谁能给我一个Linux系统中du命令的详细分析？（包括源代码的分析）

Linux du命令也是查看使用空间的，但是与df命令不同的是Linux du命令是对文件和目录磁盘使用的空间的查看，还是和df命令有一些区别的，这里介绍Linux du命令。

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du：查询档案或目录的磁盘使用空间

a：显示全部目录和其次目录下的每个档案所占的磁盘空间

b：大小用bytes来表示 (默认值为k bytes)

c：最后再加上总计 (默认值)

s：只显示各档案大小的总合

x：只计算同属同一个档案系统的档案

L：计算所有的档案大小

常用命令：du –a

操作详解

引用

指令 du 能以指定的目录下的子目录为单位，显示每个目录内所有档案所占用的磁盘空间大小。例如：

# du -h /etc

104K /etc/defaults

6.0K /etc/X11

8.0K /etc/bluetooth

4.0K /etc/gnats

52K /etc/isdn

388K /etc/mail

68K /etc/mtree

2.0K /etc/ntp

38K /etc/pam.d

44K /etc/periodic/daily

6.0K /etc/periodic/monthly

42K /etc/periodic/security

16K /etc/periodic/weekly

110K /etc/periodic

6.0K /etc/ppp

318K /etc/rc.d

2.0K /etc/skel

130K /etc/ssh

10K /etc/ssl

1.7M /etc

我们目样使用 -h 参数来显示 human-readable 的格式。在应用时，我们可以使用 du 这个指令来查看哪个目录占用最多的空间。不过，du 的输出结果通常很长，我们可以加上 -s 参数来省略指定目录下的子目录，而只显示该目录的总合即可：

# du -sh /etc

1.7M /etc

在查看目录的使用情形时，我们可以将输出结果导到 sort 指令进行排序，以了解哪个档案用了最多的空间：

# du /etc | sort -nr | more

1746 /etc

388 /etc/mail

318 /etc/rc.d

130 /etc/ssh

110 /etc/periodic

104 /etc/defaults

68 /etc/mtree

52 /etc/isdn

44 /etc/periodic/daily

42 /etc/periodic/security

38 /etc/pam.d

16 /etc/periodic/weekly

10 /etc/ssl

8 /etc/bluetooth

6 /etc/ppp

6 /etc/periodic/monthly

6 /etc/X11

4 /etc/gnats

2 /etc/skel

2 /etc/ntp

sort 的参数 -nr 表示要以数字排序法进行反向排序，因为我们要对目录大小做排序，所以不可以使用 human-readable 的大小输出，不然目录大小中会有 K、M 等字样，会造成排序不正确。

现在明了了Linux du命令和Linux df命令的不同之处了吗

linux源码分析

linux的tcp-ip栈代码的详细分析

1.数据结构(msghdr,sk_buff,socket,sock,proto_ops,proto)

bsd套接字层,操作的对象是socket,数据存放在msghdr这样的数据结构：

创建socket需要传递family,type,protocol三个参数，创建socket其实就是创建一个socket实例，然后创建一个文件描述符结构，并且互相建立一些关联，即建立互相连接的指针，并且初始化这些对文件的写读操作映射到socket的read，write函数上来。

同时初始化socket的操作函数(proto_ops结构),如果传入的type参数是STREAM类型，那么就初始化为SOCKET-ops为inet_stream_ops，如果是DGRAM类型，则SOCKET-ops为inet_dgram_ops。对于inet_stream_ops其实是一个结构体，包含了stream类型的socket操作的一些入口函数，在这些函数里主要做的是对socket进行相关的操作，同时通过调用下面提到的sock中的相关操作完成socket到sock层的传递。比如在inet_stream_ops里有个inet_release的操作，这个操作除了释放socket的类型空间操作外，还通过调用socket连接的sock的close操作，对于stream类型来说，即tcp_close来关闭sock

释放sock。

创建socket同时还创建sock数据空间，初始化sock,初始化过程主要做的事情是初始化三个队列，receive_queue(接收到的数据包sk_buff链表队列),send_queue(需要发送数据包的sk_buff链表队列),backlog_queue(主要用于tcp中三次握手成功的那些数据包,自己猜的),根据family、type参数，初始化sock的操作，比如对于family为inet类型的，type为stream类型的，sock-proto初始化为tcp_prot.其中包括stream类型的协议sock操作对应的入口函数。

