1.Linux内核源码解析---cgroup实现之整体架构与初始化
2.Linux内核源码解析---万字解析从设计模式推演per-cpu实现原理
3.剖析Linux内核源码解读之《配置与编译》
4.Linux内核源码分析：Linux进程描述符task_ struct结构体详解
5.鸿蒙内核源码分析(编译过程篇) | 简单案例窥视编译全过程
6.v51.04 鸿蒙内核源码分析(ELF格式) | 应用程序入口并非main | 百篇博客分析OpenHarmony源码

Linux内核源码解析---cgroup实现之整体架构与初始化

       cgroup在年由Google工程师开发，源码于年被融入Linux 2.6.内核。内核它旨在管理不同进程组，解析监控一组进程的源码行为和资源分配，是内核Docker和Kubernetes的基石，同时也被高版本内核中的解析java源码改isoappLXC技术所使用。本文基于最早融入内核中的源码代码进行深入分析。

       理解cgroup的内核核心，首先需要掌握其内部的解析常用术语，如子系统、源码层级、内核cgroupfs_root、解析cgroup、源码css_set、内核cgroup_subsys_state、解析cg_cgroup_link等。子系统负责控制不同进程的行为，例如CPU子系统可以控制一组进程在CPU上执行的时间占比。层级在内核中表示为cgroupfs_root，一个层级控制一批进程，层级内部绑定一个或多个子系统，每个进程只能在一个层级中存在，但一个进程可以被多个层级管理。cgroup以树形结构组织，每一棵树对应一个层级，层级内部可以关联一个或多个子系统。

       每个层级内部包含的节点代表一个cgroup，进程结构体内部包含一个css_set，用于找到控制该进程的所有cgroup，多个进程可以共用一个css_set。cgroup_subsys_state用于保存一系列子系统，数组中的每一个元素都是cgroup_subsys_state。cg_cgroup_link收集不同层级的cgroup和css_set，通过该结构可以找到与之关联的进程。

       了解了这些概念后，可以进一步探索cgroup内部用于结构转换的函数，如task_subsys_state、find_existing_css_set等，这些函数帮助理解cgroup的内部运作。此外，股东业务指标源码cgroup_init_early和cgroup_init函数是初始化cgroup的关键步骤，它们负责初始化rootnode和子系统的数组，为cgroup的使用做准备。

       最后，需要明确Linux内一切皆文件，cgroup基于VFS实现。内核启动时进行初始化，以确保系统能够正确管理进程资源。cgroup的初始化过程分为早期初始化和常规初始化，其中早期初始化用于准备cpuset和CPU子系统，确保它们在系统运行时能够正常工作。通过这些步骤，我们可以深入理解cgroup如何在Linux内核中实现资源管理和进程控制。

Linux内核源码解析---万字解析从设计模式推演per-cpu实现原理

       引子

       在如今的大型服务器中，NUMA架构扮演着关键角色。它允许系统拥有多个物理CPU，不同NUMA节点之间通过QPI通信。虽然硬件连接细节在此不作深入讨论，但需明白每个CPU优先访问本节点内存，当本地内存不足时，可向其他节点申请。从传统的SMP架构转向NUMA架构，主要是为了解决随着CPU数量增多而带来的总线压力问题。

       分配物理内存时，numa_node_id() 方法用于查询当前CPU所在的NUMA节点。频繁的内存申请操作促使Linux内核采用per-cpu实现，将CPU访问的变量复制到每个CPU中，以减少缓存行竞争和False Sharing，类似于Java中的Thread Local。

       分配物理页

       尽管我们不必关注底层实现，buddy system负责分配物理页，关键在于使用了numa_node_id方法。接下来，我们将深入探索整个Linux内核的per-cpu体系。

       numa_node_id源码分析获取数据

       在topology.h中，我们发现使用了raw_cpu_read函数，传入了numa_node参数。接下来，我们来了解numa_node的eclipse无法跳转源码定义。

       在topology.h中定义了numa_node。我们继续跟踪DECLARE_PER_CPU_SECTION的定义，最终揭示numa_node是一个共享全局变量，类型为int，存储在.data..percpu段中。

