?? 核心源碼的物理布局.htm
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<TD width="8%" height=4>
<DIV align=center><A href="mailto:joyfire@sina.com"><FONT
color=#ffffff>聯(lián)系</FONT></A></DIV></TD></TR></TBODY></TABLE></TD></TR></TBODY></TABLE>
<TABLE borderColor=#666666 cellPadding=2 width="90%" align=center border=2>
<TBODY>
<TR>
<TD bgColor=#000000>
<P align=center><A href="http://joyfire.net/lsdp/index.htm"><FONT
color=#ffffff size=2>目錄頁</FONT></A> | <A
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<P align=center><FONT face=黑體 color=#ffffff size=6>(LDD) Ch09-中斷處理(下)(轉(zhuǎn)載)
</FONT></P><SPAN style="LINE-HEIGHT: 1; LETTER-SPACING: 0pt"><FONT
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<P>發(fā)信人: Altmayer (alt), 信區(qū): GNULinux<BR>標 題: (LDD) Ch16-核心源碼的物理布局(轉(zhuǎn)載)<BR>發(fā)信站: 飲水思源 (2001年12月13日08:58:03 星期四), 站內(nèi)信件<BR> <BR>【 以下文字轉(zhuǎn)載自 <FONT
color=#00ff00>UNIXpost </FONT>討論區(qū) 】<BR>【 原文由<FONT
color=#00ff00> altmayer.bbs@bbs.nju.edu.cn,</FONT> 所發(fā)表 】<BR> <BR>【 以下文字轉(zhuǎn)載自 <FONT
color=#00ff00>altmayer </FONT>的信箱 】<BR> <BR> <BR>第十六章 核心源碼的物理布局<BR> <BR> <BR> <BR>到目前為止，我們從寫設(shè)備驅(qū)動程序的角度討論了Linux核心。但一旦你開始研究核心，<BR>你會發(fā)現(xiàn)你想“全面理解它”。事實上，你可能整天在瀏覽源碼，搜索源碼樹，目的只<BR>是想搞清楚核心不同部分之間的關(guān)系。<BR> <BR>這種“沉重的搜索”是我在家里專門設(shè)一臺計算機的任務之一，并且這是從源碼中獲取<BR>信息的一個有效的辦法。然而，在坐在你喜歡的shell提示符之前若能得到一些知識基礎(chǔ)<BR>將會很有幫助。本章基于版本2.0.x，對Linux核心源文件提供一個快速的概覽。文件布<BR>局在版本之間的改變并不大，盡管我不能保證將來會不會變。因此下面的信息對瀏覽核<BR></P></FONT><FONT
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<P>心的其它版本應該也很有用，即使它不是權(quán)威。<BR> <BR>在本章中，每個給出的路徑名都是相對于源碼的根（通常是/usr/src/linux），而沒有<BR>目錄部分的文件名一般假設(shè)它居于“當前”目錄----即正在討論的哪個。頭文件（當以<BR>角括弧的形式命名時----<和>）是相對于源碼樹的include目錄給出的。我不想介紹Docu<BR>mantation目錄，因為它的作用應該很清楚。<BR> <BR> <BR> <BR>引導核心<BR> <BR>看一個程序的一般方法是從執(zhí)行開始的地方著手。至于Linux，很難說執(zhí)行是從那里開始<BR>的----它取決于你是如何定義“開始”的。