在一端对socket进行write的过程中，首先会把要write的字符串缓冲区整理成msghdr的数据结构形式(参见linux内核2.4版源代码分析大全),然后调用sock_sendmsg把msghdr的数据传送至inet层，对于msghdr结构中数据区中的每个数据包，创建sk_buff结构，填充数据，挂至发送队列。一层层往下层协议传递。一下每层协议不再对数据进行拷贝。而是对sk_buff结构进行操作。

Linux 之mutex 源码分析

mutex相关的函数并不是linux kernel实现的，而是glibc实现的，源码位于nptl目录下。

首先说数据结构：

typedef union

{

struct

{

int __lock;

unsigned int __count;

int __owner;

unsigned int __nusers;

/* KIND must stay at this position in the structure to maintain

binary compatibility.  */

int __kind;

int __spins;

} __data;

char __size[__SIZEOF_PTHREAD_MUTEX_T];

long int __align;

} pthread_mutex_t;

int __lock;  资源竞争引用计数

int __kind; 锁类型，init 函数中mutexattr 参数传递，该参数可以为NULL，一般为 PTHREAD_MUTEX_NORMAL

结构体其他元素暂时不了解，以后更新。

/*nptl/pthread_mutex_init.c*/

int

__pthread_mutex_init (mutex, mutexattr)

pthread_mutex_t *mutex;

const pthread_mutexattr_t *mutexattr;

{

const struct pthread_mutexattr *imutexattr;

assert (sizeof (pthread_mutex_t) = __SIZEOF_PTHREAD_MUTEX_T);

imutexattr = (const struct pthread_mutexattr *) mutexattr ?: default_attr;

/* Clear the whole variable.  */

memset (mutex, '\0', __SIZEOF_PTHREAD_MUTEX_T);

/* Copy the values from the attribute.  */

mutex-__data.__kind = imutexattr-mutexkind ~0x80000000;

/* Default values: mutex not used yet.  */

// mutex-__count = 0;        already done by memset

// mutex-__owner = 0;        already done by memset

// mutex-__nusers = 0;        already done by memset

// mutex-__spins = 0;        already done by memset

return 0;

}

init函数就比较简单了，将mutex结构体清零，设置结构体中__kind属性。

/*nptl/pthread_mutex_lock.c*/

int

__pthread_mutex_lock (mutex)

pthread_mutex_t *mutex;

{

assert (sizeof (mutex-__size) = sizeof (mutex-__data));

pid_t id = THREAD_GETMEM (THREAD_SELF, tid);

switch (__builtin_expect (mutex-__data.__kind, PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP))

{

…

default:

/* Correct code cannot set any other type.  */

case PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP:

simple:

/* Normal mutex.  */

LLL_MUTEX_LOCK (mutex-__data.__lock);

break;

…

}

/* Record the ownership.  */

assert (mutex-__data.__owner == 0);

mutex-__data.__owner = id;

#ifndef NO_INCR

++mutex-__data.__nusers;

#endif

return 0;

}

该函数主要是调用LLL_MUTEX_LOCK， 省略部分为根据mutex结构体__kind属性不同值做些处理。

宏定义函数LLL_MUTEX_LOCK最终调用，将结构体mutex的__lock属性作为参数传递进来

#define __lll_mutex_lock(futex)                                                \

((void) ({                                                                \

int *__futex = (futex);                                                \

if (atomic_compare_and_exchange_bool_acq (__futex, 1, 0) != 0)        \

__lll_lock_wait (__futex);                                        \

}))

atomic_compare_and_exchange_bool_acq (__futex, 1, 0)宏定义为：

#define atomic_compare_and_exchange_bool_acq(mem, newval, oldval) \

({ __typeof (mem) __gmemp = (mem);                                      \

__typeof (*mem) __gnewval = (newval);                              \

\

*__gmemp == (oldval) ? (*__gmemp = __gnewval, 0) : 1; })

这个宏实现的功能是：

如果mem的值等于oldval，则把newval赋值给mem，放回0，否则不做任何处理，返回1.

