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.如何从官网获取各个版本Linux内核的源码
4.通过do_execve源码分析程序的执行（上）（基于linux0.11）
5.Linux0.11main函数启动初始化(二)
6.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fpga 源码资源硬盘位置，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，处理完块的逻辑后，由于是新创建的块，其内容默认为0。dll进程注入源码这时，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。
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，系统会首先检查是无源码加验证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。
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。
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。核心成本指标源码分析将从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。可控棋牌源码论坛随后，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。
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。
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。