<BR> <BR>體系結(jié)構(gòu)相關(guān)的開始點是start_kernel，在init/main.c中。這個函數(shù)是從體系結(jié)構(gòu)特定<BR>的代碼中被調(diào)用的，但它并不返回到那里。它掌管著轉(zhuǎn)動輪子，因此可以被認為是“所<BR>有函數(shù)的母親”，計算機生命的第一次呼吸。在start_kernel之前是一片混沌。<BR> <BR>在start_kernel被調(diào)用時，處理器已經(jīng)被初始化了，保護模式（如果有）也被激活了，<BR>處理器在最高的優(yōu)先級執(zhí)行（通常被稱為“管理員模式”），中斷被關(guān)閉了。start_ker<BR>nel函數(shù)負責初始化所有的核心數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。這個通過調(diào)用外部函數(shù)來執(zhí)行子任務，因為每<BR>個設(shè)置函數(shù)都在合適的核心子系統(tǒng)定義。start_kernel也調(diào)用parse_options(也在init/<BR></P></FONT><FONT
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<P>main.c文件中)來對從用戶或引導系統(tǒng)的程序處傳來的命令行進行解碼。<BR> <BR>命令行（與memory_start，memory_end一道）用setup_arch從計算機內(nèi)存中獲取。setup<BR>_arch，如它的名字提示，是體系結(jié)構(gòu)特定的代碼。<BR> <BR>init/main.c中的代碼主要由#ifdefs組成。這是因為初始化是按步發(fā)生的，很多步可能<BR>被運行或跳過，這依賴于核心的編譯時配置。命令行的解釋也嚴重地依賴于條件，因為<BR>很多參數(shù)只有在被編譯的核心含有特定的驅(qū)動程序時才有意義。<BR> <BR>由start_kernel調(diào)用的初始化函數(shù)有兩種風格。一些函數(shù)沒有參數(shù)，返回void；而另一<BR>些需要兩個unsigned long參數(shù)，并返回另一個unsigned long值。其參數(shù)是memory_star<BR>t和 memory_end的當前值，即未分配的物理內(nèi)存的邊界。返回值是新的memory_start值<BR>（如你所已知的，核心用unsigned long表達內(nèi)存地址）。這個技術(shù)允許子系統(tǒng)在物理內(nèi)<BR>存的開始處分配一個持續(xù)的（和連續(xù)的）內(nèi)存區(qū)域，如在第七章“把握內(nèi)存”中“playi<BR>ng dirty”一節(jié)中提到的。這種技術(shù)的最大的缺點是它只能在引導時使用，對那些需要<BR>用于DMA的巨大內(nèi)存區(qū)段的模塊并不可用。<BR> <BR>初始化完成后，start_kernel打印出旗幟字符串，包括Linux版本號和編譯時間，接著通<BR>過調(diào)用kernel_thread派生出(fork)一個init進程。<BR> <BR>start_kernel函數(shù)接著以任務0（所謂的“空閑”任務）的形式繼續(xù)，并調(diào)用cpu_idle，<BR>它是一個調(diào)用idle的無限循環(huán)。在這一點，SMP(對稱多處理器)的工作方式略有不同，但<BR></P></FONT><FONT
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<P>我不打算講述這個不同。idle函數(shù)的真正行為是體系結(jié)構(gòu)相關(guān)的，對源碼的簡單搜索可<BR>以把你帶到可以研究其功能的位置。<BR> <BR> <BR> <BR>引導之前<BR> <BR>在前一節(jié)，我把start_kernel看作第一個核心函數(shù)。不過，你可能對這點之前發(fā)生的事<BR>情感興趣。<BR> <BR>在start_kernel之前運行的代碼是低級的，包含匯編碼，因此你可能對其細節(jié)不感興趣<BR>。