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Makefile 主要的 5个部分 (显示规则, 隐晦规则, 变量定义, 文件指示, 注释)

Makefile基本格式如下:

target ... : prerequisites ...   
  command   
   ...   
   ...

其中,

    target        - 目标文件, 可以是 Object File, 也可以是可执行文件
    prerequisites - 生成 target 所需要的文件或者目标
    command       - make需要执行的命令 (任意的shell命令), Makefile中的命令必须以 [tab] 开头

    显示规则 :: 说明如何生成一个或多个目标文件(包括 生成的文件, 文件的依赖文件, 生成的命令)
    隐晦规则 :: make的自动推导功能所执行的规则
    变量定义 :: Makefile中定义的变量
    文件指示 :: Makefile中引用其他Makefile; 指定Makefile中有效部分; 定义一个多行命令
    注释     :: Makefile只有行注释 "#", 如果要使用或者输出"#"字符, 需要进行转义, "\#"

1.2 GNU make 的工作方式

    读入主Makefile (主Makefile中可以引用其他Makefile)
    读入被include的其他Makefile
    初始化文件中的变量
    推导隐晦规则, 并分析所有规则
    为所有的目标文件创建依赖关系链
    根据依赖关系, 决定哪些目标要重新生成
    执行生成命令

2. Makefile 初级语法
2.1 Makefile 规则
2.1.1 规则语法

规则主要有2部分: 依赖关系 和 生成目标的方法.

语法有以下2种:

target ... : prerequisites ...     
   command
    ...

或者

target ... : prerequisites ; command
command
...

*注* command太长, 可以用 "\" 作为换行符

2.1.2 规则中的通配符

    *     :: 表示任意一个或多个字符
    ?     :: 表示任意一个字符
    [...] :: ex. [abcd] 表示a,b,c,d中任意一个字符, [^abcd]表示除a,b,c,d以外的字符, [0-9]表示 0~9中任意一个数字
    ~     :: 表示用户的home目录

2.1.3 路径搜索

当一个Makefile中涉及到大量源文件时(这些源文件和Makefile极有可能不在同一个目录中),

这时, 最好将源文件的路径明确在Makefile中, 便于编译时查找. Makefile中有个特殊的变量 VPATH 就是完成这个功能的.

指定了 VPATH 之后, 如果当前目录中没有找到相应文件或依赖的文件, Makefile 回到 VPATH 指定的路径中再去查找..

VPATH 使用方法:

    vpath <directories>            :: 当前目录中找不到文件时, 就从<directories>中搜索
    vpath <pattern> <directories>  :: 符合<pattern>格式的文件, 就从<directories>中搜索
    vpath <pattern>                :: 清除符合<pattern>格式的文件搜索路径
    vpath                          :: 清除所有已经设置好的文件路径

# 示例1 - 当前目录中找不到文件时, 按顺序从 src目录 ../parent-dir目录中查找文件
VPATH src:../parent-dir 

# 示例2 - .h结尾的文件都从 ./header 目录中查找
VPATH %.h ./header

# 示例3 - 清除示例2中设置的规则
VPATH %.h

# 示例4 - 清除所有VPATH的设置
VPATH

2.2 Makefile 中的变量
2.2.1 变量定义 ( = or := )

OBJS = programA.o programB.o
OBJS-ADD = $(OBJS) programC.o
# 或者
OBJS := programA.o programB.o
OBJS-ADD := $(OBJS) programC.o

其中 = 和 := 的区别在于, := 只能使用前面定义好的变量, = 可以使用后面定义的变量

测试 =

# Makefile内容
OBJS2 = $(OBJS1) programC.o
OBJS1 = programA.o programB.o

all:
    @echo $(OBJS2)

# bash中执行 make, 可以看出虽然 OBJS1 是在 OBJS2 之后定义的, 但在 OBJS2中可以提前使用
$ make
programA.o programB.o programC.o

测试 :=

# Makefile内容
OBJS2 := $(OBJS1) programC.o
OBJS1 := programA.o programB.o

all:
    @echo $(OBJS2)

# bash中执行 make, 可以看出 OBJS2 中的 $(OBJS1) 为空
$ make
programC.o
2.2.2 变量替换
# Makefile内容
SRCS := programA.c programB.c programC.c
OBJS := $(SRCS:%.c=%.o)

all:
    @echo "SRCS: " $(SRCS)
    @echo "OBJS: " $(OBJS)

# bash中运行make
$ make
SRCS:  programA.c programB.c programC.c
OBJS:  programA.o programB.o programC.o

2.2.3 变量追加值 +=
# Makefile内容
SRCS := programA.c programB.c programC.c
SRCS += programD.c

all:
    @echo "SRCS: " $(SRCS)

