.h 198 init/.c 198 init/version.c 212 ipc/msg.c 213 ipc/sem.c 218 ipc/shm.c 227 ipc/util.c 236 kernel/capability.c 237 kernel/dma.c 240 kernel/exec_do.c 241 kernel/exit.c 242 kernel/fork.c 248 kernel/info.c 255 kernel/itimer.c 255 kernel/kmod.c 257 kernel/module.c 259 kernel/panic.c 270 kernel/prk.c 271 kernel/sched.c 275 kernel/signal.c 295 kernel/softirq.c 307 kernel/sys.c 307kernel/sysctl.c 318 kernel/time.c 330 mm/memory.c 335 mm/mlock.c 345 mm/mmap.c 348mm/mprotect.c 358 mm/mremap.c 361 mm/page_alloc.c 363 mm/page_io.c 368 mm/slab.c 372mm/swap.c 394 mm/swap_state.c 395 mm/swapfile.c 398 mm/vmalloc.c 406 mm/vmscan.c 409第 2部分 Linux 内核源代码分析 第1章 Linux 介绍 让用户很详细地了解大多数现有操作系统实际工作方式是不可能大多数操作系统源代码都是严格保密除了些研究用及为操作系统教学而设计系统外尽管研究和教学目都很好但是这类系统很少能够通过对正式操作系统小部分实现来体现操作系统实际功能对于操作系统些特殊问题这种折衷系统所能够表现就更是少得可怜了 在以实际使用为目标操作系统中让任何人都可以自由获取系统源代码无论目是要了解、学习还是改进这样现实系统并不多本书主题就是这些少数操作系统中个:Linux Linux工作方式类似于Uinx它是免费源代码也是开放符合标准规范标准32位(在64位CPU上是64位)操作系统Linux拥有现代操作系统所具有内容例如: * 真正抢先式多任务处理支持多用户 * 内存保护 * 虚拟内存 * 支持对称多处理机SMP(symmetric multiprocessing)即多个CPU机器以及通常单CPU(UP)机器 * 符合POSIX标准 * 联网 * 图形用户接口和桌面环境(实际上桌面环境并不只个) * 速度和稳定性 严格说来Linux并不是个完整操作系统当我们在安装通常所说Linux时我们实际安装是很多工具集合这些工具协同工作以组成个功能强大实用系统Linux本身只是这个操作系统内核是操作系统心脏、灵魂、指挥中心(整个系统应该称为GNU/Linux其原因在本章后续内容中将会给以介绍)内核以独占方式执行最底层任务保证系统正常运行—协调多个并发进程管理进程使用内存使它们相互的间不产生冲突满足进程访问磁盘请求等等 在本书中我们给大家揭示就是Linux是如何完成这具有挑战性工作 1.1 Linux和Unix简明历史 为了让大家对本书所讨论内容有更清楚了解让我们先来简要回顾下Linux历史由于Linux是在Unix基础上发展而来我们话题就从Unix开始 Unix是由AT&T贝尔实验室Ken Thompson和Dennis Ritchie于1969年在台已经废弃了PDP-7上开发；它最初是个用汇编语言写成单用户操作系统不久Thompson和Ritchie成功地说服管理部门为他们购买更新机器以便该开发小组可以实现个文本处理系统Unix就在PDP-11上用C语言重新编写(发明C语言部分目就在于此)它果真变成了个文本处理系统—不久的后只不过问题是他们先实现了个操作系统而已…… 最终他们实现了该文本处理工具而且Unix(以及Unix上运行工具)也在AT&T得到广泛应用在1973年Thompson和Ritchie在个操作系统会议上就这个系统发表了篇论文该论文引起了学术界对Unix系统极大兴趣 由于1956年反托拉斯法案限制AT&T不能涉足计算机业务但允许它象征性地收取费用发售该系统就这样Unix被广泛发布首先是学术科研用户后来又扩展到政府和商业用户 伯克利加州大学是学术用户中个在这里Unix得到了计算机系统研究小组(CSRG)广泛应用并且在这里所进行修改引发了Unix大系列这就是广为人知伯克利软件Software开发(BSD)Unix除了AT&T所提供Unix系列的外BSD是最有影响力Unix系列BSD在Unix中增加了很多显著特性例如TCP/IP网络更好用户文件系统(UFS)工作控制并且改进了AT&T内存管理代码 多年以来BSD版本Unix直在学术环境中占据主导地位但最终发展成为 V版本AT&TUnix则成为商业领域领头羊从某种程度上来说这是有社会原因:学校倾向于使用非正式但通常更好用BSD风格Unix而商业界则倾向于从AT&T获取Unix 在用户需求和用户编程改进特性促进下BSD风格Unix般要比AT&TUnix更具有创新性而且改进也更为迅速但是在AT&T发布最后个正式版本 V Release 4(SVR4)时 V Unix已经吸收了BSD大多数重要优点并且还增加了些自己优势这部分由于从1984年开始AT&T逐渐可以将Unix商业化而伯克利Unix开发工作在1993年BSD4.4版本完成以后就逐渐收缩以至终止了然而BSD进步改进由外界开发者延续下来到今天还在继续进行正在进行Unix系列开发中至少有 4个独立版本是直接起源于BSD4.4这还不包括几个厂商Unix版本例如惠普HP-UX都是部分地或者全部基于BSD而发展起来 实际上Unix变种并不止BSD和 V由于Unix主要使用C语言来编写这就使得它移植到新机器上相对比较容易它简单性也使其重新设计和开发相对比较容易Unix这些特点大受商业界硬件供应商欢迎比如Sun、SGI、HP、IBM、DEC、Amdahl等等；IBM还不止次对Unix进行了再开发厂商们设计开发出新硬件并简单地将Unix移植到新硬件上这样新硬件经发布便具备定功能经过段时间的后这些厂商都拥有了自己专有Unix版本而且为了占有市场这些版本故意以区别侧重点发布出来以更好地占有用户版本混乱状态促进了标准化工作进行其中最主要就是POSIX系列标准它定义了套标准操作系统接口和工具从理论上说POSIX标准代码很容易移植到任何遵守POSIX标准操作系统中而且严格POSIX测试已经把这种理论上可移植性转化为现实直到今天几乎所有正式操作系统都以支持POSIX标准为目标 现在让我们回顾下在1984年杰出电脑黑客Richard Stallman独立开发出个类Unix操作系统该操作系统具有完全内核、开发工具和终端用户应用在GNU(“GNU誷 Not Unix”首字母缩写)计划配合下Stallman开发这个产品有自己技术理想:他想开发出个质量高而且自由操作系统Stallman使用了“自由”(free)这个词不仅意味着用户可以免费获取软件Software；而且更重要是它将意味着某种程度“解放”:用户可以自由使用、拷贝、查询、重用、修改甚至是分发这份软件Software完全没有软件Software使用限制这也正是Stallman创建自由软件Software基金会(FSF)资助GNU软件Software开发本意(FSF也在资助其他科研方面开发工作) 15年来GNU工程已经吸收、产生了大量这不仅包括Emacs、gcc(GNUC编译器)、bash(shell命令)还有大部分Linux用户所熟知许多应用现在正在进行开发项目是GNU Hurd内核这是GNU操作系统最后个主要部件(实际上Hurd内核早已能够使用了不过当前版本号为0.3系统在什么时候能够完成还是未知数)尽管Linux大受欢迎但是Hurd内核还在继续开发原因有几个方面其是Hurd体系结构十分清晰地体现了Stallman有关操作系统工作方式思想例如在运行期间任何用户都可以部分地改变或替换Hurd(这种替换不是对每个用户都是可见而是只对申请修改用户可见而且还必须符合规范标准)另个原因是据介绍Hurd对于多处理器支持比Linux本身内核要好还有个简单原因是兴趣驱动员们希望能够自由地进行自己所喜欢工作只要有人希望为Hurd工作Hurd开发就不会停止如果他们能够如愿以偿Hurd有朝日将成为Linux强劲对手不过在今天Linux还是自由内核王国里无可争议统治者 在GNU发展中期也就是1991年个名叫Linus Torvalds芬兰大学生想要了解Intel新CPU—80386他认为比较好学习思路方法是自己编写个操作系统内核出于这种目加上他对当时Unix变种版本对于80386类机器脆弱支持十分不满他决定要开发出个全功能、支持POSIX标准、类Unix操作系统内核该系统吸收了BSD和 V优点同时摒弃了它们缺点Linus(虽然我知道我应该称他为Torvalds但是所有人都称他为Linus)独立把这个内核开发到0.02版这个版本已经可以运行gcc、bash和很少些应用这些就是他开始全部工作了后来他又开始在因特网上寻求广泛帮助 