由此可以看出，当mutex锁限制的资源没有竞争时，__lock 属性被置为1，并返回0，不会调用__lll_lock_wait (__futex); 当存在竞争时，再次调用lock函数，该宏不做任何处理，返回1，调用__lll_lock_wait (__futex);

void

__lll_lock_wait (int *futex)

{

do

{

int oldval = atomic_compare_and_exchange_val_acq (futex, 2, 1);

if (oldval != 0)

lll_futex_wait (futex, 2);

}

while (atomic_compare_and_exchange_bool_acq (futex, 2, 0) != 0);

}

atomic_compare_and_exchange_val_acq (futex, 2, 1); 宏定义：

/* The only basic operation needed is compare and exchange.  */

#define atomic_compare_and_exchange_val_acq(mem, newval, oldval) \

({ __typeof (mem) __gmemp = (mem);                                      \

__typeof (*mem) __gret = *__gmemp;                                      \

__typeof (*mem) __gnewval = (newval);                              \

\

if (__gret == (oldval))                                              \

*__gmemp = __gnewval;                                              \

__gret; })

这个宏实现的功能是，当mem等于oldval时，将mem置为newval，始终返回mem原始值。

此时，futex等于1，futex将被置为2，并且返回1. 进而调用

lll_futex_wait (futex, 2);

#define lll_futex_timed_wait(ftx, val, timespec)                        \

({                                                                        \

DO_INLINE_SYSCALL(futex, 4, (long) (ftx), FUTEX_WAIT, (int) (val),        \

(long) (timespec));                                \

_r10 == -1 ? -_retval : _retval;                                        \

})

该宏对于不同的平台架构会用不同的实现，采用汇编语言实现系统调用。不过确定的是调用了Linux kernel的futex系统调用。

futex在linux kernel的实现位于：kernel/futex.c

SYSCALL_DEFINE6(futex, u32 __user *, uaddr, int, op, u32, val,

struct timespec __user *, utime, u32 __user *, uaddr2,

u32, val3)

{

struct timespec ts;

ktime_t t, *tp = NULL;

u32 val2 = 0;

int cmd = op FUTEX_CMD_MASK;

if (utime (cmd == FUTEX_WAIT || cmd == FUTEX_LOCK_PI ||

cmd == FUTEX_WAIT_BITSET ||

cmd == FUTEX_WAIT_REQUEUE_PI)) {

if (copy_from_user(ts, utime, sizeof(ts)) != 0)

return -EFAULT;

if (!timespec_valid(ts))

return -EINVAL;

t = timespec_to_ktime(ts);

if (cmd == FUTEX_WAIT)

t = ktime_add_safe(ktime_get(), t);

tp = t;

}

/*

* requeue parameter in 'utime' if cmd == FUTEX_*_REQUEUE_*.

* number of waiters to wake in 'utime' if cmd == FUTEX_WAKE_OP.

*/

if (cmd == FUTEX_REQUEUE || cmd == FUTEX_CMP_REQUEUE ||

cmd == FUTEX_CMP_REQUEUE_PI || cmd == FUTEX_WAKE_OP)

val2 = (u32) (unsigned long) utime;

return do_futex(uaddr, op, val, tp, uaddr2, val2, val3);

}

futex具有六个形参，pthread_mutex_lock最终只关注了前四个。futex函数对参数进行判断和转化之后，直接调用do_futex。

long do_futex(u32 __user *uaddr, int op, u32 val, ktime_t *timeout,

u32 __user *uaddr2, u32 val2, u32 val3)

{

int clockrt, ret = -ENOSYS;

int cmd = op FUTEX_CMD_MASK;

int fshared = 0;

if (!(op FUTEX_PRIVATE_FLAG))

fshared = 1;

clockrt = op FUTEX_CLOCK_REALTIME;

if (clockrt cmd != FUTEX_WAIT_BITSET cmd != FUTEX_WAIT_REQUEUE_PI)

return -ENOSYS;

switch (cmd) {

case FUTEX_WAIT:

val3 = FUTEX_BITSET_MATCH_ANY;

case FUTEX_WAIT_BITSET:

ret = futex_wait(uaddr, fshared, val, timeout, val3, clockrt);

break;

…

default:

ret = -ENOSYS;

}

return ret;

}

省略部分为对其他cmd的处理，pthread_mutex_lock函数最终传入的cmd参数为FUTEX_WAIT，所以在此只关注此分之，分析futex_wait函数的实现。

static int futex_wait(u32 __user *uaddr, int fshared,

u32 val, ktime_t *abs_time, u32 bitset, int clockrt)

