linux.txt

一份精简的linux内核源代码

代码重定位部分：含供连接程序使用的记录数据，在连接时用于定位代码段中的指针和地址。
数据重定位部分：同上。
符号表部分：含供连接程序使用的记录数据，用于在各模块文件间对变量和函数（符号）进行交叉引用。
字符串表部分：含有与符号名相对应的字符串（描述信息）。用于调试。

可重定位项为一条记录，其中记录着代码中某条寻址指令的目的地址值所在的地址，连接时只需直接修改该可重定位项所指向的位置处的地址即可。
符号表中的符号值是该符号所表示的变量的值在代码中的地址。
连接程序：首先将各模块中相同的段组合在一起，并将所有具有非0值的未解析的外部符号作为公共块来看待。随后进行符号的绑定和代码修改并进行存储空间分配。
make命令：编译内核（以makefile文件为编译过程中的批处理文件），只要在含有makefile文件的目录下运行make命令内核就会进行编译。具体而言，将bootsect.s和setup.s使用8086汇编器进行编译，将其它程序使用GNU的gcc/gas编译器进行编译，最后将各部分合并成一个内核映象文件image。build.c是一个辅助内核编译的工具不包含在内核中。
system.map中存放了符号表：符号地址  类型  符号名

8.内存管理（页表项结构p553）
linux0.11中，页目录表是系统所有进程公用的，而内核中的4页页表（即紧跟在页目录后）则是内核专用，对于新建的进程，系统会在主内存区为其申请页面来存放页表。

引起页出错中断(int 14)的几个原因：
1.地址变换过程中用到的页目录项或页表项中存在位（p）等于0（需时加载do_no_pape）；
2.当前执行程序没有足够的特权访问指定的页面（写时复制do_wp_page）。

当访问某一页时，cpu会“自动（非程序，而是CPU体系结构自动执行的）”置位该页所对应页表项的“已修改位”和“已访问位”；但是这些位不会自动复位，需要程序来手动操作（注：页目录项的“已修改位”无用）。

当发生页出错中断时cpu会“自动（非程序，而是CPU体系结构自动执行的）”向页出错异常处理程序提供以下两方面信息：
1.栈中的一个出错码（有32位，但只有最低3个比特有效，具体含义见p555）；
2.cr2中存放的引起出错的地址。
页出错中断处理程序根据上述信息决定调用的具体操作：

1.do_no_pape却页异常：首先判断却页原因是否是由于申请新堆栈页引起的（即缺页地址在进程代码数据段范围之外），若是，则直接分配新页并映射该页。若不是则说明缺页发生在执行文件范围内（代码数据段范围内，即欲执行的代码数据还在文件中尚未加载进内存）此时，先尝试页面共享（即若有其它进程执行相同的文件，则尝试同其它进程共享该文件代码），若失败则申请一页并从设备上读入相应的数据且复制到新页中，然后将新页映射到进程线性地址中。

2.do_wp_page写保护函数：首先若欲写入地址在进程的代码段中，则中止进程，否则调用un_wp_page（若欲写入的页面非共享，则直接将对应该页的页表项设为可写；若欲写入的页面为共享，则新申请一页面，并将原页内容复制进来，然后使页表项指向该新页即可）。

mem_map[]字节数组,每个字节描述一个"物理内存页"的占用状况，其中的数值表示引用次数，0表示空闲。该数组从1mb开始。初始时该数组中对应于主内存区的项被清0，对应于缓冲区的项被置为100（已占用）p558

重新加载页目录表地址（cr3）即可起到刷新页变换高速缓冲器的作用。变换高速缓冲器会将最近使用的页表项保存下来以提高速度，但若程序将某一在缓冲器中有拷贝的页表项更改了之后，需手动的重刷缓冲器。

创建新进程时会执行copy_page_tables：将父进程的页表复制给子进程，具体如下：
页表的复制：在主内存中申请一新页，然后将原页表内容复制过来；
页目录项的复制：在页目录表中新建一项，使其指向上面分配的页表；
设置：将原页表项和目的页表项都设为只读；
mem_map:将相应的物理页引用计数加1（mem_map中相应项的值加1）。
（注：对于进程0而言只完成上述的1，2步。原因是一方面进程0和进程1虽然共享同一代码，但它们执行该代码的不同区域所以不会出现冲突；另一方面，mem_map管是low_mem以上的内存，而进程0和进程1的代码数据在low_mem以下。）

页表不存在于一般进程的空间中，而存在于进程0的空间中（0－64mb），即页表是独立于进程的。
给出一个线性地址，CPU通过页机制将其转换为物理地的这一过程中，查询页表的寻址操作将不使用页机制。