不到 3年LinusUnix—Linux已经升级到1.0版本它源代码量也呈指数形式增长实现了基本TCP/IP功能(网络部分代码后来重写过而且还可能会再次重写)此时Linux就已经拥有大约10万用户了 现在Linux内核由150多万行代码组成Linux也已经拥有了大约1000万用户(由于Linux可以自由获取和拷贝获取具体统计数字是不可能)Linux内核GNU/Linux附同GNU工具已经占据了Unix 50%市场些公司正在把内核和些应用同安装软件Software打包在起生产出Linux发行版本这些公司包括Red Hat和Caldera 公司现在GNU/Linux已经备受瞩目得到了诸如Sun、IBM、SGI等公司广泛支持SGI最近决定在其基于IntelMerced系列机器上不再搭载自己Unix变种版本IRIX而是直接采用GNU/Linux；Linux甚至被指定为Amiga将要发布新操作系统基础1.2 GNU通用公共许可证 这样个如此流行操作系统当然值得我们学习按照通用公共许可证(GPLGeneral Public License)规定Linux源代码可以自由获取这满足了我们学习该系统强烈愿望GPL这份非同寻常软件Software许可证充分体现了上面提到Stallman思想:只要用户所做修改是同等自由用户可以自由地使用、拷贝、查询、重用、修改甚至重新发布这个软件Software通过这种方式GPL保证了Linux(以及同许可证保证下大量其他软件Software)不仅现在自由可用而且以后经过任何修改的后都仍然可以自由使用 请注意这里自由并不是说没有人靠这个软件Software盈利有些日益兴起公司比如发行最流行Linux发行版本Red Hat就是个例子(Red Hat自从上市以来市值已经突破数十亿美元每年盈利数十万美元而且这些数字还在不断增长)但是任何人都不能限制其他用户涉足本软件Software领域而且所做修改不能减少其自由程度 本书附录B中收录了GNU通用公共许可证全文1.3 Linux开发过程 如上所述由于Linux是个自由软件Software它可以免费获取以供学习研究Linux的所以值得学习研究是它是相当优秀操作系统如果Linux操作系统相当糟糕那它就根本不值得我们使用也就没有必要去研究相关书籍Linux是个十分优秀操作系统还在于几个相互关联原因 原因的在于它是基于天才思想开发而成在学生时代就开始推动整个系统开发Linus Torvalds是个天才他才能不仅展现在编程能力方面而且组织窍门技巧也相当杰出Linux内核是由世界上些最优秀员开发并不断完善他们通过Internet相互协作开发理想操作系统；他们享受着工作中乐趣而且也获得了充分自豪感 Linux优秀另外个原因在于它是基于组优秀概念Unix是个简单却非常优秀模型在Linux创建的前Unix已经有20年发展历史Linux从Unix各个流派中不断吸取成功经验模仿Unix优点抛弃Unix缺点这样做结果是Linux 成为了Unix系列中佼佼者:高速、健壮、完整而且抛弃了历史包袱 然而Linux最强大生命力还在于其公开开发过程每个人都可以自由获取内核源每个人都可以对源加以修改而后他人也可以自由获取你修改后源如果你发现了缺陷你可以对它进行修正而不用去乞求不知名公司来为你修正如果你有什么最优化或者新特点创意你也可以直接在系统中增加功能而不用向操作系统供应商解释你想法指望他们将来会增加相应功能当发现个漏洞后你可以通过编程来弥补这个漏洞而不用关闭系统直到你供应商为你提供修补由于你拥有直接访问源代码能力你也可以直接阅读代码来寻找缺陷或是效率不高代码或是安全漏洞以防患于未然 除非你是个员否则这点听起来仿佛没有多少吸引力实际上即使你不是员这种开发模型也将使你受益匪浅这主要体现在以下两个方面: * 可以间接受益于世界各地成千上万员随时进行改进工作 * 如果你需要对系统进行修改你可以雇用员为你完成工作这部分人将根据你需求定义单独为你服务可以设想这在源不公开操作系统中将是什么样子Linux这种独特自由流畅开发模型已被命名为bazaar(集市模型)它是相对于cathedral(教堂)模型而言在cathedral模型中源代码被锁定在个保密小范围内只有开发者(很多情况下是市场)认为能够发行个新版本这个新版本才会被推向市场这些术语在Eric S. Raymond教堂和集市(The Cathedral and the Bazaar)文中有所介绍大家可以在/~esr/writings/找到这篇文章bazaar开发模型通过重视实验征集并充分利用早期反馈对巨大数量脑力资源进行平衡配置可以开发出更优秀软件Software(顺便说下虽然Linux是最为明显使用bazaar开发模型例子但是它却远不是第个使用这个模型系统) 为了确保这些无序开发过程能够有序地进行Linux采用了双树系统个树是稳定树(stable tree)另个树是非稳定树(unstable tree)或者开发树(development tree)些新特性、实验性改进等都将首先在开发树中进行如果在开发树中所做改进也可以应用于稳定树那么在开发树中经过测试以后在稳定树中将进行相同改进按照Linus观点旦开发树经过了足够发展开发树就会成为新稳定树如此周而复始进行下去 源版本号形式为x.y.z对于稳定树来说y是偶数；对于开发树来说y比相应稳定树大(因此是奇数)截至到本书截稿时最新稳定内核版本号是2.2.10最新开发内核版本号是2.3.12对2.3树缺陷修正会回溯影响(back-propagated)2.2树而当2.3树足够成熟时候会发展成为2.4.0(顺便说下这种开发会比常规惯例要快每版本所包含改变比以前更少了内核开发人员只需花很短时间就能够完成个实验开发周期)及其镜像站点提供了最新可供内核版本而且同时包括稳定和开发版本如果你愿意话不需要很长时间这些站点所提供最新版本中就可能包含了你部分源代码第2章 代 码 初 识 本章首先从较高层次介绍Linux内核源概况这些都是大家关心些基本特点随后将简要介绍些实际代码最后介绍如何编译内核 2.1 Linux内核源部分特点 在过去段时期Linux内核同时使用C语言和汇编语言来实现这两种语言需要定平衡:C语言编写代码移植性较好、易于维护而汇编语言编写则速度较快般只有在速度是关键原因或者些因平台相关特性而产生特殊要求(例如直接和内存管理硬件进行通讯)时才使用汇编语言 正如实际中所做即使内核并未使用C对象特性部分内核也可以在g(GNUC编译器)下进行编译同其他面向对象编程语言相比较相对而言C开销是较低但是对于内核开发人员来说这已经是太多了 内核开发人员不断发展编程风格形成了Linux代码独有特色本节将讨论其中些问题 2.1.1 gcc特性使用 Linux内核被设计为必须使用GNUC编译器gcc来编译而不是任何种C编译器都可以使用内核代码有时要使用gcc特性本书将陆续介绍其中部分 些gcc特有代码只是简单地使用gcc语言扩展例如允许在C(不只是C)中使用inline关键字指示内联也就是说代码中被在每次时都会被扩充因而就可以节约实际开销 般情况下代码编写方式比较复杂对于某些类型输入gcc能够产生比其他输入效率更高执行代码从理论上讲编译器可以优化具有相同功能两种对等思路方法并且得到相同结果因此代码编写方式是无关紧要但在实际上用某种思路方法编写所产生代码要比用另外些思路方法编写所产生代码执行速度快许多内核开发人员知道怎样才能产生更高效执行代码这不断地在他们编写代码中反映出来 例如考虑内核中经常使用goto语句—为了提高速度内核中经常大量使用这种般要避免使用语句在本书中所包含不到40 000行代码中共有500多条goto语句大约是每80行个除汇编文件外精确统计数字是接近每72行个goto语句公平地说这是选择偏向结果:比例如此高原因的是本书中涉及是内核源核心在这里速度比其他原因都需要优先考虑整个内核比例大概是每260行个goto语句然而这仍然是我不再使用Basic进行编程以来见过使用goto频率最高地方 代码必需受特定编译器限制特性不仅和普通应用开发有很大区别而且也区别于大多数内核开发大多数开发人员使用C语言编写代码来保持较高可移植性即使在编写操作系统时也是如此这样做优点是显而易见最为重要点是旦出现更好编译器员们可以随时进行更换 内核对于gcc特性完全依赖使得内核向新编译器上移植更加困难最近Linus对这问题在有关内核邮件列表上表明了自己观点:“记住编译器只是个工具”这是对依赖于gcc特性个很好基本思想表述:编译器只是为了完成工作如果通过遵守标准还不能达到工作要求那么就不是工作要求有问题而是对于标准依赖有问题 在大多数情况下这种观点是不能被人所接受通常情况下为了保证和语言标准致开发人员可能需要牺牲某些特性、速度或者其他相关原因其他选择可能会为后期开发造成很大麻烦 但是在这种特定情况下Linus是正确Linux内核是个特例其执行速度要比向其他编译器可移植性远为重要如果设计目标是编写个可移植性好而不要求快速运行内核或者是编写个任何人都可以使用自己喜欢编译器进行编译内核那么结论就可能会有所区别了；而这些恰好不是Linux设计目标实际上gcc几乎可以为所有能够运行LinuxCPU生成代码因此对于gcc依赖并不是可移植性严重障碍 