       在percpu-defs.h中，numa_node被放置在ELF文件的.data..percpu段中，这些段在运行阶段即为段。接下来，我们返回raw_cpu_read方法。

       在percpu-defs.h中，我们继续跟进__pcpu_size_call_return方法，此方法根据per-cpu变量的大小生成回调函数。对于numa_node的int类型，最终拼接得到的是raw_cpu_read_4方法。

       在percpu.h中，调用了一般的read方法。在percpu.h中，获取numa_node的绝对地址，并通过raw_cpu_ptr方法。

       在percpu-defs.h中，我们略过验证指针的环节，追踪arch_raw_cpu_ptr方法。接下来，我们来看x架构的实现。

       在percpu.h中，使用汇编获取this_cpu_off的地址，代表此CPU内存副本到".data..percpu"的偏移量。加上numa_node相对于原始内存副本的偏移量，最终通过解引用获得真正内存地址内的值。

       对于其他架构，实现方式相似，通过获取自己CPU的偏移量，最终通过相对偏移得到pcp变量的地址。

       放入数据

       讨论Linux内核启动过程时，我们不得不关注per-cpu的值是如何被放入的。

       在main.c中，我们以x实现为例进行分析。通过setup_percpu.c文件中的016溯源码燕窝代码，我们将node值赋给每个CPU的numa_node地址处。具体计算方法通过early_cpu_to_node实现，此处不作展开。

       在percpu-defs.h中，我们来看看如何获取每个CPU的numa_node地址，最终还是通过简单的偏移获取。需要注意如何获取每个CPU的副本偏移地址。

       在percpu.h中，我们发现一个关键数组__per_cpu_offset，其中保存了每个CPU副本的偏移值，通过CPU的索引来查找。

       接下来，我们来设计PER CPU模块。

       设计一个全面的PER CPU架构，它支持UMA或NUMA架构。我们设计了一个包含NUMA节点的结构体，内部管理所有CPU。为每个CPU创建副本，其中存储所有per-cpu变量。静态数据在编译时放入原始数据段，动态数据在运行时生成。

       最后，我们回到setup_per_cpu_areas方法的分析。在setup_percpu.c中，我们详细探讨了关键方法pcpu_embed_first_chunk。此方法管理group、unit、静态、保留、动态区域。

       通过percpu.c中的关键变量__per_cpu_load和vmlinux.lds.S的链接脚本，我们了解了per-cpu加载时的地址符号。PERCPU_INPUT宏定义了静态原始数据的起始和结束符号。

       接下来，我们关注如何分配per-cpu元数据信息pcpu_alloc_info。percpu.c中的方法执行后，元数据分配如下图所示。

       接着，我们分析pcpu_alloc_alloc_info的不提供uboot源码方法，完成元数据分配。

       在pcpu_setup_first_chunk方法中，我们看到分配的smap和dmap在后期将通过slab再次分配。

       在main.c的mm_init中，我们关注重点区域，完成map数组的slab分配。

       至此，我们探讨了Linux内核中per-cpu实现的原理，从设计到源码分析，全面展现了这一关键机制在现代服务器架构中的作用。

剖析Linux内核源码解读之《配置与编译》

       Linux内核的配置与编译过程详解如下：

       配置阶段

       首先，从kernel.org获取内核源代码，如在Ubuntu中，可通过`sudo apt-get source linux-$(uname -r)`获取到，源码存放在`/usr/src/`。配置时，主要依据`arch//configs/`目录下的默认配置文件，使用`cp`命令覆盖`/boot/config`文件。配置命令有多种，如通过`.config`文件进行手动修改，但推荐在编译前进行系统配置。配置时注意保存配置，例如使用`/proc/config.gz`，以备后续需要。

       编译阶段

       内核编译涉及多种镜像类型，如针对ARM的交叉编译，常用命令是特定的。编译过程中，可能会遇到错误，需要针对具体问题进行解决。编译完成后，将模块和firmware（体系无关）分别存入指定文件夹，记得为某些硬件添加对应的firmware文件到`lib/firmware`目录。

