Shell 本身支持的命令并不多，功能也有限，但是 Shell可以调用其他的程序，每个程序就是一个命令，这使得 Shell命令的数量可以无限扩展，其结果就是 Shell 的功能非常强大，完全能够胜任 Linux的日常管理工作，如文本或字符串检索、文件的查找或创建、大规模软件的自动部署、更改系统设置、监控服务器性能、发送报警邮件、抓取网页内容、压缩文件等。

6.2.3 Shell的处理流程

Shell先分词，判断命令是否为内部命令，如果不是，则寻找可执行文件进行执行，重复这个流程：

Shell首先从命令行中找出特殊字符（元字符），在将元字符翻译成间隔符号。元字符将命令行划分成小块tokens。Shell中的元字符如下所示：SPACE , TAB , NEWLINE , & , ; , ( , ) ,< , > , |
程序块tokens被处理，检查看他们是否是shell中所引用到的关键字。
当程序块tokens被确定以后，shell根据aliases文件中的列表来检查命令的第一个单词。如果这个单词出现在aliases表中，执行替换操作并且处理过程回到第一步重新分割程序块tokens。
Shell对~符号进行替换。
Shell对所有前面带有$符号的变量进行替换。
Shell将命令行中的内嵌命令表达式替换成命令；他们一般都采用$(command)标记法。
Shell计算采用$(expression)标记的算术表达式。
Shell将命令字符串重新划分为新的块tokens。这次划分的依据是栏位分割符号，称为IFS。缺省的IFS变量包含有：SPACE , TAB 和换行符号。
Shell执行通配符* ? [ ]的替换。
Shell把注释删除，并且按照下面的顺序实行命令的检查：

内建的命令
shell函数（由用户自己定义的）
可执行的脚本文件（需要寻找文件和PATH路径）

在执行前的最后一步是初始化所有的输入输出重定向。
最后执行命令。

6.3 Hello的fork进程创建过程

首先Shell会检查hello程序是否一个内置命令。当发现不是内置命令时，则执行这个程序。父进程通过fork函数创建进程，子进程得到一份和父进程虚拟空间相同但是相互独立的副本——包括数据段、代码段、共享库、堆、用户栈等。子进程和父进程的差异在于两者的PID不同。

Fork函数是一个比较特殊的函数，它调用1次，返回2次，在父进程中fork返回子进程的PID，在子进程中fork返回0。

6.4 Hello的execve过程

execve函数加载并运行可执行目标文件Hello，且带列表argv和环境变量列表envp。该函数的作用是在当前进程的上下文中加载并运行一个新的程序。

execve函数正常运行不返回，只有当出现错误时，例如找不到Hello时，execve才会返回到调用程序。

在execve加载了Hello之后，它调用启动代码。启动代码设置栈，并将控制传递给新程序的主函数，该主函数有如下的原型：

int main(int argc , char **argv , char *envp);

结合虚拟内存和内存映射过程，可以更详细地说明exceve函数实际上是如何加载和执行程序Hello：

删除已存在的用户区域（自父进程独立）。
映射私有区：为Hello的代码、数据、.bss和栈区域创建新的区域结构，所有这些区域都是私有的、写时才复制的。
映射共享区：比如Hello程序与标准C库libc.so链接，这些对象都是动态链接到Hello的，然后再用户虚拟地址空间中的共享区域内。
设置PC：exceve做的最后一件事就是设置当前进程的上下文中的程序计数器，使之指向代码区域的入口点。

6.5 Hello的进程执行

（1）逻辑控制流

一系列程序计数器 PC 的值的序列叫做逻辑控制流。由于进程是轮流使用处理器的，同一个处理器每个进程执行它的流的一部分后被抢占，然后轮到其他进程。

（2）用户模式和内核模式

处理器使用一个寄存器提供两种模式的区分：用户模式和内核模式。

用户模式的进程不允许执行特殊指令，不允许直接引用地址空间中内核区的代码和数据。

内核模式进程可以执行指令集中的任何命令，并且可以访问系统中的任何内存位置。

（3）上下文

上下文就是内核重新启动一个被抢占的进程所需要恢复的原来的状态，由寄存器、程序计数器、用户栈、内核栈和内核数据结构等对象的值构成。

图33 进程的上下文切换

以上图为例，进程在执行到read指令时需要磁盘的读写，而磁盘的读写的时间是毫秒级的，如果不进行任何操作的话会浪费几十万个时钟周期，因此处理器会进行进程的上下文切换，将进程A的上下文保存起来，在磁盘读取的同时，转到进程B中去执行操作，当磁盘的读写完成的时候再转回到进程A中，恢复之前保存的上下文，继续之前未执行的操作。