在第3章中我们将对内核设计目标进行详细介绍说明2.1.2 内核代码习惯用语 内核代码中使用了些显著习惯用语本节将介绍常用几个当通读源代码时真正重要问题并不在这些习惯用语本身而是这种类型习惯用语确存在而且是不断被使用和发展如果你需要编写内核代码你应该注意到内核中所使用习惯用语并把这些习惯用语应用到你代码中当通读本书(或者代码)时看看你还能找到多少习惯用语 为了讨论这些习惯用语我们首先需要对它们进行命名为了便于讨论笔者创造了这些名字而在实际中大家不定非要参考这些用语它们只是对内核工作方式描述而已 个普通习惯用语笔者称的为“资源获取”(resource acquisition idiom)在这个用语中个必须实现系列资源获取包括内存、锁等等(这些资源类型未必相同)只有成功地获取当前所需要资源的后才能处理后面资源请求最后该还必须释放所有已经获取资源而不必考虑没有获取资源 我采用“变量”这用语(error variable idiom)来辅助介绍说明资源获取用语它使用个临时变量来记录期望返回值当然相当多都能实现这个功能但是变量区别点在于它通常是用来处理由于速度原因而变得非常复杂流程控制中问题变量有两个典型值0(表示成功)和负数(表示有错) 如果执行到标号out2则都已经获取了r1和r2资源而且也都需要进行释放如果执行到标号out1(不管是顺序执行还是使用goto语句进行跳转到)则r2资源是无效(也可能刚被释放)但是r1资源却是有效而且必需在此将其释放同理如果标号out能被执行则r1和r2资源都无效err所返回是或成功标志 在这个简单例子中对err些赋值是没有必要在实战中实际代码必须遵守这种模式这样做原因主要在于同行中可能包含有多种测试而这些测试应该返回相同代码因此对变量统赋值要比多次赋值更为简单虽然在这个例子中对于这种属性必要性并不非常迫切但是我还是倾向于保留这种特点有关实际应用可以参考sys_shmctl(第21654行)在第9章中还将详细介绍这个例子 2.1.3 减少#和#def使用 现在Linux内核已经移植到区别平台上但是我们还必须解决移植过程中所出现问题大部分支持各种区别平台代码由于包含许多预处理代码而已经变得非常不规范标准例如: 这个例子试图实现操作系统可移植性虽然Linux关注焦点很明显是实现代码在各种CPU上可移植性但是 2者基本原理是致对于这类问题来说预处理器是种解决方式这些杂乱问题使得代码晦涩难懂更为糟糕是增加对新平台支持有可能要求重新遍历这些杂乱分布低质量代码段(实际上你很难能找到这类代码段全部) 和现有方式区别是Linux般通过简单(或者是宏)来抽象出区别平台间差异内核移植可以通过实现适合于相应平台(或宏)来实现这样不仅使代码主体简单易懂而且在移植过程中还可以比较容易地自动检测出你没有注意到内容:如引用未声明时会出现链接有时用预处理器来支持区别体系结构但这种方式并不常用而相对于代码风格变化就更是微不足道了 顺便说下我们可以注意到这种解决思路方法和使用用户对象(或者C语言中充满指针struct结构)来代替离散switch语句处理区别类型思路方法十分相似在某些层次上这些问题和解决思路方法是统 可移植性问题并不仅限于平台和CPU移植编译器也是个重要问题此处为了简化假设Linux只使用gcc来编译由于Linux只使用同个编译器所以就没有必要使用#块(或者#def块)来选择区别编译器 内核代码主要使用#def来区分需要编译或不需要编译部分从而对区别结构提供支持例如代码经常测试SMP宏是否定义过从而决定是否支持SMP机2.2 代码样例 了解Linux代码风格最好思路方法就是实际研究下它部分代码即使你不完全理解本节所讨论代码细节也无关紧要毕竟本节主要目不是理解代码些读者可以只对本节进行浏览本节主要目是让读者对Linux代码进。
Linux 内核2.4版源代码分析大全
4．4．4 如何使传统管理方式依然有效
4．4．5 内核实现综述
4．4．6 核心结构与变量
4．4．7 devfs节点注册函数
4．4．8 编写采用devfs的设备驱动程序
4，5 块设备的请求队列
4．5．1 相关结构及请求队列的初始化
4．6．1 构造ioctl命令字
4．6．2 ioctl的实现过程
4．6．3 ioctl的上层处理函数
4．6．4 ioctl的底层处理函数
4．7 I／O端口的资源分配与操作
4．7．1 I／O端口概述
4．7．2 Linux系统中的I／O空间分配
4．7．3 端口操作函数
4．9．4 设备的使用
4．9．5 驱动程序编写实例
4．10 块设备驱动程序的实现
4．10．1 设备功能
4．10．2 编写块设备的函数接口fops
4．10．3 设备接口注册与初始化
第5章 Linux系统初始化
5．1 系统引导
1，13 系统调用
1．13．1 与系统调用有关的数据结构和
函数
1．13．2 进程的系统调用命令是如何转换为
INT0x80中断请求的
1．13．3 系统调用功能模块的初始化
1．13．4 Linux内部是如何分别为各种系统
调用服务的
4．1．2 与外设的数据交流方
4．1．3 字符设备与块设备
4．1．4 主设备号和次设备号
4．1．5 本章内容分配
4．2 设备文件
4．2．1 基本设备文件的设备访问流程
4．2．2 设备驱动程序接口
4．2．3 块设备文件接口
linux-0.11调试教程,mkfs.c源代码分析
linux-0.11调试教程，mkfs.c源代码分析（1）下面是mkfs命令的一个例子mkfs /dev/hd6 60000结果：20000个inodes，60000个blocks，第一个数据块块号为638指导思想：不看源代码的话，格式化一个文件系统，应该改变的是：(1)，文件系统的超级块信息，需要用户输入的块的总数算出i节点的个数和i节点位图块的个数和逻辑块位图块的个数及第一个数据块的块号。
setup_tables()函数完成这个任务。
(2)，建立根目录，需要申请一个数据块，需要申请一个根目录对应的i节点，是文件系统中的第一个节点。
修改根目录对应的i节点在i节点位图中对应的位和根目录所在的块对应的逻辑块位图中的位。
make_root_inode();函数完成这个任务。
(3)源程序里还有第三个任务，就是统计磁盘分区中坏块的数目，并把所有的坏块看成一个坏块文件，这个坏块文件对应第二个节点。
make_bad_inode()函数完成这个任务。
思路分析：main()函数首先取得用户给出的块数放到BLOCKS里。
然后调用setup_tables()函数，setup_tables()函数的作用是根据块数算出i节点的总数既块数的三分之一。
然后算出i节点位图的块数和逻辑块位图的块数，还有第一个数据块的块号。
然后把逻辑块位图块清零(范围是数据区对应的位图既FIRSTZONE之后的块对应的位)和把i节点位图块清零(第一个位没有清零，第一个位对应根节点)。
然后初始化了i节点缓冲区。
最后打印出超级块信息。
区块的数目ZONES既块数BLOCKS为60000，INODES的数目为块数的三分之一既20000。
i节点位图的块数IMAPS为3。
#define NORM_FIRSTZONE (2+IMAPS+ZMAPS+INODE_BLOCKS)NORM_FIRSTZONE数目既数据区前面的块数。
ZMAPS = 0;while (ZMAPS != UPPER(BLOCKS - NORM_FIRSTZONE,BITS_PER_BLOCK))ZMAPS = UPPER(BLOCKS - NORM_FIRSTZONE,BITS_PER_BLOCK);逻辑块位图的块数ZMAPS为8。
linux源代码分析
linux源代码分析Linux源代码是Linux操作系统的基础，它是开源的，其源代码可以被任何人查看、分析和修改。
Linux源代码的分析对于了解Linux操作系统的原理和机制非常有帮助。
在本文中，我将对Linux源代码进行分析，介绍其结构、特点以及一些常见的模块。
首先，我们来了解一下Linux源代码的目录结构。
Linux源代码的根目录是一个包含各种子目录的层次结构。
其中，arch目录包含了与硬件体系结构相关的代码；block目录包含了与块设备相关的代码；fs目录包含了文件系统相关的代码等等。
每个子目录下又有更详细的子目录，以及各种源代码文件。
Linux源代码的特点之一是它的模块化。
Linux操作系统是由许多独立的模块组成的，每个模块负责完成特定的功能。
这种模块化的设计使得Linux操作系统更容易理解和维护。
例如，网络模块负责处理与网络相关的功能，文件系统模块负责处理文件系统相关的功能，设备驱动程序模块负责处理硬件设备的驱动等等。
通过分析这些模块的源代码，我们能够深入了解Linux操作系统的各个功能组成。
在Linux源代码中，有一些常见的模块是非常重要的，例如进程调度模块、内存管理模块和文件系统模块。
进程调度模块负责为不同的进程分配CPU时间，实现多任务处理能力。
内存管理模块负责管理系统的内存资源，包括内存的分配和释放。
文件系统模块负责处理文件的读写操作，提供文件系统的功能。