不過，我將介紹一下固件（在PC世界稱為BIOS）將控制交給Linux后計算機中發(fā)生了什<BR>么。<BR> <BR>如果你對鉆研低級代碼沒有興趣，你可以直接跳到“Init進程”。下面提供了關(guān)于Intel<BR>，Alpha，Sparc引導代碼的一些提示，因為這是我能訪問的僅有的系統(tǒng)。（如果有人肯<BR>捐一些硬件，我將在下一版覆蓋更多的平臺）。<BR> <BR> <BR> <BR>設(shè)置X86處理器<BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P>個人計算機是基于一個老的設(shè)計，后向兼容性一直有很高的優(yōu)先級。因此，PC固件還是<BR>以一種老方式引導操作系統(tǒng)。一旦引導設(shè)備被選擇，它的第一個扇區(qū)被加載到內(nèi)存的0x7<BR>C00處，然后讓出控制。<BR> <BR>剛加電的處理器處于實模式（也就是說，它象8086）并只能尋址物理內(nèi)存的前640KB。其<BR>中一部分已經(jīng)被固件管理的數(shù)據(jù)表格占用了。由于核心要比這個大，Linux的開發(fā)者必須<BR>找到一個不一般的方法將核心影響加載到內(nèi)存。結(jié)果就是zImage，即核心的壓縮映象，<BR>它可以被裝入底端內(nèi)存（但愿如此），并在進入保護模式后自解壓縮到高端內(nèi)存。<BR> <BR>這樣引導扇區(qū)發(fā)現(xiàn)它面對著五百字節(jié)的代碼，和半兆字節(jié)的空閑內(nèi)存。引導代碼真正做<BR>的依賴于系統(tǒng)是如何引導的。引導扇區(qū)可以是第一個核心扇區(qū)（如果你直接從軟盤上引<BR>導zImage）或者lilo。如果Linux由loadlin引導，則沒有引導扇區(qū)什么事，因為在loadl<BR>in運行時，系統(tǒng)已經(jīng)被引導了。<BR> <BR> <BR> <BR>引導一個bare-bones zImage核心<BR> <BR>如果被引導的系統(tǒng)是軟盤上的核心映象，在引導扇區(qū)執(zhí)行的代碼是arch/i386/boot/boot<BR>..S（一個實模式的匯編文件）。它將自己移到地址0x90000，從可引導設(shè)備上加載另外幾<BR>個扇區(qū)，把它們放在緊挨自己的后面（也就是0x90200）。接著核心映象的其余部分被加<BR>載到地址0x10000（64KB：固件數(shù)據(jù)空間之后）。<BR></P></FONT><FONT
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<P><BR>位于0x90200的代碼是所謂的“設(shè)置”代碼（arch/i386/boot/setup.S和arch/i386/boot<BR>/video.S），它負責各種硬件的初始化，以及對視頻板子的初步檢測，以便可以切換到<BR>不同的文本模式分辨率。這些任務在實模式中進行（使用loadlin時則是在VM86模式），<BR>因此可以使用BIOS調(diào)用，避免處理硬件特定的細節(jié)。<BR> <BR>setup.S接著把整個核心從0x10000(64KB)移到0x1000(4KB)；這樣在核心代碼之前只有一<BR>頁被浪費了----這頁其實并沒有真的浪費；它在系統(tǒng)中自有它的用處。代碼的這種來回<BR>復制是為了擺脫被BIOS強加的內(nèi)存布局，還能不至于覆蓋重要的數(shù)據(jù)。最后setup.S進入<BR>保護模式，跳轉(zhuǎn)到0x1000。<BR> <BR>arch/i386/boot/compressed/head.S(用gas寫成，因為我們已經(jīng)在保護模式了)設(shè)置棧。<BR>接著調(diào)用decompress_kernel，它把已解開的代碼放在地址0x100000(1M)并跳轉(zhuǎn)到那里。<BR> <BR>arch/i386/kernel/head.S是被解壓縮核心的頭；它建立最后的處理器設(shè)置（與硬件換頁<BR>有關(guān)的寄存器處理）并調(diào)用start_kernel。這就是所有需要的----已經(jīng)完成了。<BR> <BR> <BR> <BR>引導一個bare-bones bzImage核心<BR> <BR>隨著越來越多的驅(qū)動程序為Linux核心開發(fā)出來，一個全特征的壓縮核心不再能放入低端<BR></P></FONT><FONT