{

struct hrtimer_sleeper timeout, *to = NULL;

struct restart_block *restart;

struct futex_hash_bucket *hb;

struct futex_q q;

int ret;

… … //delete parameters check and convertion

retry:

/* Prepare to wait on uaddr. */

ret = futex_wait_setup(uaddr, val, fshared, q, hb);

if (ret)

goto out;

/* queue_me and wait for wakeup, timeout, or a signal. */

futex_wait_queue_me(hb, q, to);

… … //other handlers

return ret;

}

futex_wait_setup 将线程放进休眠队列中，

futex_wait_queue_me(hb, q, to);将本线程休眠，等待唤醒。

唤醒后，__lll_lock_wait函数中的while (atomic_compare_and_exchange_bool_acq (futex, 2, 0) != 0); 语句将被执行，由于此时futex在pthread_mutex_unlock中置为0，所以atomic_compare_and_exchange_bool_acq (futex, 2, 0)语句将futex置为2，返回0. 退出循环，访问用户控件的临界资源。

/*nptl/pthread_mutex_unlock.c*/

int

internal_function attribute_hidden

__pthread_mutex_unlock_usercnt (mutex, decr)

pthread_mutex_t *mutex;

int decr;

{

switch (__builtin_expect (mutex-__data.__kind, PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP))

{

… …

default:

/* Correct code cannot set any other type.  */

case PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP:

case PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP:

/* Normal mutex.  Nothing special to do.  */

break;

}

/* Always reset the owner field.  */

mutex-__data.__owner = 0;

if (decr)

/* One less user.  */

--mutex-__data.__nusers;

/* Unlock.  */

lll_mutex_unlock (mutex-__data.__lock);

return 0;

}

省略部分是针对不同的__kind属性值做的一些处理，最终调用 lll_mutex_unlock。

该宏函数最终的定义为：

#define __lll_mutex_unlock(futex)                        \

((void) ({                                                \

int *__futex = (futex);                                \

int __val = atomic_exchange_rel (__futex, 0);        \

\

if (__builtin_expect (__val 1, 0))                \

lll_futex_wake (__futex, 1);                        \

}))

atomic_exchange_rel (__futex, 0);宏为：

#define atomic_exchange_rel(mem, value) \

(__sync_synchronize (), __sync_lock_test_and_set (mem, value))

实现功能为：将mem设置为value，返回原始mem值。

__builtin_expect (__val 1, 0) 是编译器优化语句，告诉编译器期望值，也就是大多数情况下__val 1 ？是0，其逻辑判断依然为if(__val 1)为真的话执行 lll_futex_wake。

现在分析，在资源没有被竞争的情况下，__futex 为1，那么返回值__val则为1，那么 lll_futex_wake (__futex, 1);        不会被执行，不产生系统调用。 当资源产生竞争的情况时，根据对pthread_mutex_lock 函数的分析，__futex为2， __val则为2，执行 lll_futex_wake (__futex, 1); 从而唤醒等在临界资源的线程。

lll_futex_wake (__futex, 1); 最终会调动同一个系统调用，即futex, 只是传递的cmd参数为FUTEX_WAKE。

在linux kernel的futex实现中，调用

static int futex_wake(u32 __user *uaddr, int fshared, int nr_wake, u32 bitset)

{

struct futex_hash_bucket *hb;

struct futex_q *this, *next;

struct plist_head *head;

union futex_key key = FUTEX_KEY_INIT;

int ret;

if (!bitset)

return -EINVAL;

ret = get_futex_key(uaddr, fshared, key);

if (unlikely(ret != 0))

goto out;

hb = hash_futex(key);

spin_lock(hb-lock);

head = hb-chain;

plist_for_each_entry_safe(this, next, head, list) {

if (match_futex (this-key, key)) {

if (this-pi_state || this-rt_waiter) {

ret = -EINVAL;

break;

}

/* Check if one of the bits is set in both bitsets */

if (!(this-bitset bitset))

continue;

wake_futex(this);

if (++ret = nr_wake)

break;

}

}

spin_unlock(hb-lock);

put_futex_key(fshared, key);

out:

return ret;

}

该函数遍历在该mutex上休眠的所有线程，调用wake_futex进行唤醒，

static void wake_futex(struct futex_q *q)

{

struct task_struct *p = q-task;

/*

* We set q-lock_ptr = NULL _before_ we wake up the task. If

* a non futex wake up happens on another CPU then the task

* might exit and p would dereference a non existing task

* struct. Prevent this by holding a reference on p across the

* wake up.