通过对这些重要模块的源代码进行分析，我们可以更加全面地了解Linux操作系统的内部工作原理。
除了这些模块以外，Linux源代码还包含了许多其他的功能和模块，例如设备驱动程序、网络协议栈、系统调用等等。
这些模块共同组成了一个完整的操作系统，为用户提供了丰富的功能和服务。
对于分析Linux源代码，我们可以使用一些工具和方法来辅助。
例如，我们可以使用文本编辑器来查看和修改源代码文件，使用编译器来编译和运行代码，使用调试器来调试代码等等。
linux_kernel_fuse_源码剖析
FUSE源码剖析1. 前言本文是对FUSE-2.9.2源码的学习总结。
FUSE代码在用户空间和内核空间都有运行，为了突出重点，先简要描述了在基于FUSE的用户空间文件系统中执行write操作的一般流程，接下来介绍了重要的数据结构，最后以FUSE的运行过程为线索，剖析FUSE程序运行过程的3个关键步骤：1.FUSE模块加载2.mount和open过程3.对文件write。
对于虚拟文件系统和设备驱动的相关概念本文仅作简要说明。
需要说明的是，由于内核的复杂性及个人能力的有限，本文省略了包括内核同步，异常检查在内的诸多内容，希望可以突出重点。
2. FUSE下write的一般流程图1在基于FUSE的用户空间文件系统中执行write操作的流程如图1所示(由于版面关系，图中部分函数是缩写，请参考源码)：1.客户端在mount目录下面，对一个regular file调用write, 这一步是在用户空间执行2.write内部会调用虚拟文件系统提供的一致性接口vfs_write3.根据FUSE模块注册的file_operations信息，vfs_write会调用fuse_file_aio_write，将写请求放入fuse connection的request pending queue, 随后进入睡眠等待应用程序reply4.用户空间的libfuse有一个守护进程通过函数fuse_session_loop轮询杂项设备/dev/fuse, 一旦request queue有请求即通过fuse_kern_chan_receive接收5.fuse_kern_chan_receive通过read读取request queue中的内容，read系统调用实际上是调用的设备驱动接口fuse_dev_read6.在用户空间读取并分析数据，执行用户定义的write操作，将状态通过fuse_reply_write返回给kernel7.fuse_reply_write调用VFS提供的一致性接口vfs_write8.vfs_write最终调用fuse_dev_write将执行结果返回给第3步中等待在waitq的进程，此进程得到reply 后，write返回3. 数据结构本节主要介绍了FUSE中比较重要的数据结构，需要说明的是图示中只列出了与叙述相关的数据成员，完整的数据结构细节请参考源码。
Linux0.01内核源代码及注释
Bootsect.s(1-9)!! SYS_SIZE is the number of clicks (16 bytes) to be loaded.! 0x3000 is 0x30000 bytes = 196kB, more than enough for current! versions of linux ! SYS_SIZE 是要加载的节数（16 字节为1 节）。
0x3000 共为1 2 3 4 5 60x7c000x00000x900000x100000xA0000system 模块代码执行位置线路0x90200! 0x30000 字节=192 kB（上面Linus 估算错了），对于当前的版本空间已足够了。
!SYSSIZE = 0x3000 ! 指编译连接后system 模块的大小。
参见列表1.2 中第92 的说明。
! 这里给出了一个最大默认值。
!! bootsect.s (C) 1991 Linus Torvalds!! bootsect.s is loaded at 0x7c00 by the bios-startup routines, and moves! iself out of the way to address 0x90000, and jumps there.!! It then loads 'setup' directly after itself (0x90200), and the system! at 0x10000, using BIOS interrupts.!! NOTE! currently system is at most 8*65536 bytes long. This should be no! problem, even in the future. I want to keep it simple. This 512 kB! kernel size should be enough, especially as this doesn't contain the! buffer cache as in minix!! The loader has been made as simple as possible, and continuos! read errors will result in a unbreakable loop. Reboot by hand. It! loads pretty fast by getting whole sectors at a time whenever possible.!! 以下是前面这些文字的翻译：! bootsect.s (C) 1991 Linus Torvalds 版权所有!! bootsect.s 被bios-启动子程序加载至0x7c00 (31k)处，并将自己! 移到了地址0x90000 (576k)处，并跳转至那里。
在linux下实现读者写者问题源代码
在linux下实现读者写者问题源代码读者写者问题是计算机科学中的一个经典同步问题，用于描述多个读者和写者对共享资源的访问。
在这个问题中，多个读者可以同时读取共享资源，但是写者在写入共享资源时必须独占访问。
在Linux下，我们可以使用线程和互斥锁来实现读者写者问题。
下面是一个简单的源代码示例：```c#include <stdio.h>#include <stdlib.h>#include <pthread.h>#define READERS_COUNT 5#define WRITERS_COUNT 2pthread_mutex_t mutex;pthread_cond_t cond_reader, cond_writer;int readers = 0;int writers = 0;void *reader(void *arg) {int id = *(int *)arg;while (1) {pthread_mutex_lock(&mutex);while (writers > 0) {pthread_cond_wait(&cond_reader, &mutex); }readers++;pthread_mutex_unlock(&mutex);// 读取共享资源printf("Reader %d is reading\n", id);pthread_mutex_lock(&mutex);readers--;if (readers == 0) {pthread_cond_signal(&cond_writer);}pthread_mutex_unlock(&mutex);}pthread_exit(NULL);}void *writer(void *arg) {int id = *(int *)arg;while (1) {pthread_mutex_lock(&mutex);while (readers > 0 || writers > 0) {pthread_cond_wait(&cond_writer, &mutex); }writers++;pthread_mutex_unlock(&mutex);// 写入共享资源printf("Writer %d is writing\n", id);pthread_mutex_lock(&mutex);writers--;pthread_cond_signal(&cond_writer);pthread_cond_broadcast(&cond_reader);pthread_mutex_unlock(&mutex);}pthread_exit(NULL);}int main() {pthread_t readers[READERS_COUNT];pthread_t writers[WRITERS_COUNT];int reader_ids[READERS_COUNT];int writer_ids[WRITERS_COUNT];pthread_mutex_init(&mutex, NULL);pthread_cond_init(&cond_reader, NULL);pthread_cond_init(&cond_writer, NULL);// 