fenglifeng1987的专栏

注：图片取自：http://blog.chinaunix.net/uid-23769728-id-3079164.html先简单介绍一下硬件中断的软件流程：handle_int   ->plat_irq_dispatch->malta_hw0_irqdispatch->do_IRQ(irq)->generic_handle_irq -> __do_IRQ()  -> irq_exi

ramdisk的文件有有点，文件读取、写很快，but缺点也很明显，restart后就数据全没了。ramfs的read过程ramfs系统中write过程浅析在ramfs中，文件生成，其实就是mknod的一个过程，只不过普通文件，不需要设备号一场由mknod引发的扯淡不管是读、写还是生成，其实理清了inode跟dentry，就是革命道路上的一大步。最最简单的理解

jffs2文件系统一般应用于闪存设备，且存储空间不能太大（实际应用中很少用于超过128M的存储设备），且挂载时间长，因为在挂载的过程中会去扫描整个物理介质(flash)，在最新的jffs2加入了摘要(summary)机制，这摘要写在擦出块的最后面(nor flash的话，擦除块可以理解成一个扇区)，挂载的时候只读摘要信息，这样避免了大规模的扫描整个擦出块。      其大致原理是这样的：将fl

Sysfs 是 Linux 2.6所提供的一种虚拟文件系统。这个文件系统不仅可以把设备（devices）和驱动程序(drivers) 的信息从内核输出到用户空间，也可以用来对设备和驱动程序做设置。 procfs太过于混乱，不利于查看设备驱动信息。sysfs 的目的是把一些原本在 procfs中的，关于设备的部份，独立出来，以‘设备层次结构架构’（device tree）的形式呈现。

总结写在最前面，后面代码解释，我自己都看着烦躁：subsystem_register它首先是要有一个subsystem结构的数据，然后这个结构里的kset需要设置，而kset最重要的是kobject，kobject中的又要有目录项之类的，而这个目录文件要是没有指定父节点，缺省状态下是挂载在sysfs的根目录下的。从这行代码subsystem_register(&fs_sub

总结：挂载文件到device下（具体目录可能各有不同），如果是class，则有几个相互的链接。sysfs跟ramfs不同的是，sysfs具体操作，文件建立，生成链接，都用struct kobject，而不是直接的应用dentry。最最简单的理解，就是把一个kobject挂到devices_subsys的kset上。 /** *        device_register- reg

按照文件系统的惯例，如果是非rootfs的话，就需要手动挂载。如： mount -t jffs2 /dev/mtdjffs2 jffs2  (这行shell的大体意思就是将mtdjffs2这个mtd块设备，按照jffs2文件系统的格式，挂载到jffs2文件夹下)。支持这行shell的前提有两个，其一内核要支持jffs2文件系统；其二mtdjffs2这个块设备上的数据，要符合jffs2文件系统的要求

在ramfs系统中write过程浅析中已经大致分析了vfs中写入的过程，jffs2大致跟这个过程差不多，略有差异的是generic_file_buffered_write函数中的a_ops->prepare_write和a_ops->commit_writ，这两个函数各文件系统有差异。在jffs2文件系统中如此定义.readpage = jffs2_readpage,.prepare_write

1、sysctl_initroot_table行程一张大链表2、helper_inithelper_wq初始化这个工作队列，workqueue_struct,name为kthread3、init_jiffies_clocksource初始化jiffies时钟源4、ksysfs_init生成/sys/kernel5、filelock_i

关于fork，我们都知道fork出新的进程，会复制旧进程的所有资源，且堆栈、数据不共享。所以关于文件系统，要是不共享，会出现怎么样的情况呢？就是说各个进程都有自己的文件系统copy，那种感觉不敢想象，所以他们一定是资源共享的，一定是同步的。在fork新进程的操作中，其中static structtask_struct *copy_process(unsigned long clone_

挂载VFS是在mnt_init(见第一部分)里，分两步：1、init_rootfs();                2、init_mount_tree(); init_rootfs:int__init init_rootfs(void){returnregister_filesystem(&rootfs_fs_type);}简单明了，这个是文件系统初始化的第一

超级块是来描述整个文件系统信息的，可以说是一个全局的数据结构，可以把它理解成文件系统的心脏 比较简单的文件系统中（如ramfs和sysfs），超级块的初始化大致分三步：1、sget2、fill_super3、simple_set_mnt sget：/** *        sget        -        findor create a superblo

我们注册完字符、块驱动设备后，一般会用mknod去建立，应用层与驱动的管道。例如mtd的字符驱动，我们会用mknod  /dev/mtdchar1  c 30 0，创建/dev/mtdchar1来映射mtd第一个字符设备。由于代码没法红字，代码中有color:#ff6666 开头的行数，为重点分析的接下来我们用代码来分析，这个过程。第一个函数asmlinkage long

先看函数原型asmlinkage long sys_open(const char __user *filename, int flags, int mode)在fs/open.c。代码一：asmlinkage long sys_open(const char __user *filename, int flags, int mode){ long ret; if (force_o

ssize_t vfs_write(struct file *file, const char __user *buf, size_t count, loff_t *pos) //算比较上层的api函数{ ssize_t ret; if (!(file->f_mode & FMODE_WRITE)) return -EBADF; if (!file->f_op || (!file->

在linux初始化的时候，start_kernel中有vfs_caches_init这么一个函数调用，其中mnt_init这个函数里是初始化全局文件系统的，sysfs这个文件系统，这个文件系统是一些设备总线信息的；至于全局文件系统则是调用这个init_mount_tree();这个函数。我手上的代码中rootfs即为ramfs。      文件系统中有超级块(super block（代码中有时

了解过write之后，read就显得有点轻车熟路了。依旧是在ramfs这个文件系统中，这个比较简单明了一点。ssize_t vfs_read(struct file *file, char __user *buf, size_t count, loff_t *pos){ ssize_t ret; if (!(file->f_mode & FMODE_READ)) return

先转一张图，图出自chinaunix论坛，but具体找不到是哪个帖子。      写在最前面：linux每个进程都有4G虚拟内存空间，而虚拟内存可以这么理解，就相当于我用3公里的铁轨(物理内存)，让火车(程序当前需要的物理内存数)从北京跑到上海(虚拟内存)，  只要铁轨铺的够及时，火车始终能在铁轨上跑。       在应用层看到的内存地址全部都是虚拟地址。一：

文件系统的初始化过程，两个大的过程1、register_filesystem(structfile_system_type * fs)2、struct vfsmount *kern_mount(structfile_system_type *type)register_filesystem：先看源代码中的注释：/** *        register_file

关于文件系统，这确实是个大工程，前面对ramfs中的read，write之类的进行了，极为简略的分析，还是有点诚惶诚恐，觉得有必要再进行一次更为深入的分析。好了，那就从最原始的start_kernel开始。（手上代码为2.6.19mips内核）vfs_caches_init_early void __init vfs_caches_init_early(void) { dca

总所周知，jffs2是主要用到的是mtd驱动，用mtd驱动作为jffs2文件系统的工具。所以在mount jffs2之前，必须要挂载MTD驱动。MTD驱动最关键的其实是往mtd_table[]这张表里添加东西。platform_driver_register（&a) a.probe add_mtd_partitions add_mtd_dev