*/

get_task_struct(p);

plist_del(q-list, q-list.plist);

/*

* The waiting task can free the futex_q as soon as

* q-lock_ptr = NULL is written, without taking any locks. A

* memory barrier is required here to prevent the following

* store to lock_ptr from getting ahead of the plist_del.

*/

smp_wmb();

q-lock_ptr = NULL;

wake_up_state(p, TASK_NORMAL);

put_task_struct(p);

}

wake_up_state(p, TASK_NORMAL);  的实现位于kernel/sched.c中，属于linux进程调度的技术。

如何查看linux命令源代码和函数源代码

1. 以搜索ls命令源码为例，先搜索命令所在包，命令如下：

lpj@lpj-linux:~$ which ls

/bin/ls

2. 用命令搜索该软件所在包，代码如下：

lpj@lpj-linux:~$ dpkg -S /bin/ls

coreutils: /bin/ls

3. 从上一步中可以知道ls命令的实现在包coreutils中，用apt安装(说安装有些歧义，主要是区分apt-get -d)该包的源代码然后解压，代码如下：

sudo apt-get source coreutils

cd /usr/src/coreutils-XXX #XXX表示版本号

sudo tar zxvf coreutils-XXX.tar.gz

或者只下载源码，然后手动打补丁再解压，代码如下：

sudo apt-get -d source coreutils

cd /usr/src

tar zxvf coreutils-XXX.tar.gz

gzip -d coreutils-XXX.diff.gz #这一步会生成coreutils-XXX.diff文件

patch -p0 coreutils-XXX.diff

cd coreutils-XXX

tar zxvf coreutils-XXX.tar.gz

OK，这几步执行完后，就可以进入/usr/src/coreutils-XXX/coreutils-XXX/src中查看各命令对应的源代码了

Linux内核源码解析-list.h

开头就说明了这里的 list.h 文件来自 Linux Kernel （ */include/linux/list.h ），只是去除了列表项的硬件预加载部分。

进行宏替换后就是

Note: 没搞懂这里为什么加个 osn 前缀，原本是 list_add ，现在是 osn_list_add 。

可以看到就是个简单的链表节点删除过程，同时把删除节点的前后指针设为无法访问。

删除节点后初始化，前后指针都指向自己

从A链表删除后头插法插入B链表

从A链表删除后尾插法插入B链表

先对 list 判空，非空就把 list 链表除头节点外裁剪到 head 头节点在的链表中。函数不安全， list 节点可以继续访问其他节点。

多了一步 list 重新初始化的过程。

(unsigned long)(((type *)0)-member))) 将0x0地址强制转换为 type * 类型，然后取 type 中的成员 member 地址，因为起始地址为0，得到的 member 的地址就直接是该成员相对于 type 对象的偏移地址了。

所以该语句的功能是：得到 type 类型对象中 member 成员的地址偏移量。

先将 ptr 强制转换为 char * 类型（因为 char * 类型进行加减的话，加减量为 sizeof(char)*offset ， char 占一个字节空间，这样指针加减的步长就是1个字节，实现加一减一。）

整句话的意思就是：得到指向 type 的指针，已知成员的地址，然后减去这个成员相对于整个结构对象的地址偏移量，得到这个数据对象的地址。

就是从前往后，从后往前的区别

Note: 从head节点开始（不包括head节点！）遍历它的每一个节点！它用n先将下一个要遍历的节点保存起来，防止删除本节点后，无法找到下一个节点，而出现错误！

已知指向某个结构体的指针pos，以及指向它中member成员的指针head，从下一个结构体开始向后遍历这个结构体链

Note: 同理，先保存下一个要遍历的节点！从head下一个节点向后遍历链表。

list.h使用说明

linux内核list.h分析(一)

linux内核list.h分析(二)

【Linux内核数据结构】最为经典的链表list

文章标题：linux命令源码分析,深入分析linux内核源码
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