创建读者线程for (int i = 0; i < READERS_COUNT; i++) {reader_ids[i] = i + 1;pthread_create(&readers[i], NULL, reader, &reader_ids[i]); }// 创建写者线程for (int i = 0; i < WRITERS_COUNT; i++) {writer_ids[i] = i + 1;pthread_create(&writers[i], NULL, writer, &writer_ids[i]); }// 等待线程结束for (int i = 0; i < READERS_COUNT; i++) {pthread_join(readers[i], NULL);}for (int i = 0; i < WRITERS_COUNT; i++) {pthread_join(writers[i], NULL);}pthread_mutex_destroy(&mutex);pthread_cond_destroy(&cond_reader);pthread_cond_destroy(&cond_writer);return 0;}```在这个源代码中，我们使用了互斥锁（`pthread_mutex_t`）和条件变量（`pthread_cond_t`）来实现读者写者问题的同步。
Linux内核源码情景分析-wait（）、schedule（）
Linux内核源码情景分析-wait（）、schedule（）⽗进程执⾏wait4，并调⽤schedule切换到⼦进程:wait4(child, NULL, 0, NULL);像其它系统调⽤⼀样。
wait4()在内核中的⼊⼝是sys_wait4()。
代码例如以下:asmlinkage long sys_wait4(pid_t pid,unsigned int * stat_addr, int options, struct rusage * ru)//pid为⼦进程的进程号{int flag, retval;DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);struct task_struct *tsk;if (options & ~(WNOHANG|WUNTRACED|__WNOTHREAD|__WCLONE|__WALL))return -EINVAL;add_wait_queue(current->wait_chldexit,&wait);repeat:flag = 0;current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;//⽗进程设置为可中断等待状态read_lock(&tasklist_lock);tsk = current;do {//第⼀层循环struct task_struct *p;for (p = tsk->p_cptr ; p ; p = p->p_osptr) {//第⼆层循环，从最年轻的⼦进程開始沿着由各个task_struct结构中的指针p_osptr所形成的链。
找寻与所等待对象的pid相符的⼦进程、或符合其它⼀些条件的⼦进程 if (pid>0) {if (p->pid != pid)//找到pid相符的⼦进程continue;} else if (!pid) {if (p->pgrp != current->pgrp)continue;} else if (pid != -1) {if (p->pgrp != -pid)continue;}/* Wait for all children (clone and not) if __WALL is set;* otherwise, wait for clone children *only* if __WCLONE is* set; otherwise, wait for non-clone children *only*. (Note:* A "clone" child here is one that reports to its parent* using a signal other than SIGCHLD.) */if (((p->exit_signal != SIGCHLD) ^ ((options & __WCLONE) != 0))//要求⼦进程发送的是SIGCHLD信号&& !(options & __WALL))continue;flag = 1;//说明pid是当前进程的⼦进程号switch (p->state) {case TASK_STOPPED:if (!p->exit_code)continue;if (!(options & WUNTRACED) && !(p->ptrace & PT_PTRACED))continue;read_unlock(&tasklist_lock);retval = ru ?getrusage(p, RUSAGE_BOTH, ru) : 0;if (!retval && stat_addr)retval = put_user((p->exit_code << 8) | 0x7f, stat_addr);if (!retval) {p->exit_code = 0;retval = p->pid;}goto end_wait4;//⼦进程处于停⽌状态。
Linux KVM虚拟化源代码分析文档
KVM虚拟机源代码分析1，KVM结构及工作原理1.1K VM结构KVM基本结构有两部分组成。
一个是KVM Driver ，已经成为Linux 内核的一个模块。
负责虚拟机的创建，虚拟内存的分配，虚拟CPU寄存器的读写以及虚拟CPU的运行等。
另外一个是稍微修改过的Qemu，用于模拟PC硬件的用户空间组件，提供I/O设备模型以及访问外设的途径。
图1 KVM基本结构KVM基本结构如图1所示。
其中KVM加入到标准的Linux内核中，被组织成Linux中标准的字符设备(/dev/kvm)。
Qemu通KVM提供的LibKvm应用程序接口，通过ioctl系统调用创建和运行虚拟机。
KVM Driver使得整个Linux成为一个虚拟机监控器。
并且在原有的Linux两种执行模式(内核模式和用户模式)的基础上，新增加了客户模式，客户模式拥有自己的内核模式和用户模式。
在虚拟机运行下，三种模式的分工如下：客户模式：执行非I/O的客户代码。
虚拟机运行在客户模式下。
内核模式：实现到客户模式的切换。
处理因为I/O或者其它指令引起的从客户模式的退出。
KVM Driver工作在这种模式下。
用户模式：代表客户执行I/O指令Qemu运行在这种模式下。
在KVM模型中，每一个Guest OS 都作为一个标准的Linux进程，可以使用Linux的进程管理指令管理。
在图1中./dev/kvm在内核中创建的标准字符设备，通过ioctl系统调用来访问内核虚拟机，进行虚拟机的创建和初始化；kvm_vm fd是创建的指向特定虚拟机实例的文件描述符，通过这个文件描述符对特定虚拟机进行访问控制；kvm_vcpu fd指向为虚拟机创建的虚拟处理器的文件描述符，通过该描述符使用ioctl系统调用设置和调度虚拟处理器的运行。
1.2K VM工作原理KVM的基本工作原理：用户模式的Qemu利用接口libkvm通过ioctl系统调用进入内核模式。
KVM Driver为虚拟机创建虚拟内存和虚拟CPU后执行VMLAUCH指令进入客户模式。
Linux学习之CentOS(23)--Linux软件管理之源代码以及RPM软件包管理
Linux学习之CentOS(二十三)--Linux软件管理之源代码以及RPM软件包管理在Linux系统下，对于软件包的管理有多种机制，有源代码方式、RPM软件包管理方式以及YUM软件管理方式，本篇随笔将详细讲解CentOS下源代码形式安装软件以及RPM软件包管理机制一、源代码形式首先我们先来看一下源代码的方式。
我们知道，在开源的环境下，大多数的开源软件都是以源代码的形式来发布，通常将源代码打包成tar.gz的归档压缩文件发布到网上供我们下载使用。
但是我们下载下来的源代码方式我们还不能够直接使用，不像在windows系统上直接下载下来可执行的二进制文件，我们需要将下载好的源码编译成可执行的二进制文件才能运行使用，源代码形式安装流程一般如下：①./configure检查编译环境、相关库文件以及配置参数并生成makefile②make将源代码编译成可执行的二进制文件③make install安装编译好的可执行文件基本上所有以源代码形式发布的软件都是按照以上流程来进行安装，大家可能觉得其实步骤就这三个，安装过程非常简单!其实不然，通常以源代码形式发布的软件，在对其进行①、②步操作时往往会出很多很多的问题，比如说编译过程中缺少所需的库文件，或者说编译源码时又需要依赖A文件，编译A文件时可能又需要用到B文件，这样我们需要花大量时间去找这些依赖的问题，同时如果一个软件特别大的话，我们在将其编译过程中要等待非常久的时间。