（4）调度的过程

在进程执行的某些时刻，内核可以决定抢占当前进程，并重新开始一个先前被抢占了的进程，这种决策就叫做调度，是由内核中称为调度器的代码处理的。当内核选择一个新的进程运行，我们说内核调度了这个进程。在内核调度了一个新的进程运行了之后，它就抢占了当前进程，并使用上下文切换机制来将控制转移到新的进程。

（5）用户态与核心态转换

为了能让处理器安全运行，不至于损坏操作系统，必然需要先知应用程序可执行指令所能访问的地址空间范围。因此，就存在了用户态与核心态的划分，核心态拥有最高的访问权限，处理器以一个寄存器当做模式位来描述当前进程的特权。进程只有故障、中断或陷入系统调用时才会得到内核访问权限，其他情况下始终处于用户权限之中，保证了系统的安全性。

6.6 hello的异常与信号处理

6.6.1正常运行状态：

图34：Hello正常运行的状态

6.6.2异常的类型

类别	原因	异步/同步	返回行为
中断	来自I/O设备的信号	异步	总是返回到下一条指令
陷阱	有意的异常	同步	总是返回到下一条指令
故障	潜在可恢复的错误	同步	可能返回到当前指令
终止	不可恢复的错误	同步	不会返回

6.6.3异常的处理方式

图35 中断处理方式

图 36 陷阱处理方式

图 37 故障处理方式

图 38 终止处理方式

6.6.4 Hello程序的异常处理

（1）Ctrl+C

在程序运行的时候从键盘输入Ctrl+C，程序会受到SIGINT信号，从而进程会终止。

图39：进程被Ctrl+C终止

（2）中途乱按

在程序运行的时候乱按键盘，从键盘输入的字符会在屏幕上显示出来。在bash中乱按，bash会检查输入是否是内置命令或是可执行的程序，如果不是会显示这不是内置命令。

图40：中途乱按键盘

（3）Ctrl+Z

在程序运行的时候键入ctrl+Z，进程会收到SIGTSTP的信号，hello进程因此被挂起。可以使用ps命令来查看hello进程的PID。

ps能列出当前的所有进程，pstree能列出进程树，jobs能显示当前暂停的进程，fg使hello在前台继续进行，kill能给hello发送指定的信号。

图41：键入Ctrl+Z后使用ps和pstree操作

图42：hello进程挂起后执行jobs和fg命令

Kill命令可以给指定的进程发送信号

Kill -9 87682 能够将PID为87682的hello进程终止。

图43：kill命令发送信号

6.7本章小结

之前的章节我们了解到是程序，程序是静态的，而进程是执行的程序，进程是动态的。进程通过父进程使用fork函数获得了生命，使用execve函数实现了进程的加载。计算机中会有许多进程同时在运行，内核调度程序会进行进程的调度，实现系统效率的优化。在进程调度的过程中，会有用户模式和内核模式的切换，上下文的切换、保存。

同时我们介绍了四种异常类型，以及信号机制。不同的异常对应不同的处理机制。同理对于不同的信号，系统会有不同的处理程序。我们可以通过给进程发送信号的方式来对进程进行管理操作。

（第6章1分）

第7章 hello的存储管理

7.1 hello的存储器地址空间

逻辑地址

逻辑地址（Logical Address）是指由程序hello产生的与段相关的偏移地址部分（hello.o）。

线性地址

线性地址（Linear Address）是逻辑地址到物理地址变换之间的中间层。程序hello的代码会产生逻辑地址，或者说是（即hello程序）段中的偏移地址，它加上相应段的基地址就生成了一个线性地址。

虚拟地址

有时我们也把逻辑地址称为虚拟地址。因为与虚拟内存空间的概念类似，逻辑地址也是与实际物理内存容量无关的，是hello中的虚拟地址。

物理地址

物理地址（Physical Address）是指出现在CPU外部地址总线上的寻址物理内存的地址信号，是地址变换的最终结果地址。如果启用了分页机制，那么hello的线性地址会使用页目录和页表中的项变换成hello的物理地址；如果没有启用分页机制，那么hello的线性地址就直接成为物理地址了。