       其他内容

       理解vmlinux、vmlinuz（zImage, bzImage, uImage）之间的关系至关重要。vmlinuz是压缩后的内核镜像，zImage和bzImage是vmlinuz的压缩版本，其中zImage在内存低端解压，而bzImage在高端解压。uImage是uBoot专用的，是在zImage基础上加上特定头信息的版本。

Linux内核源码分析：Linux进程描述符task_ struct结构体详解

       Linux内核通过一个task_struct结构体来管理进程，这个结构体包含了一个进程所需的所有信息。它定义在include/linux/sched.h文件中，包含许多字段，其中state字段表示进程的当前状态。常见的状态包括运行、阻塞、等待信号、终止等。进程状态的切换和原因可通过内核函数进行操作。PID是系统用来唯一标识正在运行的每个进程的数字标识，tgid成员表示线程组中所有线程共享的PID。进程内核栈用于保存进程在内核态执行时的临时数据和上下文信息，通常为几千字节。内核将thread_info结构与内核态线程堆栈结合在一起，占据连续的两个页框，以便于访问线程描述符和栈。获取当前运行进程的thread_info可通过esp栈指针实现。thread_info结构包含task字段，指向进程控制块（task_struct）。task_struct结构体的flags字段用于记录进程标记或状态信息，如创建、超级用户、核心转储、信号处理、退出等。而real_parent和parent成员表示进程的亲属关系，用于查找和处理进程树中的亲属关系。

鸿蒙内核源码分析(编译过程篇) | 简单案例窥视编译全过程

       一个 .c 源文件的编译过程，从源文件开始，经过预处理、编译、汇编、链接，最终生成可执行文件。

       GCC 是 GNU 编译器套件，用于多种编程语言的编译。

       以 main.c 为例，编译过程分为以下几个步骤：

       1. 预处理：处理源代码中的预处理指令，生成 main.i 文件。此步骤主要处理 # 开始的指令。

       2. 编译：将预处理后的文件进行词法、语法和语义分析，优化后生成汇编代码，即 main.s。

       3. 汇编：将汇编代码转化为机器指令，生成机器码文件，main.o 为主要目标文件。

       4. 链接：链接器 ld 将所有目标文件合并，解决符号和库依赖关系，生成可执行文件。

       执行程序：运行可执行文件，执行程序。

       在链接阶段，可能会发现 s_inter_init() 和 s_exter_no_init() 之间的地址只相差两个字节，而 int 变量应为四个字节。这是由于 GCC 在链接过程中使用了重定位，将符号引用与实际的内存地址关联，从而优化内存使用和性能。这种重定位在编译和链接阶段进行，确保程序在不同环境中运行时的一致性。

v. 鸿蒙内核源码分析(ELF格式) | 应用程序入口并非main | 百篇博客分析OpenHarmony源码

       鸿蒙内核源码分析(ELF格式篇) | 应用程序入口并非main

       深入解析ELF格式与鸿蒙源码的关系，探寻应用程序入口的奥秘。本文将带你从一段简单的C代码开始，跟踪其编译成ELF格式后的神秘结构，揭秘ELF的组成与内部运作机制。

       以E:\harmony\docker\case_code_目录下的main.c文件为例，通过编译生成ELF文件，运行后使用readelf -h命令查看应用程序头部信息。了解ELF文件的全貌，从ELF头信息、段信息、段区映射关系、区表等多方面深入探讨。

       ELF格式文件由四大部分组成：头信息、段信息、段区映射关系和区表。头信息包含关键元数据，如文件类型、字节顺序、文件大小等；段信息描述了可执行代码和数据段的属性和位置；段区映射关系展示了段与区的关联；区表则存储了每个区的详细信息。

       通过readelf -l命令，可以观察到段信息及其在程序中的作用，如初始化数组、动态链接、栈区等。在运行时，不同段以特定方式映射到内存中，实现代码的加载和执行。

       在深入分析后，发现应用程序的真正入口并非通常理解的main函数，而是一个名为_start的特殊函数。这揭示了鸿蒙内核在启动时的执行流程，以及如何在ELF格式中组织和加载代码。