所以说其实源代码形式的安装软件并不是我们想象的那么简单，但是为什么源代码形式的软件管理还一直存在呢？必然也有其优点，因为我们的源码都要通过编译成可执行的二进制文件才行，所以说它适用于各种操作系统平台，我只需要在各个操作系统平台上对其源码进行编译即可运行起来了。
总结一下：源代码形式的缺点：操作复杂、编译时间长、极易出现错误源代码形式的优点：适用于所有的操作系统、可定制二、RPM软件包管理因为源代码方式安装软件终究还是比较麻烦，所以说现在出现了许多代替源码方式安装的软件管理机制。
怎样读Linux内核源代码
Linux内核分析方法2010-9-12Linux的最大的好处之一就是它的源码公开。
同时，公开的核心源码也吸引着无数的电脑爱好者和程序员；他们把解读和分析Linux的核心源码作为自己的最大兴趣，把修改Linux 源码和改造Linux系统作为自己对计算机技术追求的最大目标。
Linux内核源码是很具吸引力的，特别是当你弄懂了一个分析了好久都没搞懂的问题；或者是被你修改过了的内核，顺利通过编译，一切运行正常的时候。
那种成就感真是油然而生！而且，对内核的分析，除了出自对技术的狂热追求之外，这种令人生畏的劳动所带来的回报也是非常令人着迷的，这也正是它拥有众多追随者的主要原因：•首先，你可以从中学到很多的计算机的底层知识，如后面将讲到的系统的引导和硬件提供的中断机制等；其它，象虚拟存储的实现机制，多任务机制，系统保护机制等等，这些都是非都源码不能体会的。
等等，这些都是非读源码不能体会的。
•同时，你还将从操作系统的整体结构中，体会整体设计在软件设计中的份量和作用，以及一些宏观设计的方法和技巧：Linux的内核为上层应用提供一个与具体硬件不相关的平台；同时在内核内部，它又把代码分为与体系结构和硬件相关的部分，和可移植的部分；再例如，Linux虽然不是微内核的，但他把大部分的设备驱动处理成相对独立的内核模块，这样减小了内核运行的开销，增强了内核代码的模块独立性。
•而且你还能从对内核源码的分析中，体会到它在解决某个具体细节问题时，方法的巧妙：如后面将分析到了的Linux通过Botoom_half机制来加快系统对中断的处理。
•最重要的是：在源码的分析过程中，你将会被一点一点地、潜移默化地专业化。
一个专业的程序员，总是把代码的清晰性，兼容性，可移植性放在很重要的位置。
他们总是通过定义大量的宏，来增强代码的清晰度和可读性，而又不增加编译后的代码长度和代码的运行效率；他们总是在编码的同时，就考虑到了以后的代码维护和升级。
甚至，只要分析百分之一的代码后，你就会深刻地体会到，什么样的代码才是一个专业的程序员写的，什么样的代码是一个业余爱好者写的。
Linux 源代码分析
Linux内核（2.6.13.2）源代码分析苗彦超摘要：1系统启动1.1汇编代码head.S及以前设置CPU状态初值，创建进程0，建立进程堆栈：movq init_rsp(%rip), %rsp，init_rsp定义.globl init_rspinit_rsp:.quad init_thread_union+THREAD_SIZE-8即将虚地址init_thread_union+THREAD_SIZE-8作为当前进程（进程0）核心空间堆栈栈底，init_thread_union定义于文件arch/x86_64/kernel/init_task.c中：union thread_union init_thread_union __attribute__((__section__(".data.init_task"))) ={INIT_THREAD_INFO(init_task)};INIT_THREAD_INFO定义于文件include/asm-x86_64/thread_info.h中，初始化init_thread_union.task = &init_task，init_task同样定义于文件init_task.c中，初始化为：struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task);INIT_TASK宏在include/linux/init_task.h中定义。
全部利用编译时静态设置的初值，将进程0的控制结构设置完成，使进程0可以按普通核心进程访问。
init_task.mm = NULL; init_task.active_mm = INIT_MM(init_mm), init_m = “swapper”INIT_MM将init_mm.pgd初始化为swapper_pg_dir，即init_level4_pgt，定义与head.S中。
linux_gmtime_源代码简析_概述及解释说明
linux gmtime 源代码简析概述及解释说明1. 引言1.1 概述本文将详细解析和说明Linux操作系统中的gmtime函数的源代码。
gmtime 是一个十分重要的时间处理函数，在Linux系统中被广泛应用于时间管理和日期处理领域。
通过深入研究gmtime函数的源代码，我们可以更好地理解其原理和功能，从而能够更有效地使用这一函数。
1.2 文章结构本文共分为五个部分来展开对gmtime函数的源代码简析。
首先，引言部分对本文进行了概述，介绍了文章目录和主要内容。
接下来，第二部分将介绍gmtime 函数的基本概念和功能，并深入解读其源代码。
第三部分则探讨了时间处理在Linux系统中的重要性，以及gmtime在时间处理中的具体应用场景。
第四部分将对gmtime函数的源代码进行详尽分析与解释，并分享常见问题的解决方案。
最后，在第五部分中我们将总结已掌握的知识点并思考收获，并展望如何优化和扩展gmtime源代码。
1.3 目的本文旨在帮助读者全面理解并掌握Linux操作系统中gmtime函数的工作原理和应用场景。
通过详细剖析其源代码，并提供使用示例和常见问题解答，读者将能够更加熟练地运用gmtime函数进行时间处理和日期管理。
此外，本文还希望为读者提供关于gmtime源代码优化和扩展的展望，并激发读者对Linux操作系统中时间处理相关领域的兴趣。
2. gmtime函数简介:2.1 gmtime概述:gmtime函数是一个时间处理函数，它被用来将给定的时间戳（秒数）转换为一个结构体，该结构体包含了年、月、日、时、分、秒等具体的时间信息。
它返回的结构体是一个tm类型的对象，tm类型定义在<time.h>头文件中。
2.2 gmtime源代码解读:gmtime函数的源代码位于GNU C库的源码中，这个库提供了很多标准C库的实现，包括时间处理相关的函数。
通过查阅GNU C库的源码可以对gmtime函数进行详细解读。
Linux下反汇编分析C语言源代码
Linux下反汇编分析C语⾔源代码Linux下反汇编分析C语⾔源代码by 赵缙翔原创作品转载请注明出处这是我第⼀次写的博客，如有疏漏，还请指教。
在上完孟宁⽼师的软件⼯程课程后，觉得这⽼师的课真⼼不错，就⼜选了他的Linux内核分析。
因为Linux内核代码中还是有⼀些C语⾔没法做的事情需要At&T汇编代码来帮忙，所以我们需要了解⼀些汇编的常识。
汇编基础命名习惯的历史由来最先开始,Intel 8086和8088有⼗四个16位寄存器，⽐如AX, BX, CX, DX等等。
然后Intel出了32位处理器，相对于16位处理器是是扩展的（extended），于是在16位的寄存器基础上加上E前缀，⽐如AX变成了EAX，在后来，AMD出了64位处理器，采⽤的R前缀，具体为什么⽤R，我也不造啊，求告诉。
常⽤的寄存器（有汇编基础的应该很好懂……我学过单⽚机的汇编，竟然也看懂了⼤部分。