7.2 Intel逻辑地址到线性地址的变换-段式管理

一个逻辑地址由两部分组成，段标识符，段内偏移量。段标识符是一个16位长的字段组成，称为段选择符，其中前13位是一个索引号。后面三位包含一些硬件细节。
    索引号，可以通过段标识符的前13位，直接在段描述符表中找到一个具体的段描述符，这个描述符就描述了一个段。
    这里面，我们只用关心Base字段，它描述了一个段的开始位置的线性地址。
    全局的段描述符，放在“全局段描述符表(GDT)”中，一些局部的段描述符，放在“局部段描述符表(LDT)”中。
    GDT在内存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT则在ldtr寄存器中。
   给定一个完整的逻辑地址段选择符+段内偏移地址，
   看段选择符的T1=0还是1，知道当前要转换是GDT中的段，还是LDT中的段，再根据相应寄存器，得到其地址和大小。我们就有了一个数组了。
   拿出段选择符中前13位，可以在这个数组中，查找到对应的段描述符，这样，它了Base，即基地址就知道了。

把Base + offset，就是要转换的线性地址了

7.3 Hello的线性地址到物理地址的变换-页式管理

页式管理是一种内存空间存储管理的技术，页式管理分为静态页式管理和动态页式管理。将各进程的虚拟空间划分成若干个长度相等的页(page)，页式管理把内存空间按页的大小划分成片或者页面（page frame），然后把页式虚拟地址与内存地址建立一一对应页表，并用相应的硬件地址变换机构，来解决离散地址变换问题。页式管理采用请求调页或预调页技术实现了内外存存储器的统一管理。

图 44 页式管理流程图

优点：

由于它不要求作业或进程的程序段和数据在内存中连续存放，从而有效地解决了碎片问题。
动态页式管理提供了内存和外存统一管理的虚存实现方式，使用户可以利用的存储空间大大增加。这既提高了主存的利用率，又有利于组织多道程序执行。

缺点：

要求有相应的硬件支持。例如地址变换机构，缺页中断的产生和选择淘汰页面等都要求有相应的硬件支持。这增加了机器成本。
增加了系统开销，例如缺页中断处理机，
请求调页的算法如选择不当，有可能产生抖动现象。
虽然消除了碎片，但每个作业或进程的最后一页内总有一部分空间得不到利用果页面较大，则这一部分的损失仍然较大。

7.4 TLB与四级页表支持下的VA到PA的变换

每次CPU产生一个虚拟地址，MMU（内存管理单元）就必须查阅一个PTE（页表条目），以便将虚拟地址翻译为物理地址。在最糟糕的情况下，这会从内存多取一次数据，代价是几十到几百个周期。如果PTE碰巧缓存在L1中，那么开销就会下降1或2个周期。然而，许多系统都试图消除即使是这样的开销，它们在MMU中包括了一个关于PTE的小的缓存，称为翻译后备缓存器（TLB）。

多级页表：

将虚拟地址的VPN划分为相等大小的不同的部分，每个部分用于寻找由上一级确定的页表基址对应的页表条目。

图 45 使用k级页表进行翻译

解析VA，利用前m位vpn1寻找一级页表位置，接着一次重复k次，在第k级页表获得了页表条目，将PPN与VPO组合获得PA

7.5 三级Cache支持下的物理内存访问

CPU发送一条虚拟地址，随后MMU按照上述操作获得了物理地址PA。根据cache大小组数的要求，将PA分为CT（标记位）CS(组号)，CO（偏移量）。根据CS寻找到正确的组，比较每一个cacheline是否标记位有效以及CT是否相等。如果命中就直接返回想要的数据，如果不命中，就依次去L2,L3,主存判断是否命中，当命中时，将数据传给CPU同时更新各级cache的cacheline（如果cache已满则要采用换入换出策略）。

