1.Linux内核源码分析：Linux内核版本号和源码目录结构
2.浅析Linux标准的内内核文件系统(Ext2/Ext3/Ext4)
3.Linux内核源码解析---cgroup实现之整体架构与初始化
4.fsIO调度算法之NOOP
5.linux内核源码：文件系统——可执行文件的加载和执行
6.Linux内核源码解析---mount挂载原理

Linux内核源码分析：Linux内核版本号和源码目录结构

       深入探索Linux内核世界：版本号与源码结构剖析

       Linux内核以其卓越的稳定性和灵活性著称，版本号的核源精心设计彰显其功能定位。Linux采用xxx.yyy.zzz的码剖格式，其中yy代表驱动和bug修复，源码zz则是分析修订次数的递增。主版本号（xx）与次版本号（yy）共同描绘了核心功能的内内核易语言MDI源码大致轮廓，而修订版（zz）则确保了系统的核源稳定性与可靠性。

       Linux源码的码剖结构犹如一座精密的城堡，由多个功能强大的源码模块构成。首先，分析arch目录下包含针对不同体系结构的内内核代码，比如RISC-V和x的核源虚拟地址翻译，是码剖内核与硬件之间的重要桥梁。接着，源码block与drivers的分析区别在于，前者封装了通用的块设备操作，如读写，而后者则根据特定硬件设备分布在各自的子目录中，如GPIO设备在drivers/gpio。

       为了保证组件来源的可信度和系统安全，certs目录存放认证和签名相关的代码，预先装载了必要的证书。从Linux 2.2版本开始，内核引入动态加载模块机制，fs和net目录下的代码分别支持虚拟文件系统和网络协议，这大大提升了灵活性，但同时也对组件验证提出了更高要求，以防止恶意代码的入侵。

       内核的安全性得到了进一步加强，crypto目录包含了各种加密算法，如AES和DES，它们为硬件驱动提供了性能优化。同时，内核还采用了压缩算法，如LZO和LZ4，以减小映像大小，提升启动速度和内存利用效率。

       文档是抽象源码理解内核运作的关键，《strong>Documentation目录详尽地记录了模块的功能和规范。此外，include存储内核头文件，init负责初始化过程，IPC负责进程间通信，kernel核心代码涵盖了进程和中断管理，lib提供了通用库函数，而mm则专注于内存管理。网络功能则在net目录下，支持IPv4和TCP/IPv6等协议。

       内核的实用工具和示例代码在scripts和samples目录下，而security则关注安全机制，sound负责音频驱动，tools则存放开发和调试工具，如perf和kconfig。用户内核源码在usr目录，虚拟化支持在virt，而LICENSE目录保证了源码的开放和透明。

       最后，Makefile是编译内核的关键，README文件则包含了版本信息、硬件支持、安装配置指南，以及已知问题、限制和BUG修复等重要细节。这份详尽的指南是新用户快速入门Linux内核的绝佳起点。

       通过深入研究这些目录，开发者和爱好者可以更全面地理解Linux内核的运作机制，从而更好地开发、维护和优化这个强大的操作系统。[原文链接已移除，以保护版权]

浅析Linux标准的文件系统(Ext2/Ext3/Ext4)

       全称Linux extended file system, extfs，即Linux扩展文件系统，Ext2就代表第二代文件扩展系统，Ext3/Ext4以此类推，它们都是Ext2的升级版。Ext2被称为索引式文件系统，frcw 源码而Ext3/Ext4被称为日志式文件系统。Linux支持多种文件系统，包括网络文件系统(NFS)、Windows的Fat文件系统等。

       查看Linux支持的文件系统：执行命令`ls -l /lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs`或`cat /proc/filesystems`。

       内核资料和学习资源：提供Linux内核技术交流群链接，整理了一些个人觉得较好的学习书籍、视频资料。进群私聊管理领取内核资料包（含视频教程、电子书、实战项目及代码）。还提供了免费加入学习的通道，包括Linux/c/c++/内核源码/音视频/DPDK/Golang云原生/QT。

       核心设计数据存放区：这些元素相对稳定，磁盘格式化后，就固定下来了。inode的大小和数量都已固定，大小均为Bytes(新的Ext4和xfs为Bytes)。读取文件时，先读取inode里面记录的文件属性和权限，匹配正确后，才会读取文件内容(block)。在Linux系统中，实际使用inode来识别文件，而不是文件名。