so，我就不赘述了,摘抄⾃）Although the main registers (with the exception of the instruction pointer) are "general-purpose" in the 32-bit and 64-bit versions of the instruction set and can be used for anything, it was originally envisioned that they be used for the following purposes: AL/AH/AX/EAX/RAX: AccumulatorBL/BH/BX/EBX/RBX: Base index (for use with arrays)CL/CH/CX/ECX/RCX: Counter (for use with loops and strings)DL/DH/DX/EDX/RDX: Extend the precision of the accumulator (e.g. combine 32-bit EAX and EDX for 64-bit integeroperations in 32-bit code)SI/ESI/RSI: Source index for string operations.DI/EDI/RDI: Destination index for string operations.SP/ESP/RSP: Stack pointer for top address of the stack.BP/EBP/RBP: Stack base pointer for holding the address of the current stack frame.IP/EIP/RIP: Instruction pointer. Holds the program counter, the current instruction address.Segment registers:CS: CodeDS: DataSS: StackES: Extra dataFS: Extra data #2汇编指令由于是我们使⽤的32位的汇编指令，所以有个l前缀，还有，和51单⽚机的堆栈不同，这⾥的堆栈是从⾼向低⼊栈的……还有⼀个问题就摘抄吧，他说得很好AT&T格式和intel格式，这两种格式GCC是都可以⽣成的，如果要⽣成intel格式的汇编代码，只需要加上-masm=intel选项即可，但是Linux下默认是使⽤AT&T格式来书写汇编代码，Linux Kernel代码中也是AT&T格式，我们要慢慢习惯使⽤AT&T格式书写汇编代码。
[重点]linux源码分析
![[重点]linux源码分析](https://img.taocdn.com/s3/m/0c4f44f3312b3169a551a443.png)
[重点]linux源码分析linux源码分析Linux内核源代码中的C语言代码Linux 内核的主体是以 GNU的 C 语言编写的，GNU为此提供了编译工具gcc。
GNU对 C 语言本身(在 ANSI C 基础上)做了不少扩充，可能是读者尚未见到过的。
另一方面，由于内核代码，往往会用到一些在应用程序设计中不常见的语言成分或编程技巧，也许使读者感到陌生。
本书并非介绍 GNU C语言的专著，也非技术手册，所以不在这里一一列举和详细讨论这些扩充和技巧。
再说，离开具体的情景和上下文，罗列一大堆规则，对于读者恐怕也没有多大帮助。
所以，我们在这里只是对可能会影响读者阅读 Linux 内核源程序，或使读者感到困惑的一些扩充和技巧先作一些简单的介绍。
以后，随着具体的情景和代码的展开，在需要时还会结合实际加以补充。
首先，gcc 从 C++语言中吸收了“inline”和“const”。
其实，GNU 的 C 和C++是合为一体的，gcc既是 C 编译又是 C++编译，所以从 C++中吸收一些东西到 C 中是很自然的。
从功能上说，inline 函数的使用与#define 宏定义相似，但更有相对的独立性，也更安全。
使用 inline函数也有利于程序调试。
如果编译时不加优化，则这些inline 就是普通的、独立的函数，更便于调试。
调试好了以后，再采用优化重新编译一次，这些 inline函数就像宏操作一样融入了引用处的代码中，有利于提高运行效率。
由于 inline 函数的大量使用，相当一部分的代码从.c 文件移入了.h 文件中。
还有，为了支持 64 位的CPU结构(Alpha 就是 64 位的)，gcc 增加了一种新的基本数据类型“longlong int”，该类型在内核代码中常常用到。
许多 C 语言都支持一些“属性描述符”(attribute)，如“aligned”、“packed”等等;gcc 也支持不少这样的描述符。
这些描述符的使用等于是在 C 语言中增加了一些新的保留字。
SELinux源码分析_1.31
SELinux源码分析（Federa Core 8）第一章SELinux（Security Enhance Linux，简称SELinux）简介1.1 SELinux的起源SELinux是一个面向政府和行业的产品，由NSA、Network Associates、Tresys以及其他组织设计和开发。
尽管NSA将其作为一个补丁集引入，但从2.6版开始，它就被加入到Linux 内核中。
GUN/Linux非常安全，但它也非常动态：所做的更改会为操作系统带来新的漏洞，这些漏洞可能被攻击者利用，尽管人们都非常关心阻止授权访问，但是发生入侵后会发生什么呢？1.2访问控制大多数操作系统使用访问控制来判断一个实体(用户或程序)是否能够访问给定资源。
基于UNIX的系统使用一种自主访问控制(Discretionary Access Control，简称DAC)的形式。
此方法通常根据对象所属的分组来限制对对象的访问。
例如，GNU/Linux 中的文件有一个所有者、一个分组和一个权限集。
权限定义谁可以访问给定文件、谁可以读取它、谁可以向其写入，以及谁可以执行它。
这些权限被划分到三个用户集中，分别表示用户(文件所有者)、分组(一个用户组的所有成员)和其他(既不是文件所有者，又不是该分组的成员的所有用户)。
很多这样的访问控制都会带来一个问题，因为所利用的程序能够继承用户的访问控制。
这样，该程序就可以在用户的访问层进行操作。
与通过这种方式定义约束相比，使用最小特权原则更安全，程序只能执行完成任务所需的操作。
例如，如果一个程序用于响应socket 请求，但不需要访问文件系统，那么该程序应该能够监听给定的socket，但是不能访问文件系统。
通过这种方式，如果该程序被攻击者利用，其访问权限显然是最小的。
这种控制类型称为强制访问控制(MAC)。
另一种控制访问的方法是基于角色的访问控制(RBAC)。
在RBAC 中，权限是根据安全系统所授予的角色来提供的。
Linux下二进制包和源代码包的对比分析
幼儿园大班亲子体验活动设计在幼儿园教育中，积极融入家庭参与是非常重要的一环。
家庭是孩子成长的重要支撑，而幼儿园可以通过设计精彩的亲子体验活动，有效地促进家长和孩子之间的互动，增进亲子关系，促进孩子的全面发展。
本文将从幼儿园大班亲子体验活动的设计与实施进行讨论，旨在探讨如何推动家庭活动在幼儿园教育中的发展。
一、体验活动的选择1.1 选择适合大班幼儿的主题大班幼儿的认知能力和动手能力都在不断提高，因此在选择体验活动的主题时，要考虑到他们的发展特点。
可以选择一些简单、趣味性强、涉及多种技能的主题，如蔬菜种植、制作简单的手工艺品等。
这样不仅能够满足幼儿的好奇心，还能在活动中进行多方面的综合发展。
1.2 结合家庭实际情况选择活动内容在选择体验活动内容时，要充分考虑到家庭的实际情况，尽量选择能够让家长和孩子一同参与的活动。
这样一来，既能增进亲子关系，还能加深孩子对家庭的认知，并为孩子们营造更多的家庭教育增长点。
二、活动设计2.1 制定详细的活动方案在进行亲子体验活动设计时，需要制定详细的活动方案，包括活动的目的、内容、方法、材料、时间、地点等方面的考虑。
尽可能的规范化活动流程，提高活动的执行效率，以达到活动的全面性和有效性。
2.2 整合教育资源在设计活动过程中，应该充分整合幼儿园和家庭的教育资源，发挥双方的优势，共同促进孩子的全面发展。
可以邀请家长们参与活动的筹备工作，让他们能够更多地了解活动的主题和目的，以便更有针对性地引导孩子参与活动。
也可以借助幼儿园丰富的教育资源，为亲子体验活动提供更好的支持。
三、活动实施3.1 引导家长与孩子互动在活动实施过程中，要通过巧妙的活动设计，引导家长与孩子之间展开积极的互动。
家长应该在活动中充当引导者和陪伴者的角色，和孩子一起参与活动，共享亲子间的亲密时光。
通过亲子体验活动，培养孩子的独立自主意识，增强家庭教育的有效性。
3.2 注意活动细节在活动实施时，要特别注重活动细节的处理。
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Linux内核（2.6.13.2）源代码分析苗彦超摘要：1系统启动1.1汇编代码head.S及以前设置CPU状态初值，创建进程0，建立进程堆栈：movq init_rsp(%rip), %rsp，init_rsp定义.globl init_rspinit_rsp:.quad init_thread_union+THREAD_SIZE-8即将虚地址init_thread_union+THREAD_SIZE-8作为当前进程（进程0）核心空间堆栈栈底，init_thread_union定义于文件arch/x86_64/kernel/init_task.c中：union thread_union init_thread_union __attribute__((__section__(".data.init_task"))) ={INIT_THREAD_INFO(init_task)};INIT_THREAD_INFO定义于文件include/asm-x86_64/thread_info.h中，初始化init_thread_union.task = &init_task，init_task同样定义于文件init_task.c中，初始化为：struct task_struct init_task = INIT_TASK(init_task);INIT_TASK宏在include/linux/init_task.h中定义。
