守护进程没有控制终端通常源于它们由系统初始化脚本启动，然而守护进程也可能从某个终端由用户在shell提示符下键入命令行启动，这样的守护进程必须亲自脱离于控制终端的关联，从而避免与作业的控制、终端会话管理、终端产生信号等发生任何不期望的交互，也可以避免在后台运行的守护进程非预期地输出到终端。b.进程调用完此函数，会成为新会话的会话首进程（session leader)，该进程会成为一个新进程组的头部

一、前言进程切换是一个复杂的过程，本文不准备详细描述整个进程切换的方方面面，而是关注进程切换中一个小小的知识点：TLB的处理。为了能够讲清楚这个问题，我们在第二章描述在单CPU场景下一些和TLB相关的细节，第三章推进到多核场景，至此，理论部分结束。在第二章和第三章，我们从基本的逻辑角度出发，并不拘泥于特定的CPU和特定的OS，这里需要大家对基本的TLB的组织原理有所了解，具体可以参考本站的《TLB

实践中，约定做法是在使用wait_event时使用wake_up，而使用wait_event_interruptible时使用wake_up_interruptible。前面介绍的是确定时间的延迟执行，但在写驱动的过程中经常遇到这种情况：用户空间程序调用read函数从设备读数据，但设备中当前没有产生数据。与前面几种延迟方法不同，内核定时器并不会阻塞当前进程，启动一个内核定时器只是声明了要在未来的某

因此开发者们不停的缩小大内核锁的管制范围，他们首先把管住内核态入口的大内核锁去掉，但这样还不够，因为这样虽然能让多个处理器上的程序进入内核态，但有些资源上的使用还是非常麻烦，比如说 A 和 B 是两个完全不相关的资源，而且他们都被大内核锁锁住，那么只要有个进程因使用 A 资源而得到大内核锁，其他处理器上的进程就无法同时得到 B 资源（因为使用 B 资源也需要获得大内核锁，而大内核锁已经被使用 A

也就是说块组其实分为两种，一种是有超级块的，比较复杂的块组（如图3下面淡棕色所示），另外一种是没有超级块的，比较简单的块组（如图3上面淡绿色所示）。回到文章开头的内容，由于inode位图的大小是一定的，因此也就说明了inode的数量是一定的。由于inode结构的大小根据格式化文件系统的属性而有差异，因此该表占用的磁盘空间不定，大概若干个逻辑块的大小。块组是Ext2文件系统的管理单元，块组中又包含若

因为要为不同类型的文件系统定义统一的接口层，所以 VFS 定义了一系列的规范，真实的文件系统必现按照 VFS 的规范来编写程序。是 VFS 中最为重要的一个结构，用于描述一个文件的meta（元）信息，其包含的是诸如文件的大小、拥有者、创建时间、磁盘位置等和文件相关的信息，所有文件都有一个对应的。Linux为了支持不同的文件系统而创造了虚拟文件系统，虚拟文件系统更像一个规范(或者说接口)，真实的文件

数组分为 4 个部分：前 7 个元素直接指向保存数据的数据块编号，也就是数据会直接存储在这些数据块上，而第 8 个元素是一级间接指向，第 9 个元素是二级间接指向，第 10 个元素是三级间接指向。而文件中保存的是属于当前文件的数据块编号，所以当读写文件时，只需要找到文件对应的数据块进行读写即可。前面说过，内核是以数据块的形式来对硬盘进行读写的，但是这对人类来说是非常不直观的，因为我们不可能记住每一

很简单，0x加很大的数字一般就是内存地址（使用pmap类似的工具可以看具体他们指向了什么内容），如果是很小的数字的话，很可能就是一些索引号（例如打开的文件描述符，就像/proc/PID/fd的内容一样）。需要注意的是系统调用号在不同的系统上可能是不一致的，所以你必须从一个合适的.h文件中去查看它具体指向了哪个调用。总之，这个叫“new-fstat-at”的系统调用的作用就是让你可以像 stat 系

sched_find_first_bit是一个标准函数，可以找到active.bitmap中第一个置位的比特位，这意味着高的实时优先级（对应于较低的内核优先级值），因此在较低的实时优先级之前处理。具有相同优先级的所有实时进程都保存在一个链表中，表头为active.queue[prio]，而active.bitmap位图中的每个比特位对应于一个链表，凡包含了进程的链表，对应的比特位则置位。实时进程的

确定当前是否是NUMA还是UMA，然后根据node去调用__alloc_pages_node。那我们就分析alloc_pages的具体实现。（版权归原文作者所有，侵权留言联系删除）原文作者：DragonKingZhu。总结如下就是快车道的页分配。