       查看文件或者文件系统的状态：查看系统各个文件系统的inode使用情况。

       中介数据(metadata)：这些元素是为了维持文件系统状态而设计出来的，当新增、编辑、删除文档时，都需要变更这些状态信息。整个文件系统的基本信息全部记录在superblock，它的大小一般为Bytes，如果它死掉，将会花费大量的时间去补救哦！！！ppm源码除了第一个block group含有superblock外，后续block group都可能会含有备份的superblock，目的就是为了避免superblock单点无法救援的问题。

       inode的作用：当用户搜索或者访问一个文件时，UNIX 系统通过 inode 表查找正确的 inode 编号。在找到 inode 编号之后，相关的命令才可以访问该 inode，并对其进行适当的更改。例如使用vi来编辑一个文件，通过 inode 表找到 inode 编号之后，才允许打开该 inode。在 vi 的编辑会话期间，更改了该 inode 中的某些属性，当您完成操作并键入 :wq 时，将关闭并释放该 inode 。通过这种方式，如果两个用户试图对同一个文件进行编辑，inode 已经在第一个编辑会话期间分配给了另一个用户 ID (UID)，因此第二个编辑任务就必须等待，直到该 inode 释放为止。

       block的重要性：block是文件数据存储的原子单位，且每一个 block 只能存储一个文件的数据。当格式化一个文件系统时，如果选择不当，就会造成大量的磁盘空间浪费。例如，如果文件系统选择的 block 为4k，存储个小文件，每个bytes，请问此时浪费了多少磁盘空间容量？答案是，每个文件浪费的磁盘容量 = - = bytes，个文件浪费的磁盘容量 = * ~=M，实际文件容量 = * ~=4.7M，浪费率高达%。

       inode和block与文件大小的关系：数据实际存储在 block，为了能够快速地读取文件，每个文件都对应一个 inode 索引文件，源码投票记录所有的 block 编号。inode的大小只有bytes或bytes (ext4)，如果一个文件太大，block 数量很有可能会超过 inode 可记录的数量。inode 记录 block 号码的区域被设计为 个直接、一个间接、一个双间接、一个三间接记录区。

       计算单文件最大容量：每个 block 号码为数字，需要占据 4bytes。

       查看磁盘和文档的容量：1. 查看文件系统的整体磁盘容量。2. 查看目录和文件容量。查看目录 geekbuying 下所有目录的容量。统计当前目录容量。

       总结：Ext 家族是 Linux 支持度最广、最完整的文件系统，当我们格式化磁盘后，就已经为我们规划好了所有的 inode/block/metadate 等数据，这样系统可以直接使用，不需要再进行动态的配置。不过这也是它最显著的缺点，磁盘容量越大，格式化越慢。CentOS7.x 已经选用 xfs 作为默认文件系统，xfs 是一种适合大容量磁盘和处理巨型文件的文件系统。

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，于年被融入Linux 2.6.内核。它旨在管理不同进程组，监控一组进程的行为和资源分配，是Docker和Kubernetes的基石，同时也被高版本内核中的LXC技术所使用。本文基于最早融入内核中的代码进行深入分析。

       理解cgroup的核心，首先需要掌握其内部的常用术语，如子系统、层级、cgroupfs_root、cgroup、css_set、cgroup_subsys_state、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，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。

fsIO调度算法之NOOP

深入解析：IO调度算法NOOP背后的电梯机制

       NOOP，全称为No Operation，是Linux早期版本中最基础的I/O调度算法。这款算法以其简洁的FIFO队列机制，犹如电梯运作原理，巧妙地组织了I/O请求。在某些特定环境下，如嵌入式系统和闪存设备，NOOP展现出其独特的优势。

       电梯调度算法的核心原理在于，它倾向于优先处理写请求，而非读请求。写请求一旦进入文件系统缓存，便能立即执行下一轮操作，而读请求则需要等待前面所有读请求完成，这就形成了一个“饿死”读请求的现象。由于写操作的频繁和短暂性，读请求往往在等待过程中被新的写请求取代，导致读性能受限。

       让我们深入了解NOOP的内核实现。从kernel 3.0版本开始，NOOP算法的实现细节如下：

       static struct elevator_type elevator_noop = {

        .ops = {

        .elevator_merge_req_fn = noop_merged_requests, //合并请求

        .elevator_dispatch_fn = noop_dispatch, //调度请求

        .elevator_add_req_fn = noop_add_request, //添加请求到队列

        .elevator_former_req_fn = noop_former_request, //获取前一个请求

        .elevator_latter_req_fn = noop_latter_request, //获取后一个请求

        .elevator_init_fn = noop_init_queue, //初始化队列

        .elevator_exit_fn = noop_exit_queue, //退出队列

        },

        .elevator_name = "noop",

        .elevator_owner = THIS_MODULE,

       };

       static int __init noop_init(void) {

        elv_register(&elevator_noop);

        return 0;

       }

       static void __exit noop_exit(void) {

        elv_unregister(&elevator_noop);

       }

       module_init(noop_init);

       module_exit(noop_exit);