全部利用编译时静态设置的初值，将进程0的控制结构设置完成，使进程0可以按普通核心进程访问。
init_task.mm = NULL; init_task.active_mm = INIT_MM(init_mm), init_m = “swapper”INIT_MM将init_mm.pgd初始化为swapper_pg_dir，即init_level4_pgt，定义与head.S中。
进程0的名称为swapper。
利用下述汇编代码跳转到C函数执行：movl %esi, %edi// 传递函数参数movq initial_code(%rip),%raxjmp *%raxinitial_code:.quad x86_64_start_kernel开始执行文件arch/x86_64/kernel/head64.c中的C函数x86_64_start_kernel(char * real_mode_data)，1.2函数x86_64_start_kernel(char * real_mode_data)1设置全部中断向量初始入口为early_idt_handler，加载中断描述符idt_descr2clear_bss()：BSS段清03pda_init(0)：设置处理器0相关信息（processor datastructure area ？），重置CR3为init_level4_pgt 4copy_bootdata：复制BIOS启动参数到操作系统变量x86_boot_params中，再复制启动命令行参数由x86_boot_params到saved_command_line中，用printk显示saved_command_line，从此不再与实模式数据打交道5cpu_set：设置CPU 0 开始工作标志6处理“earlyprintk=”、“numa”、“disableapic”等命令行参数7setup_boot_cpu_data()：设置CPU信息结构boot_cpu_data，使用cpuid指令8执行start_kernel()函数1.3start_kernel函数1.3.1系统结构相关初始化前lock_kernel()：文件lib/kernel_lock.c实现了BKL（big kernel lock），使用：lock_kernel/unlock_kernel 如果开启PREEMPT_BKL，则使用信号量kernel_sem实现，否则使用自旋锁kernel_flag实现。
通常缺省开启PREEMPT_BKL选项。
当task->lock_depth等于-1时，执行down(&kernel_sem)操作current->lock_depth++unlock_kernel执行--current->lock和up(&kernel_sem)操作page_address_init()：在x86-64系统中为空函数。
printk(linux_banner)：打印特征信息1.3.2体系结构相关初始化setup_arch(&command_line)9setup_memory_region()：I sanitize_e820_map(E820_MAP, &E820_MAP_NR)：清理E820图，E820_MAP，E820_MAP_NR均为x86_boot_params中的参数II copy_e820_map()：调用add_memory_region()函数将有效的地址区间加入到E820结构struct e820map e820中，最为系统E820图III e820_print_map()：调用printk显示最终的E820图及数据来源BIOS-e820、BIOS-e88或BIOS-e80110copy_edd()：如果开启编译选项EDD，则复制EDD信息由EDD_MBR_SIGNATURE到变量struct edd edd中，EDD_MBR_SIGNATURE由启动参数x86_boot_params设置。
EDD：Enhanced Disk Dirve Services，参数将传递给drivers/firmware/edd.c，参考include/linux/edd.h11设置init_mm、code_resource、data_resource信息12parse_cmdline_early：分析早期使用的命令行参数13再次设置CPU参数信息结构boot_cpu_data14end_pfn = e820_end_of_ram()：分析E820图，设置内存容量相关全局变量：end_user_pfn：启动参数mem=xx设置的页面数目；end_pfn_map：系统RAM（主存）页面数，即建立直接映射页表的页面数，可通过__va、__pa宏进行地址操作；end_pfn：操作系统直接管理的页面数15check_efer：读取msr寄存器MSR_EFER，测试扩展特性extended feature register16init_memory_mapping(0, end_pfn_map<<PAGE_SIZE)：建立直接映射页表I find_early_table_space：根据映射内存总容量计算页表pud和pmd的需求量（2M页面，3级页表）tables字节（页面容量PAGE_SIZE的整数倍），利用E820图，从物理地址8000h开始寻找容量为tables字节的连续物理内存，并跳过区间[640KB，_end]的保留内存，通常情况下寻找的结果start就是从8000h开始，设置全局变量table_end = table_start = start >>PAGE_SHIFT，区间[table_start，table_end]即为直接映射页面表。
II建立区间[0, end_pfn_map<<PAGE_SIZE)的直接映射，利用alloc_low_page分配页面并建立临时映射，利用phys_pud_init设置pud，并设置pgd，利用unmap_low_page解除临时映射。
III allow_low_page(&map, &pud_phys)：使用物理页面table_end，并且table_end++，将分配的物理页面临时映射到虚地址40M或42M，使用临时页表temp_boot_pmds（定义于文件head.S）。
IV unmap_low_page(map)解除allow_low_page在40M或42M的临时映射17acpi_boot_table_init（arch/i386/kernel/acpi/boot.c中）：ACPI初始化I acpi_table_init（drivers/acpi/tables.c）：ACPI表初始化（Initialize the ACPI boot-time table parser）i acpi_find_rsdp：定位RSDP（Root System Description Pointer）位置，A acpi_scan_rsdp(0, 0x400)：在区间[0,3FFh]搜索RDSP签字“RSD PTR”。
B acpi_scan_rsdp(0xE0000, 0x20000)：在区间[E_0000h,F_FFFFh]搜索RDSP签字“RSDPTR”。
C搜索成功返回签字所在地址，否则返回0。
ii通过printk显示“RSDP(rsdp->version，rsdp->oem_id，rsdp_phys)”信息。
iii acpi_table_compute_checksum：计算rsdp校验和iv acpi_table_get_sdt(rsdp)：以版本2.0及以上为例：A std_pa = ((struct acpi20_table_rsdp*)rsdp)->xsdt_address：获取XSDT表物理地址B header = __acpi_map_table(std_pa)：获取ACPI表头虚地址，x86-64使用__va直接映射，std_pa不超过8M时i386也使用__va直接映射，超过8M时使用固定映射C mapped_xstd = __acpi_map_table(std_pa)，映射整个XSDT（Extended SystemDescription Table）D检查XSDT表头签名“XSDT”和校验和E设置sdt_count和XSDT表中各条目物理地址到std_entry[i].pa中F acpi_table_print(header, sdt_pa)：用printk显示头部信息G__acpi_map_table(sdt_entry[i].pa)：对XSDT中的每个表项物理地址std_entry[i].pa作为一个acpi_table_header结构进行地址映射，调用acpi_table_print显示并计算校验和，设置std_entry[i].size字段，将签名header->signature与数组acpi_table_signatures中的名字比较，设置std_entry[i].id字段。