       本文以ELF格式为切入点，带你全面理解鸿蒙内核源码的组织结构与运行机制。通过百万汉字注解，带你精读内核源码，深入挖掘其地基。在Gitee仓(gitee.com/weharmony/ker...)同步注解，共同探索鸿蒙研究站(weharmonyos)的奥秘。

「技术干货」ARM内核源码解读：mmu-gather操作

       本文深入解析了Linux内核虚拟内存管理中的mmu_gather操作，该操作确保了tlb刷新与物理页面释放的有序执行，并能将多个页面聚集起来统一释放。

       在进程退出、执行munmap或执行execv等情况下，内核会解除虚拟内存区域的页表映射、刷新tlb并释放物理页面。这一过程遵循特定顺序：解除页表映射、刷新tlb、释放物理页面。在刷新tlb之前，不能先释放物理页面，否则可能导致不正确的结果，而mmu_gather（mmu积聚）的作用就是确保这一顺序，并将需要释放的物理页面聚集起来统一释放。

       mmu_gather操作涉及三个关键数据结构：mmu_gather、mmu_table_batch、以及mmu_gather_batch。mmu_gather用于表示一次mmu积聚操作，包含了操作进程、积聚页目录物理页面、起始和结束虚拟地址、是否操作整个用户地址空间、是否为可执行或hugetlb的vma等信息。mmu_table_batch用于积聚进程使用的页目录物理页面，而mmu_gather_batch则表示物理页的积聚批次，用于积聚映射到用户空间的物理页。

       整体调用由tlb_gather_mmu、unmap_vmas、free_pgtables和tlb_finish_mmu等函数组成。其中，tlb_gather_mmu初始化mmu_gather结构，unmap_vmas解除页表映射，free_pgtables释放页表，tlb_finish_mmu进行tlb刷新与物理页面释放。

       在unmap_vmas函数中，解除相关进程虚拟内存区域的页表映射，并将物理页面放入积聚结构中进行统一释放。通过遍历进程页表并解除映射关系，将物理页面加入到积聚结构中。

       unmap_vmas函数的关键之处在于遍历页表，将映射关系解除，并将物理页面加入积聚结构。在释放页表过程中，每当一个页表积聚结构填满，就会释放该结构中的页面。最后，通过tlb_finish_mmu完成tlb刷新与物理页面释放的最终步骤。

       mmu_gather操作适用于进程退出、execv执行和munmap调用等场景，确保了内存资源的有序释放，优化了内核的内存管理效率。

剖析Linux内核源码解读之《实现fork研究(一)》

       Linux内核源码解析：深入探讨fork函数的实现机制（一）

       首先，我们关注的焦点是fork函数，它是Linux系统创建新进程的核心手段。本文将深入剖析从用户空间应用程序调用glibc库，直至内核层面的具体过程。这里假设硬件平台为ARM，使用Linux内核3..3和glibc库2.版本。这些版本的库和内核代码可以从ftp.gnu.org获取。

       在glibc层面，针对不同CPU架构，进入内核的步骤有所不同。当glibc准备调用kernel时，它会将参数放入寄存器，通过软中断(SWI) 0x0指令进入保护模式，最终转至系统调用表。在arm平台上，系统调用表的结构如下：

       系统调用表中的CALL(sys_clone)宏被展开后，会将sys_clone函数的地址放入pc寄存器，这个函数实际由SYSCALL_DEFINEx定义。在do_fork函数中，关键步骤包括了对父进程和子进程的跟踪，以及对子进程进行初始化，包括内存分配和vfork处理等。

       总的来说，调用流程是这样的：应用程序通过软中断触发内核处理，通过系统调用表选择并执行sys_clone，然后调用do_fork函数进行具体的进程创建操作。do_fork后续会涉及到copy_process函数，这个函数是理解fork核心逻辑的重要入口，包含了丰富的内核知识。在后续的内容中，我将深入剖析copy_process函数的工作原理。