       关键的调度逻辑在noop_dispatch函数中得以体现，它负责从队列头部取出请求并进行处理。而noop_add_request则是将新的请求添加到队列尾部，等待调度。合并请求的处理函数noop_merged_requests则确保了新请求与现有请求的有序执行。

       尽管NOOP看似简单，但在特定场景下，如对性能要求不高的设备或对I/O延迟敏感的系统，它的效率和稳定性不容小觑。然而，对于读密集型应用，可能需要其他更为复杂的调度算法来优化读性能。参考阅读：io调度器NOOP与deadline的源码级分析（hiyachen-ChinaUnix博客）。

       总结来说，NOOP算法凭借其直观易懂的原理和高效性，在特定环境下成为了一种实用的选择，但同时也需根据应用需求权衡其对读写性能的影响。

linux内核源码：文件系统——可执行文件的加载和执行

       本文深入探讨Linux内核源码中文件系统中可执行文件的加载与执行机制。与Windows中的PE格式和exe文件不同，Linux采用的是ELF格式。尽管这两种操作系统都允许用户通过双击文件来执行程序，但Linux的实现方式和底层操作有所不同。

       在Linux系统中，双击可执行文件能够启动程序，这背后涉及一系列复杂的底层工作。首先，我们简要了解进程间的数据访问方式。在用户态运行时，ds和fs寄存器指向用户程序的数据段。然而，当代码处于内核态时，ds指向内核数据段，而fs仍然指向用户态数据段。为了确保正确访问不同态下的数据，需要频繁地调整fs寄存器的值。

       当用户输入参数时，这些信息需要被存储在进程的内存空间中。Linux为此提供了KB的个页面内存空间，用于存放用户参数和环境变量。通过一系列复制操作，参数被安全地存放到了进程的内存中。尽管代码实现可能显得较为复杂，但其核心功能与传统复制函数（如memcpy）相似。

       为了理解参数和环境变量的处理，我们深入探讨了如何通过不同fs值来访问内存中的变量。argv是一个指向参数的指针，argv*和argv**指向不同的地址，它们可能位于内核态或用户态。在访问这些变量时，需要频繁地切换fs值，以确保正确读取内存中的数据。通过调用set_fs函数来改变fs值，并在读取完毕后恢复，实现不同态下的数据访问。

       在Linux的加载过程中，参数和环境变量的处理涉及到特定的算法和逻辑，以确保正确解析和执行程序。例如，通过检查每个参数是否为空以及参数之间的空格分隔，来计算参数的数量。同时，文件的头部信息对于识别文件类型至关重要。早期版本的Linux文件头部信息相当简单，仅包含几个字段。这些头部信息为操作系统提供了识别文件类型的基础。

       为了实现高效文件执行，Linux使用了一系列的内存布局和管理技术。在执行文件时，操作系统负责将参数列表、环境变量、栈、数据段和代码段等组件放入进程的内存空间。这种布局确保了程序能够按照预期运行。

       最后，文章提到了一些高级技术，如线程切换、内存管理和文件系统操作，这些都是Linux内核源码中关键的部分。尽管这些技术在日常编程中可能不常被直接使用，但它们对于理解Linux的底层工作原理至关重要。通过深入研究Linux内核源码，开发者能够更全面地掌握操作系统的工作机制，从而在实际项目中提供更高效、更安全的解决方案。

Linux内核源码解析---mount挂载原理

       Linux磁盘挂载命令"mount -t xxx /dev/sdb1 abc/def/"的底层实现原理非常值得深入了解。从内核初始化的vfsmount开始说起。

       内核初始化过程中，主要关注"main.c"中的vfs_caches_init函数，这个方法与mount紧密相连。接着，跟进"mnt_init"和"namespace.c"，关键在于最后的三个函数，它们控制了挂载过程的实现。

       在"mount.c"中，sysfs_fs_type结构中包含了获取超级块的函数指针，而"init_rootfs"则注册了rootfs类型的文件系统。挂载系统调用sys_mount中的dev_name, dir_name和type参数，分别对应设备名称、挂载目录和文件系统类型。

       "do_mount"方法通过path_lookup收集挂载目录信息，创建nameidata结构，然后调用do_add_mount进行实际挂载。这个过程涉及do_kern_mount和graft_tree，尽管具体实现较为复杂，但核心在于创建vfsmount并将其与namespace关联。

       在"graft_tree"中的判断逻辑中，vfsmount被创建并与其父mount和挂载目录的dentry建立关系。在"attach_mnt"方法中，新vfsmount与现有结构关联，设置挂载点和父vfsmount，最终形成挂载的概念，即为设备分配vfsmount，并将其与指定目录和vfsmount结合，成为vfs系统的一部分。