图46 3级Cache

7.6 hello进程fork时的内存映射

当fork函数被当前进程调用时，内核为新进程创建各种数据结构，并分配给它一个唯一的PID，同时为这个新进程创建虚拟内存。

它创建了当前进程的mm_struct、区域结构和页表的原样副本。它将两个进程中的每个页面都标记位只读，并将两个进程中的每个区域结构都标记为私有的写时复制。

当fork在新进程中返回时，新进程现在的虚拟内存刚好和调用fork时存在的虚拟内存相同。当这两个进程中的任一个后来进行写操作时，写时复制机制就会创建新页面。因此，也就为每个进程保持了私有空间地址的抽象概念。

7.7 hello进程execve时的内存映射

1）在bash中的进程中执行了如下的execve调用：execve("hello",NULL,NULL)；

2）execve函数在当前进程中加载并运行包含在可执行文件hello中的程序，用hello替代了当前bash中的程序。

下面是加载并运行hello的几个步骤：

3）删除已存在的用户区域。

4）映射私有区域

5）映射共享区域

6）设置程序计数器（PC）

exceve做的最后一件事是设置当前进程的上下文中的程序计数器，是指指向代码区域的入口点。而下一次调度这个进程时，他将从这个入口点开始执行。Linux将根据需要换入代码和数据页面。

7.8 缺页故障与缺页中断处理

页面命中完全是由硬件完成的，而处理缺页是由硬件和操作系统内核协作完成的：

图 47 缺页中断处理

整体的处理流程：

处理器生成一个虚拟地址，并将它传送给MMU
MMU生成PTE地址，并从高速缓存/主存请求得到它
高速缓存/主存向MMU返回PTE
PTE中的有效位是0，所以MMU出发了一次异常，传递CPU中的控制到操作系统内核中的缺页异常处理程序。
缺页处理程序确认出物理内存中的牺牲页，如果这个页已经被修改了，则把它换到磁盘。
缺页处理程序页面调入新的页面，并更新内存中的PTE
缺页处理程序返回到原来的进程，再次执行导致缺页的命令。CPU将引起缺页的虚拟地址重新发送给MMU。因为虚拟页面已经换存在物理内存中，所以就会命中。

7.9动态存储分配管理

动态储存分配管理使用动态内存分配器来进行。动态内存分配器维护着一个进程的虚拟内存区域，称为堆。分配器将堆视为一组不同大小的块的集合来维护。每个块就是一个连续的虚拟内存片，要么是已分配的，要么是空闲的。已分配的块显式地保留为供应用程序使用。空闲块可以用来分配。空闲块保持空闲，直到它显式地被应用所分配。一个已分配的块保持已分配的状态，直到它被释放，这种释放要么是应用程序显式执行的，要么是内存分配器自身隐式执行的。动态内存分配主要有两种基本方法与策略：

带边界标签的隐式空闲链表分配器管理

带边界标记的隐式空闲链表的每个块是由一个字的头部、有效载荷、可能的额外填充以及一个字的尾部组成的。

隐式空闲链表：在隐式空闲链表中，因为空闲块是通过头部中的大小字段隐含地连接着的。分配器可以通过遍历堆中所有的块，从而间接地遍历整个空闲块的集合。其中，一个设置了已分配的位而大小为零的终止头部将作为特殊标记的结束块。

当一个应用请求一个k字节的块时，分配器搜索空闲链表，查找一个足够大的可以放置所请求块的空闲块。分配器有三种放置策略：首次适配、下一次适配合最佳适配。分配完后可以分割空闲块减少内部碎片。同时分配器在面对释放一个已分配块时，可以合并空闲块，其中便利用隐式空闲链表的边界标记来进行合并。

显示空间链表管理

显式空闲链表是将空闲块组织为某种形式的显式数据结构。因为根据定义，程序不需要一个空闲块的主体，所以实现这个数据结构的指针可以存放在这些空闲块的主体里面。如，堆可以组织成一个双向链表，在每个空闲块中，都包含一个前驱与一个后继指针。

显式空闲链表：在显式空闲链表中。可以采用后进先出的顺序维护链表，将最新释放的块放置在链表的开始处，也可以采用按照地址顺序来维护链表，其中链表中每个块的地址都小于它的后继地址，在这种情况下，释放一个块需要线性时间的搜索来定位合适的前驱。

7.10本章小结

本章主要介绍了 hello 的存储器地址空间、 intel 的段式管理、 hello 的页式管理，在指定环境下介绍了 VA 到 PA 的变换、物理内存访问，还介绍 hello 进程 fork 时的内存映射、 execve 时的内存映射、缺页故障与缺页中断处理、动态存储分配管理。

