linux0.11源码分析-fork进程

       在操作系统中，Linux0.源码中的核源fork函数执行流程分为启动和系统调用两个阶段。启动阶段首先在init/main.c中执行init用于启动shell，源码让用户执行命令。课程

       在include/unistd.h中定义了宏，内内核表示将__NR_fork的核源智能开关 源码值复制给eax寄存器，并将_res与eax绑定。源码使用int 0x中断后，课程系统调用函数system_call被调用，内内核从sys_call_table中找到对应的核源函数执行。fork函数执行时，源码操作系统会在内核栈里保存相关寄存器，课程准备中断返回。内内核

       接着，核源操作系统通过int调用system_call，源码在kernel/system_call.s中执行call _sys_call_table(,%eax,4)指令。内核栈中，因为是段内跳转，所以cs不需要入栈。ip指向call指令的下一句代码。执行call指令进入系统调用表。

       在includ/linux/sys.h中，系统调用表是自助授权网站源码一个数组，根据eax即系统函数编号找到对应的函数执行。对于fork，__NR_fork值2被放入eax寄存器，%eax * 4找到sys_fork。执行sys_fork后，调用find_empty_process函数找到可用的进程号，并放入eax寄存器返回。

       接着，系统调用执行copy_process函数建立新进程结构体并复制数据。新进程的ip出栈，执行完copy_process后，系统调用返回，内核栈状态改变。此阶段最后通过iret指令弹出寄存器，恢复中断前状态。

       总结，fork函数通过复制当前进程结构体、处理信号并初始化新进程，实现父进程与子进程的创建与共享。子进程返回值为0，父进程返回新子进程的pid。通过fork函数的ios 系统框架源码执行，操作系统能够高效地创建进程，实现多任务处理。

linux系统调用之write源码解析（基于linux0.）

       Linux系统的write函数在底层操作上与read函数有相似之处。本文主要关注一般文件的写操作，我们首先从入口函数开始解析。

       进入file_write函数，它的核心逻辑是根据文件inode中的信息，确定要写入的硬盘位置，即块号。如果目标块已存在，就直接返回块号；若不存在，则需要创建新的块。这个过程涉及到bmap函数，它负责根据文件系统状态为新块申请空间并标记为已使用。

       创建新块的过程涉及到文件系统的超级块，通过检查当前块的使用情况，申请一个空闲块，并更新超级块以标记其为已使用。接着，超级块信息会被写回到硬盘，同时返回新建的块号。

       回到file_write，成品网站超市源码处理完块的逻辑后，由于是新创建的块，其内容默认为0。这时，bread函数会读取新块的内容，这部分逻辑可以参考read函数的分析。读取后，用户数据会被写入buffer，同时标记为待写回（脏）状态。重要的是，数据实际上并未立即写入硬盘，而是先存储在缓存中。系统会通过后台线程定期将缓存中的内容刷新到硬盘。

如何从官网获取各个版本Linux内核的源码

       访问网址 https://www.kernel.org

       在页面上找到HTTP协议旁的"Location"链接，点击它或直接访问 https://www.kernel.org/pub

       浏览器将展示pub/目录下的所有文件。在此页面上，找到"linux"并点击，接着点击"kernel"即可浏览到各个版本的Linux内核源码。

       特别地，pub/linux/kernel目录下还包含一个名为"Historic"的子目录，这里收藏了如linux-0.和linux-0.等早期版本的源码。

linux缺页中断源码分析（基于linux0.）

       Linux中的字模提取软件源码缺页中断是在虚拟地址转为物理地址时，若找不到有效物理内存时触发的。初始化时，系统已注册了处理缺页中断的函数，其中断号为。这个中断处理的核心部分是通过汇编代码page_fault实现的，具体处理流程在do_no_page函数中进行。

       当缺页涉及堆或栈空间时，系统会直接分配一块新的物理地址进行分配。然而，如果问题出在代码执行区域，系统会首先检查是否存在另一个进程正在使用相同的执行文件。若存在，将检查这两个进程是否可以共享内存。如果共享条件不满足，系统就会从硬盘读取缺失页面的内容，更新页表项，然后重新执行引发中断的地址，确保能找到所需的页面信息。

Linux0.main函数启动初始化(二)

       在Linux0.的初始化过程中，main函数起到关键的启动作用。首先，sti指令被调用，这表示中断功能的开启，模块初始化工作至此完成。

       接着，move_to_user_mode()函数被执行，这标志着程序从内核模式切换至用户模式，即执行任务0，并通过iret指令实现切换。iret指令前，数据被压入堆栈，执行后，数据根据标志位被弹入相应的寄存器。这里需要理解GDT、LDT、GDTR、LDTR和保护模式寻址方式，具体可以参考相关教程。

       在切换到用户模式后，所有的进程ss0寄存器被初始化为0x，esp0则设置为PAGE_SIZE+(long)p。理解这一操作对后续学习至关重要。而cs选择子则分别为0x和0x0f，分别对应ss和cs寄存器的初始化。cs选择子从ldt的第1项开始，即进程0的代码段。

       进程0主要由ldt段表示，包括代码段的展开与详细内容分析。该段基址为地址0，段限长为kb，DPL为3，说明优先级为用户。

       接下来，进程0回到main函数。fork函数执行后，进程0回到main函数中。

       init函数在main()中已经进行系统初始化，包括内存管理和硬件设备驱动程序等。init()函数运行在任务0第一次创建的子进程中，对bin/sh程序的环境进行初始化。

       setup系统调用在目录kernel/blk_drv/hd.c中实现，对应函数为sys_setup()。此函数主要设置硬盘分区结构、RAMDISK，并挂载安装文件系统。

       在执行/bin/sh后，shell程序启动，至此，Linux0.的初始化过程完成。用户可通过控制台输入命令与内核交互。printf函数产生格式化信息并输出至标准输出设备stdout，即屏幕显示。接下来，将详细分析进程管理。

通过do_execve源码分析程序的执行（上）（基于linux0.）

       execve函数是操作系统的关键功能，它允许程序转变为进程。本文通过剖析do_execve源码，揭示程序转变成进程的机制。do_execve被视为系统调用，其运行过程在前文已有详细解析，此处不再赘述。分析将从sys_execve函数开启。

       在执行_do_execve前，先审视内核栈。接下来，我们将深入理解do_execve的实现。

       在加载可执行文件时，存在两种情况：编译后的二进制文件与脚本文件。脚本文件需加载对应解释器，本文仅探讨编译后的二进制文件。解析流程如下：首先验证文件可执行性和当前进程权限，通过后，仅加载头部数据，具体代码在真正运行时通过缺页中断加载。然后，申请物理内存并存储环境变量和参数，该步骤在copy_string函数中实现。

       完成上述步骤后，内核栈结构发生变化。接着，执行代码释放原进程页目录和页表项信息，解除物理地址映射，这些信息通过fork继承。随后，调用change_ldt函数设置代码段、数据段基地址和限长，其中数据段限长为MB，代码段限长根据执行文件头部信息确定。完成物理地址映射后，内存布局随之调整。

       紧接着，通过create_tables函数分配执行环境变量和参数的数组。执行完毕后，内存布局进一步调整。最后，设置栈、堆位置，以及eip为执行文件头部指定值，esp为当前栈位置，至此，可执行文件加载阶段完成。下文将探讨执行第一条指令后的后续步骤。