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<P>內(nèi)存。例如，這種情況對安裝核心就可能發(fā)生，因為它為了能適應各種配置，塞滿了不<BR>同的驅(qū)動程序。因此，必須設(shè)計另一種加載方法。bzImage就是大的zImage，它在不能放<BR>入低端內(nèi)存時也可以被加載。<BR> <BR>有幾種加載bzImage的辦法，這取決于使用的引導加載程序（boot loader）。核心負責<BR>每種情況，現(xiàn)在我打算從原始軟盤上是如何引導的。<BR> <BR>一個bzImage核心的引導扇區(qū)不能簡單地將所有的壓縮數(shù)據(jù)加載到低端內(nèi)存，所以它必須<BR>欺騙（如多數(shù)實模式x86程序所做的那樣）。如果被加載的映象是大的，引導扇區(qū)象往常<BR>一樣加載“設(shè)置”扇區(qū)，但在主引導循環(huán)的每次疊代都有一個“助手”例程被調(diào)用。助<BR>手例程在setup.S中定義，因為引導扇區(qū)太小無法放下它。這個例程用一個BIOS調(diào)用將數(shù)<BR>據(jù)從低端移到高端內(nèi)存，一次移動64KB，它還要重置目的地址，引導扇區(qū)用來從盤上傳<BR>送下一次的數(shù)據(jù)。這樣，在bootsect.S中的一般加載例程就不會用盡低端內(nèi)存。<BR> <BR>在核心被加載后，setup.S象往常一樣被調(diào)用。它除了改變上一個跳轉(zhuǎn)指令的目的地址外<BR>，并不做任何特殊的工作。由于我們加載了一個大映象，處理器通過使用一臺特殊的機<BR>器指令（它允許386在實模式段使用32位偏移）跳到0x100000而不是0x1000。<BR> <BR>解壓縮和往常一樣工作，但輸出不能放在0x100000（1M），因為壓縮的映象已經(jīng)在那兒<BR>了。解壓的數(shù)據(jù)被寫到低端的內(nèi)存直到用盡；接著被寫到越過壓縮映象的地方。這兩個<BR>解壓的片段通過執(zhí)行另外的內(nèi)存移動在0x100000處裝配起來。但復制例程也居于高端內(nèi)<BR>存，它必須首先將自己復制到低端內(nèi)存已防止被覆蓋；然后它把整個映象移到0x100000<BR></P></FONT><FONT
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<P>。<BR> <BR>到這兒，游戲就結(jié)束了。但kernel/head.S并沒有注意到發(fā)生的額外工作，所有事情照常<BR>進行。<BR> <BR> <BR> <BR>使用lilo<BR> <BR>lilo，Linux加載程序，居于引導扇區(qū)----或者是主引導扇區(qū)，或者是磁盤分區(qū)的第一個<BR>扇區(qū)。它使用BIOS調(diào)用從一個文件系統(tǒng)中加載核心。<BR> <BR>這個程序與核心映象面對同樣的問題：在機器引導時，僅有半KB的代碼被裝入內(nèi)存，而<BR>且只用幾打的指令解碼一個文件系統(tǒng)結(jié)構(gòu)也是不可能的。lilo通過在安裝時構(gòu)造一個磁<BR>盤映射來解決這個問題。它用這個映射告訴BIOS從正確的地方獲取每個核心塊。這個技<BR>術(shù)很有效，但你在替換或者重寫一個核心映象后必須重新安裝lilo----你必須調(diào)用lilo<BR>命令，用一個新的核心塊表來重新安裝引導加載程序。<BR> <BR>實際上，lilo擴展了加載機制，它允許用戶在引導時選擇加載哪個映象。這個選擇是通<BR>過一個映象的安裝定義表來做到的。它用從不同的分區(qū)中取出的引導扇區(qū)代替它自己的<BR>引導扇區(qū)來實現(xiàn)。<BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P>lilo比一個barebone引導的最大好處（除了能從硬驅(qū)直接引導外）是它允許用戶象核心<BR>傳遞一個命令行。這個命令行可以在lilo配置文件中指定，也可以在引導時交互給出。l<BR>ilo把命令行放在零頁（我們將其在boot/head.S之前保持空閑）的后一半。這一頁以后<BR>由setup_arch(在arch/i386/kernel/setup.c中定義)取得。<BR> <BR>lilo的最近版本（18版本甚至更新）可以加載bzImage，而老的發(fā)布是不能的。較新的版<BR>本可以用BIOS調(diào)用將數(shù)據(jù)加載到高端內(nèi)存，象bootsect.S做的那樣。<BR> <BR>當lilo完成加載，它跳到setup.S，事情就象我們以前看到的那樣繼續(xù)進行。<BR> <BR> <BR> <BR>使用loadlin<BR> <BR>loadlin用來將Linux從一個實模式操作系統(tǒng)中引導起來。與lilo類似，都是加載數(shù)據(jù)，<BR>傳遞命令行，跳至setup.S。但它有一個優(yōu)點就是它可以在FAT分區(qū)中從一個指定的文件<BR>名加載核心，而不需要一個塊的映射。這使得它比較穩(wěn)定。如果你想加載bzImage，你需<BR>要loadlin的版本1.6或更新*。有趣的是注意到loadlin可能需要玩一些臟活才能加載整<BR>個核心，同時又不至于搞亂宿主操作系統(tǒng)。只有在核心的所有部分都被加載了，loadlin<BR>才能在合適的地址重新裝配它，并調(diào)用它的入口點。<BR> <BR>其它引導方式<BR></P></FONT><FONT
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<P><BR>還有一些程序可以引導Linux核心。其中的兩個是Etherboot和syslinux，當然還有很多<BR>。不過我不打算在這里講述它們，因為它們與我已經(jīng)講過的類似，至少與核心相關(guān)的部<BR>分如此。<BR> <BR>但要注意，引導一個Linux核心并不是象我說的這么簡單。要進行大量的檢測，版本號經(jīng)<BR>常出現(xiàn)在特別的地方，以抓住用戶的錯誤，并友好的回復。意思是如果發(fā)生了什么問題<BR>，系統(tǒng)可以在掛起前打印一條信息。局限在x86實模式的執(zhí)行環(huán)境下很難完全避免發(fā)生錯<BR>誤時掛起，打印一條消息總比什么都沒有強。<BR> <BR> <BR> <BR>設(shè)置Alpha處理器<BR> <BR>讓一個Alpha到達能運行start_kernel這一點要比Intel處理器容易的多，因為在Alpha上<BR>不需要和實模式或內(nèi)存限制做斗爭。而且，Alpha工作站通常配有比PC好的固件，可以從<BR>文件系統(tǒng)裝載一個完整的文件。我不想討論裝載一個文件時的實際步驟，因為這個代碼<BR>沒有隨Linux發(fā)布，這樣你無法檢查它----我也不能，因此就無法談論它。<BR> <BR>milo（迷你加載程序）程序是引導的一般選擇。milo比固件要聰明，因為它理解Linux和<BR>它的文件系統(tǒng)，但又比核心笨，因為它不能運行進程。milo由固件從FAT分區(qū)執(zhí)行，可以<BR>從ext2或ISO9660塊設(shè)備上加載核心。象lilo和loadlin，milo也向核心傳遞一個命令行<BR></P></FONT><FONT
