甜橘子，专注成都网站制作网站设计与营销型网站建设与优化
QQ :532337155
电话：028-86922220
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。
源城网站制作公司哪家好，找创新互联！从网页设计、网站建设、微信开发、APP开发、成都响应式网站建设等网站项目制作，到程序开发，运营维护。创新互联从2013年创立到现在10年的时间，我们拥有了丰富的建站经验和运维经验，来保证我们的工作的顺利进行。专注于网站建设就选创新互联。
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。
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。
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
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