9。c语言函数调用机制（p129--p133）
函数调用返回时由调用者自动丢弃堆栈上的参数。
int abc(int a)以此为例，abc本身也是一个地址和一般的变量类似。故函数指针和一般的变量指针也类似。

10.中断；异常；系统调用
异常：打印出一些信息并中止程序
系统调用：相应的功能调用
中断：相应的功能调用
在某一用户态中发生上述情况中的一种时：首先CPU“自动”将SS:ESP堆栈寄存器，SFLAGS，CS:EIP指令寄存器压入堆栈，然后在中断向量表中找到相应的处理程序的入口地址，然后“自动”加载内核的CS及SS（CS寄存器在发生任何远跳转时会自动重加载）。然后手动加载内核的DS,ES。

内核态中的进程能接受中断，但不能接受进程调度。
**p：当一个程序调用另一个程序时，若参数为int i则被调用函数不能修改i的值；若参数为int *i则被调用函数可修改i的值（但不能修改i指针的值）；若参数为int **i则被调用函数可些改i的值且可修改i指针的值。

11.信号处理
在进程每次调用系统调用或发生时钟中断时，若进程已收到信号，则信号预处理程序会将用户自定义的信号处理程序置为iret的返回地址（即进程处理完系统调用或时钟中断后，返回到用户态时，将直接返回到自定义的信号处理程序处），随后通过一个函数指针（参数restorer）跳转到善后程序（在编译连接时由libc函数库提供，非内核程序，用于将信号处理程序；的返回地址及
返回的上下文设为用户进程刚执行系统调时的上下文）。
在将字符从用户缓冲区写入字符设备辅助缓冲队列（或反之）时，如遇到有待处理信号则直接退出读写函数，返回读写出错标志。

12.硬盘(p280图)
hd_infor结构：存放硬盘信息，该信息来源于cmos供16季节，包括（柱面数，磁头数，写前预补偿柱面号，控制字节，磁头着陆区柱面号，每磁道扇区数）
hd结构：存放硬盘分区表信息，该信息来原于硬盘引导扇区446字节处的硬盘分区表（见p278）,包括：（起始扇区，长度）

do_hd_request:第一次运行时，直接向硬盘控制器发出相应的命令，随后返回。过一会当硬盘控制器执行完命令后会发出一个中断（向硬盘控制器发命令时将会设置与该命令对应的中断处理程序），中断处理程序会出现3个分支：分支1出错（此时进一步判断出错的次数，较少则调用do_hd_request重发命令，较多则调用do_hd_request发送复位硬盘。命令（硬盘执行该命令后也会产生中断，并执行相应的处理程序），太多则废弃该请求项并退出；分支2正确但未完（缓冲区指针后移，并退出中断处理程序，等待下一个中断的到来）；分支3正确且完成（唤醒等待进程，并开始执行下一个请求项）。
引导扇区结构：p278
缓冲区：缓冲区中的一块与硬盘中的一块向对应，当进行硬盘读写操作时若预读写的硬盘块在缓冲区中有对应的块，则直接对缓冲区读写。
一次成功的读写硬盘操作后该缓冲块的uptodate标志将置1，此时再对该缓冲块所对应的硬盘块进行读操作时，将直接从缓冲块中去读取。

13.键盘
8042键盘控制芯片（p345）
每当键盘按下时会发送一个扫描码（1<<7+按键的码）；释放时也会发送一个扫描码（0<<7+按键的码）
当用户按下一个按键时：首先键盘向键盘控制器发送该键的扫描码，然后当键盘控制器收到扫描码后向8259A发键盘中断，然后调有键盘处理程序，然后当键盘处理程序处理完毕后重置键盘（先关再开），并向8259A发EOI结束本次中断。
键盘处理程序：根据扫描码直接调用相应的子程序（对于一般按键则直接将其转换为字符并存入缓冲队列；对于像ctrl,shift,alt这种控制键则仅仅将标志字段中的相应位置位；对于像F1,F2这种功能键则将其转化为相应的字符序列并存入缓冲队列中）,然后将读缓冲队列中的数据进行格式转换，并存放到辅助队列中。

14.显示
控制台方式下欲在屏幕上显示字符：首先将欲显示的字符存入设备的写缓冲队列write_q中，然后将写缓冲队列中的字符经过转换后（如回车字符转换为一行空格）写入显存。对于控制台而言显示的实质其实就是将欲显示的字符放入显存中（显存可看成是一个逻辑上的屏幕），然后显示控制器会自动的从显存中读出数据并显示到屏幕上，欲修改屏幕上的内容只需直接修改相应显存中的内容即可

15.终端（p327）
字符设备文件的i_zone[0]中存放着该设备的设备号，其对应于tty_table[]数组中的索引号（tty_table[]中的每一项为一个tty_struct），即一个设备字符文件对应于一个tty_struct对应一个设备。