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<P>。在Linux被加載到內(nèi)存中正確的虛地址后，milo轉(zhuǎn)向核心，自己消失。<BR> <BR>milo的有些特征依賴于核心源碼，因為它需要訪問設(shè)備，理解文件系統(tǒng)布局。配有驅(qū)動<BR>程序和文件系統(tǒng)類型，它可以根據(jù)文件名從硬盤或CD-ROM上取得核心映象。這個設(shè)計后<BR>面的想法與loadlin類似，只是milo使用Linux核心的代碼，而不是取自別的操作系統(tǒng)環(huán)<BR>境。<BR> <BR>在Alpha上引導Linux并不總是可用milo。如果你的系統(tǒng)有SRM固件，就不能安裝milo。相<BR>反，你可以使用arch/alpha/boot中的原始加載程序。這個加載程序很簡單，能從硬盤或<BR>軟驅(qū)中讀取一個順序區(qū)域，這與PC上zImage前面的引導扇區(qū)所做的工作一樣。使用原始<BR>加載程序要求核心映象必須（在任何文件系統(tǒng)之外）被復制到磁盤上的連續(xù)區(qū)域。<BR> <BR>如果不考慮系統(tǒng)是如何引導的，控制被傳遞給arch/alpha/kernel/head.S，但Linus說：<BR>“沒什么需要我們做的了”。源碼只是設(shè)置幾個指針，然后就跳到start_kernel。<BR> <BR> <BR> <BR>設(shè)置Sparc處理器<BR> <BR>Sparc計算機用一個稱為silo的程序引導Linux。與lilo，milo命名方法類似，只是用“s<BR>”表示Sparc。引導Sparc比Alpha要簡單一些；它的固件可以訪問設(shè)備，silo只需要訪問<BR>Linux文件系統(tǒng)，并與用戶交互。出于這個目的，silo被鏈接到libext2，這是支持對未<BR></P></FONT><FONT
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<P>安裝分區(qū)上的文件進行處理的一個庫。<BR> <BR>若不使用silo，也可以從軟盤或網(wǎng)絡上引導計算機。固件可以用RARP（反向ARP）和tftp<BR>協(xié)議從以太網(wǎng)上裝載一個核心。事實上，我從未用軟盤引導過我自己的工作站，因為Lin<BR>ux的Sparc發(fā)布允許通過網(wǎng)絡引導來完成系統(tǒng)安裝。<BR> <BR>對Sparc來說，的確沒有什么特別的要求。沒有實模式，也沒有需要復制的內(nèi)存。一旦核<BR>心被加載到RAM，它便開始執(zhí)行。<BR> <BR> <BR> <BR>Init進程<BR> <BR>由start_kernel生成的線程派生出bdflush（源碼見fs/buffer.c）和kswapd（在mm/vmsc<BR>an.c中定義），它們因此被賦予進程號2和3。init進程（pid 1）接著進行進一步的初始<BR>化，這在之前不可能完成；也就是，它運行與SMP相關(guān)的函數(shù)，如果需要，還有initrd引<BR>導技巧，以另一個核心線程的形式。在initrd結(jié)束后，init線程激活UMSDOS文件系統(tǒng)的<BR>“偽根(pseudo-root)”。<BR> <BR>在完成初始化后，init的實際作用是進入用戶空間并執(zhí)行一個程序（因此變成一個進程<BR>）。這樣三個stdio通道被連到第一個虛擬控制臺，核心試圖從/etc執(zhí)行init。如果失敗<BR>，它將查看/bin和/sbin（在所有最近的發(fā)布中，init一定居于此）。如果init從這三個<BR></P></FONT><FONT
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<P>目錄的執(zhí)行都失敗了，進程將會執(zhí)行/etc/rc，如果這個也失敗了，它就循環(huán)，執(zhí)行/bin<BR>/sh。在大多數(shù)情況下，函數(shù)能運行init成功；其它選項的目的是為了在init不能執(zhí)行時<BR>允許系統(tǒng)恢復。<BR> <BR>如果核心命令行指定了一條要執(zhí)行的命令，使用init=some_program導語，進程1就執(zhí)行<BR>指定的命令，而不是調(diào)用init。<BR> <BR>不管系統(tǒng)是怎么設(shè)置的，init最終在用戶空間執(zhí)行，以后的核心操作都是對來自用戶程<BR>序的系統(tǒng)調(diào)用的響應。<BR> <BR> <BR> <BR>kernel目錄<BR> <BR>大多數(shù)關(guān)鍵的核心功能都是在這個目錄實現(xiàn)的。這里最重要的源文件是sched.c，它值得<BR>特別對待。<BR> <BR> <BR> <BR>sched.c<BR> <BR>正如源文件自己表明的，這是“主核心文件”。它由調(diào)度程序和相關(guān)操作組成，例如讓<BR></P></FONT><FONT