（第7章 2分）

第8章 hello的IO管理

8.1 Linux的IO设备管理方法

设备的模型化：文件

文件（所有的I/O设备都被模型化为文件，甚至内核也被映射为文件）

设备管理：unix io接口

这种将设备优雅地映射为文件的方式，允许Linux内核引出一个简单、低级的应用接口，称为Unix I/O。

我们可以对文件的操作有：打开关闭操作open和close；读写操作read和write；改变当前文件位置lseek等

8.2 简述Unix IO接口及其函数

Unix IO接口：

打开文件：内核返回一个非负整数的文件描述符，通过对此文件描述符对文件进行所有操作。

Linux shell创建的每个进程开始时都有三个打开的文件：标准输入（文件描述符0）、标准输出（描述符为1），标准出错（描述符为2）。头文件<unistd.h>定义了常量STDIN_FILENO、STDOUT_FILENO、STDERR_FILENO，他们可用来代替显式的描述符值。

改变当前的文件位置，文件开始位置为文件偏移量，应用程序通过seek操作，可设置文件的当前位置为k。

读写文件，读操作：从文件复制n个字节到内存，从当前文件位置k开始，然后将k增加到k+n；写操作：从内存复制n个字节到文件，当前文件位置为k，然后更新k

关闭文件：当应用完成对文件的访问后，通知内核关闭这个文件。内核会释放文件打开时创建的数据结构，将描述符恢复到描述符池中

Unix IO函数：

1. open（）函数

功能描述：用于打开或创建文件，在打开或创建文件时可以指定文件的属性及用户的权限等各种参数。

函数原型:int open(const char *pathname,int flags,int perms)

参数：pathname:被打开的文件名（可包括路径名如"dev/ttyS0"）flags:文件打开方式,

返回值：成功：返回文件描述符；失败：返回-1

2. close（）函数

功能描述：用于关闭一个被打开的的文件

所需头文件： #include <unistd.h>

函数原型:int close(int fd)

参数：fd文件描述符

函数返回值：0成功，-1出错

3. read（）函数

功能描述：从文件读取数据。

所需头文件： #include <unistd.h>

函数原型：ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);

参数：fd：将要读取数据的文件描述词。buf：指缓冲区，即读取的数据会被放到这个缓冲区中去。count：表示调用一次read操作，应该读多少数量的字符。

返回值：返回所读取的字节数；0（读到EOF）；-1（出错）。

4. write（）函数

功能描述：向文件写入数据。

所需头文件： #include <unistd.h>

函数原型：ssize_t write(int fd, void *buf, size_t count);

返回值：写入文件的字节数（成功）；-1（出错）

5. lseek（）函数

功能描述：用于在指定的文件描述符中将将文件指针定位到相应位置。

所需头文件：#include <unistd.h>，#include <sys/types.h>

函数原型：off_t lseek(int fd, off_t offset,int whence);

参数：fd;文件描述符。offset:偏移量，每一个读写操作所需要移动的距离，单位是字节，可正可负（向前移，向后移）

返回值：成功：返回当前位移；失败：返回-1

8.3 printf的实现分析

printf函数：

int printf(const char *fmt, ...)

{

int i;

va_list arg = (va_list)((char *)(&fmt) + 4);

i = vsprintf(buf, fmt, arg);

write(buf, i);

return i;

}

所引用的vsprintf函数

int vsprintf(char *buf, const char *fmt, va_list args)

{

char *p;

chartmp[256];

va_listp_next_arg = args;

for (p = buf; *fmt; fmt++)

{

if (*fmt != '%')

{

*p++ = *fmt;

continue;

}

fmt++;

switch (*fmt)

{

case 'x':

itoa(tmp, *((int *)p_next_arg));

strcpy(p, tmp);

p_next_arg += 4;

p += strlen(tmp);

break;

case 's':

break;

default:

break;

}

return (p - buf);

}

vsprintf函数将所有的参数内容格式化之后存入buf，然后返回格式化数组的长度。write函数将buf中的i个元素写到终端。从vsprintf生成显示信息，到write系统函数，到陷阱-系统调用 int 0x80或syscall.字符显示驱动子程序：从ASCII到字模库到显示vram（存储每一个点的RGB颜色信息）。显示芯片按照刷新频率逐行读取vram，并通过信号线向液晶显示器传输每一个点（RGB分量）。

