1.如何从源代码理解Windows内核的从源从源实现机理？
2.Linux内核源码解析---cgroup实现之整体架构与初始化
3.剖析Linux内核源码解读之《实现fork研究(一)》
4.nginx源码分析--master和worker进程模型
5.Linux内核源码分析：Linux进程描述符task_ struct结构体详解
6.linux0.11源码分析-fork进程

如何从源代码理解Windows内核的实现机理？

       深入解析Windows内核的奥秘，本书以操作系统原理为基石，码的码揭示了Windows如何构建现代操作系统的角度解释进程角度解释进程基石，如

       strong>进程管理、从源从源线程并发、码的码物理和虚拟内存管理，角度解释进程角度解释进程英超国外直播源码以及Windows I/O模型的从源从源实现。作者采用Windows Research Kernel (wrk) 的码的码源代码作为讲解的参照，让读者亲身体验庞大复杂系统如何在x处理器上运行的角度解释进程角度解释进程逻辑。

       内容设计上，从源从源本书聚焦于Windows内核的码的码核心组件，同时兼顾操作系统整体性，角度解释进程角度解释进程涉及

       strong>存储体系、从源从源网络架构和Windows环境子系统等关键组件，码的码它们虽非内核模块，角度解释进程角度解释进程但对Windows的运行至关重要。而对于Windows Server 以后内核的演变和发展，书中也有所涵盖。

       尽管书中详尽解析了Windows的代码实现，但并非逐行解读wrk源代码。每个技术专题都有框架图和深入细节分析，旨在让读者既能把握技术全貌，又理解关键实现。Windows作为历史悠久的操作系统，市面上资料众多，但本书首次从源代码层面解析Windows底层工作原理，部分内容是首次以文字形式公开。

       本书的目标是满足对Windows好奇者了解核心机制的需求，同时也为计算机专业的学生、教师和系统软件工程师提供快速理解和掌握Windows先进系统技术的飞狐版趋势源码途径，以及编写高效软件的灵感。书中还附带实用工具，通过它们，读者可以直观观察内核信息，甚至跟踪系统动态，这些工具可通过互联网获取。

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。游资实战指标源码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，大折线源码我们可以深入理解cgroup如何在Linux内核中实现资源管理和进程控制。

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，apache项目贡献源码这个函数是理解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。

nginx源码分析--master和worker进程模型

       一、Nginx整体架构

       正常执行中的nginx会有多个进程，其中最基本的是master process（主进程）和worker process（工作进程），还可能包括cache相关进程。

       二、核心进程模型

       启动nginx的主进程将充当监控进程，主进程通过fork()产生的子进程则充当工作进程。

       Nginx也支持单进程模型，此时主进程即是工作进程，不包含监控进程。

       核心进程模型框图如下：

       master进程

       监控进程作为整个进程组与用户的交互接口，负责监护进程，不处理网络事件，不负责业务执行，仅通过管理worker进程实现重启服务、平滑升级、更换日志文件、配置文件实时生效等功能。

       master进程通过sigsuspend()函数调用大部分时间处于挂起状态，直到接收到信号。

       master进程通过检查7个标志位来决定ngx_master_process_cycle方法的运行：

       sig_atomic_t ngx_reap;

       sig_atomic_t ngx_terminate;

       sig_atomic_t ngx_quit;

       sig_atomic_t ngx_reconfigure;

       sig_atomic_t ngx_reopen;

       sig_atomic_t ngx_change_binary;

       sig_atomic_t ngx_noaccept;

       进程中接收到的信号对Nginx框架的意义：

       还有一个标志位：ngx_restart，仅在master工作流程中作为标志位使用，与信号无关。

       核心代码（ngx_process_cycle.c）：

       ngx_start_worker_processes函数：

       worker进程

       worker进程主要负责具体任务逻辑，主要关注与客户端或后端真实服务器之间的数据可读/可写等I/O交互事件，因此工作进程的阻塞点在select()、epoll_wait()等I/O多路复用函数调用处，等待数据可读/写事件。也可能被新收到的进程信号中断。

       master进程如何通知worker进程进行某些工作？采用的是信号。

       当收到信号时，信号处理函数ngx_signal_handler()会执行。

       对于worker进程的工作方法ngx_worker_process_cycle，它主要关注4个全局标志位：

       sig_atomic_t ngx_terminate;//强制关闭进程

       sig_atomic_t ngx_quit;//优雅地关闭进程（有唯一一段代码会设置它，就是接受到QUIT信号。ngx_quit只有在首次设置为1时，才会将ngx_exiting置为1）

       ngx_uint_t ngx_exiting;//退出进程标志位

       sig_atomic_t ngx_reopen;//重新打开所有文件

       其中ngx_terminate、ngx_quit、ngx_reopen都将由ngx_signal_handler根据接收到的信号来设置。ngx_exiting标志位仅由ngx_worker_cycle方法在退出时作为标志位使用。

       核心代码（ngx_process_cycle.c）：

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。

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。

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。