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<P>進程睡眠和喚醒它們，以及核心計時器的管理（見第六章“時間流”中“核心計時器”<BR>一節(jié)），間隔計時器（它與計帳和性能刻劃有關(guān)），以及預定義任務隊列（見第六章“<BR>預定義任務隊列”）。<BR> <BR>如果你對Linux調(diào)度程序的實時策略感興趣，你可以在schedule函數(shù)及其相關(guān)者中找到低<BR>級的信息。其中一個相關(guān)者是goodness，它給進程賦優(yōu)先值，并幫助調(diào)度程序選擇下一<BR>個要運行的進程。<BR> <BR>與調(diào)度程序控制相關(guān)的函數(shù)（及系統(tǒng)調(diào)用）也在這個文件中定義。這包括設(shè)置和取得調(diào)<BR>度策略及優(yōu)先級。在除Alpha外的其它體系結(jié)構(gòu)上，系統(tǒng)調(diào)用nice也在這個源文件中。<BR> <BR>另外，取得和設(shè)置用戶及組id也在sched.c中定義（除了Alpha），同時還有alarm調(diào)用*<BR>。<BR> <BR>在sched.c中還能找到的其它好東西包括show_tasks和show_state函數(shù)，它們實現(xiàn)了在第<BR>四章“調(diào)試技巧”中“系統(tǒng)掛起”一節(jié)所描述的“魔幻”鍵中的兩個。<BR> <BR> <BR> <BR>進程控制<BR> <BR>目錄的其它主要部分都是管理進程的。fork和exit系統(tǒng)調(diào)用在兩個同名源文件中實現(xiàn)，<BR></P></FONT><FONT
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<P>信號控制在signal.c中實現(xiàn)。大多數(shù)信號處理的調(diào)用在Alpha中實現(xiàn)的方法是不同的，以<BR>保證Alpha的移植與Digital Unix二進制兼容。<BR> <BR>fork的實現(xiàn)包括clone系統(tǒng)調(diào)用的代碼，fork.c顯示了clone的標志是如何使用的。應該<BR>注意sys_fork并不在fork.c中定義，因為Sparc的實現(xiàn)與其它的版本稍有不同；不過，多<BR>數(shù)sys_fork的實現(xiàn)只是調(diào)用do_fork，它在fork.c中定義。提供一個缺省實現(xiàn)（通常叫做<BR>do_fnct），而真正的系統(tǒng)調(diào)用（sys_fnct）則在各個移植中聲明，這是Linux常用的一<BR>個技巧，隨著新的移植的出現(xiàn)，這個技巧很可能擴展到其它的系統(tǒng)調(diào)用。<BR> <BR>exit.c實現(xiàn)sys_exit和不同的wait函數(shù)，以及信號的實際發(fā)送。（signal.c專用于信號<BR>處理，而不是發(fā)送。）<BR> <BR> <BR> <BR>模塊化<BR> <BR>文件module.c和ksyms.c包含了在第二章“構(gòu)造和運行模塊”中描述的機制。module.c含<BR>有被insmod及相關(guān)程序使用的系統(tǒng)調(diào)用，ksyms.c聲明不屬于特定子系統(tǒng)的核心中的公共<BR>符號。其它的公共符號由特定核心子系統(tǒng)的初始化函數(shù)使用register_symtab聲明。例如<BR>，fs/proc/procfs_syms.c為注冊新文件聲明/proc接口。<BR> <BR> <BR></P></FONT><FONT
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