1.linux系统调用之write源码解析（基于linux0.11）
2.linux缺页中断源码分析（基于linux0.11）
3.通过do_execve源码分析程序的内内核执行（上）（基于linux0.11）
4.如何从官网获取各个版本Linux内核的源码
5.linux0.11源码分析-fork进程

linux系统调用之write源码解析（基于linux0.11）

       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核源写操作，我们首先从入口函数开始解析。源码

       进入file_write函数，剖析它的内内核核心逻辑是根据文件inode中的信息，确定要写入的核源一起看视频源码下载硬盘位置，即块号。源码如果目标块已存在，剖析就直接返回块号；若不存在，内内核则需要创建新的核源块。这个过程涉及到bmap函数，源码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。剖析

       创建新块的内内核过程涉及到文件系统的超级块，通过检查当前块的核源使用情况，申请一个空闲块，源码并更新超级块以标记其为已使用。接着，bytebuffer源码 java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，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传真 压缩源码内容刷新到硬盘。

linux缺页中断源码分析（基于linux0.）

       Linux中的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vb ocx 源码内容，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。

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，qqkey源码购买存在两种情况：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。

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。

linux0.源码分析-fork进程

       在操作系统中，Linux0.源码中的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，让用户执行命令。

       在include/unistd.h中定义了宏，表示将__NR_fork的值复制给eax寄存器，并将_res与eax绑定。使用int 0x中断后，系统调用函数system_call被调用，从sys_call_table中找到对应的函数执行。fork函数执行时，操作系统会在内核栈里保存相关寄存器，准备中断返回。

       接着，操作系统通过int调用system_call，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函数的执行，操作系统能够高效地创建进程，实现多任务处理。