8.4 getchar的实现分析

getchar有一个int型的返回值。当程序调用getchar时，程序就等着用户按键，用户输入的字符被存放在键盘缓冲区中直到用户按回车为止(回车字符也放在缓冲区中)。

当用户键入回车之后，getchar才开始从stdio流中每次读入一个字符。getchar函数的返回值是用户输入的第一个字符的ascii码,如出错返回-1,且将用户输入的字符回显到屏幕。如用户在按回车之前输入了不止一个字符,其他字符会保留在键盘缓存区中,等待后续getchar调用读取。也就是说,后续的getchar调用不会等待用户按键,而直接读取缓冲区中的字符,直到缓冲区中的字符读完为后,才等待用户按键。

异步异常-键盘中断的处理：键盘中断处理子程序。接受按键扫描码转成ascii码，保存到系统的键盘缓冲区。

getchar等调用read系统函数，通过系统调用读取按键ascii码，直到接受到回车键才返回。

8.5本章小结

本章介绍了 Linux 的 I/O 设备的基本概念和管理方法，以及Unix I/O 接口及其函数。最后分析了printf 函数和 getchar 函数的工作过程。

（第8章1分）

结论

我们最早接触的hello程序从高级语言C程序到可见的执行结果经历的步骤远比我们想象中的要复杂。对hello一生的漫游，就是对计算机系统的一次漫游。

hello.c经过预处理，拓展得到hello.i文本文件
hello.i经过编译，得到汇编代码hello.s汇编文件
hello.s经过汇编，得到二进制可重定位目标文件hello.o
hello.o经过链接，生成了可执行文件hello
bash进程调用fork函数，生成子进程；并由execve函数加载运行当前进程的上下文中加载并运行新程序hello
hello的变化过程中，会有各种地址，但最终我们真正期待的是PA物理地址。
hello再运行时会调用一些函数，比如printf函数，这些函数与linux I/O的设备模拟化密切相关
hello最终被shell父进程回收，内核会收回为其创建的所有信息

通过本学期对计算机系统的学习和实验的实践，我对计算机系统中一些底层的实现有了更加清晰的认识，比如数据的表示、程序的机器织表示、流水线的原理、编译原理、链接、信号处理等。CSAPP一书深入浅出，在阅读过程中，自己的思维得到了提升。

在今后计算机的学习中，动手实践和理论学习中应当相互促进，一起精进。

（结论0分，缺失 -1分，根据内容酌情加分）

附件

文件的作用	文件名
源文件	hello.c
预处理后的文件	hello.i
编译之后的汇编文件	hello.s
汇编之后的可重定位目标文件	hello.o
链接之后的可执行目标文件	hello
hello.o 的 ELF 格式	hello_o_elf.txt
hello.o 的反汇编代码	hello_o_asm
hello的ELF 格式	hello_elf
hello 的反汇编代码	hello_asm

列出所有的中间产物的文件名，并予以说明起作用。

（附件0分，缺失 -1分）

参考文献

为完成本次大作业你翻阅的书籍与网站等

[1] 深入理解计算机系统 Randal E. Bryant David R. O’Hallaron

[2] CSDN博客 Ubuntu系统预处理、汇编、链接指令

[3] CSDN博客 ELF可重定位目标文件格式

[4] 博客园 shell命令执行过程

[5] 博客园 [转]printf 函数实现的深入剖析

（参考文献0分，缺失 -1分）

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6.3 Hello的fork进程创建过程

6.4 Hello的execve过程

6.5 Hello的进程执行

6.6 hello的异常与信号处理

6.7本章小结

第7章 hello的存储管理

7.1 hello的存储器地址空间

7.2 Intel逻辑地址到线性地址的变换-段式管理

7.3 Hello的线性地址到物理地址的变换-页式管理

7.4 TLB与四级页表支持下的VA到PA的变换

7.5 三级Cache支持下的物理内存访问

7.6 hello进程fork时的内存映射

7.7 hello进程execve时的内存映射

7.8 缺页故障与缺页中断处理

7.9动态存储分配管理

7.10本章小结

第8章 hello的IO管理

8.1 Linux的IO设备管理方法

8.2 简述Unix IO接口及其函数

8.3 printf的实现分析

8.4 getchar的实现分析

8.5本章小结

结论

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