# bash中运行make
$ make
SRCS:  programA.c programB.c programC.c programD.c

2.2.4 变量覆盖 override

作用是使 Makefile中定义的变量能够覆盖 make 命令参数中指定的变量

语法:

    override <variable> = <value>
    override <variable> := <value>
    override <variable> += <value>

下面通过一个例子体会 override 的作用：
# Makefile内容 (没有用override)
SRCS := programA.c programB.c programC.c

all:
    @echo "SRCS: " $(SRCS)

# bash中运行make
$ make SRCS=nothing
SRCS:  nothing

#################################################

# Makefile内容 (用override)
override SRCS := programA.c programB.c programC.c

all:
    @echo "SRCS: " $(SRCS)

# bash中运行make
$ make SRCS=nothing
SRCS:  programA.c programB.c programC.c

2.2.5 目标变量

作用是使变量的作用域仅限于这个目标(target), 而不像之前例子中定义的变量, 对整个Makefile都有效.

语法:

    <target ...> :: <variable-assignment>
    <target ...> :: override <variable-assignment> (override作用参见 变量覆盖的介绍)

示例:
# Makefile 内容
SRCS := programA.c programB.c programC.c

target1: TARGET1-SRCS := programD.c
target1:
    @echo "SRCS: " $(SRCS)
    @echo "SRCS: " $(TARGET1-SRCS)

target2:
    @echo "SRCS: " $(SRCS)
    @echo "SRCS: " $(TARGET1-SRCS)

# bash中执行make
$ make target1
SRCS:  programA.c programB.c programC.c
SRCS:  programD.c

$ make target2     <-- target2中显示不了 $(TARGET1-SRCS)
SRCS:  programA.c programB.c programC.c
SRCS:

2.3 Makefile 命令前缀

Makefile 中书写shell命令时可以加2种前缀 @ 和 -, 或者不用前缀.

3种格式的shell命令区别如下:

    不用前缀 :: 输出执行的命令以及命令执行的结果, 出错的话停止执行
    前缀 @   :: 只输出命令执行的结果, 出错的话停止执行
    前缀 -   :: 命令执行有错的话, 忽略错误, 继续执行

示例:
# Makefile 内容 (不用前缀)
all:
    echo "没有前缀"
    cat this_file_not_exist
    echo "错误之后的命令"       <-- 这条命令不会被执行

# bash中执行 make
$ make
echo "没有前缀"             <-- 命令本身显示出来
没有前缀                    <-- 命令执行结果显示出来
cat this_file_not_exist
cat: this_file_not_exist: No such file or directory
make: *** [all] Error 1

###########################################################

# Makefile 内容 (前缀 @)
all:
    @echo "没有前缀"
    @cat this_file_not_exist
    @echo "错误之后的命令"       <-- 这条命令不会被执行

# bash中执行 make
$ make
没有前缀                         <-- 只有命令执行的结果, 不显示命令本身
cat: this_file_not_exist: No such file or directory
make: *** [all] Error 1

###########################################################

# Makefile 内容 (前缀 -)
all:
    -echo "没有前缀"
    -cat this_file_not_exist
    -echo "错误之后的命令"       <-- 这条命令会被执行

# bash中执行 make
$ make
echo "没有前缀"             <-- 命令本身显示出来
没有前缀                    <-- 命令执行结果显示出来
cat this_file_not_exist
cat: this_file_not_exist: No such file or directory
make: [all] Error 1 (ignored)
echo "错误之后的命令"       <-- 出错之后的命令也会显示
错误之后的命令              <-- 出错之后的命令也会执行

2.4 伪目标

伪目标并不是一个"目标(target)", 不像真正的目标那样会生成一个目标文件.

典型的伪目标是 Makefile 中用来清理编译过程中中间文件的 clean 伪目标, 一般格式如下:

.PHONY: clean   <-- 这句没有也行, 但是最好加上
clean:
-rm -f *.o

2.5 引用其他的 Makefile

语法: include <filename>  (filename 可以包含通配符和路径)

示例:

# Makefile 内容
all:
    @echo "主 Makefile begin"
    @make other-all
    @echo "主 Makefile end"

include ./other/Makefile

# ./other/Makefile 内容
other-all:
    @echo "other makefile begin"
    @echo "other makefile end"

# bash中执行 make
$ ll
total 20K
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin  125 Sep 23 16:13 Makefile
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin  11K Sep 23 16:15 makefile.org   <-- 这个文件不用管
drwxr-xr-x 2 wangyubin wangyubin 4.0K Sep 23 16:11 other
$ ll other/
total 4.0K
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin 71 Sep 23 16:11 Makefile

$ make
主 Makefile begin
make[1]: Entering directory `/path/to/test/makefile'
other makefile begin
other makefile end
make[1]: Leaving directory `/path/to/test/makefile'
主 Makefile end
2.6 查看C文件的依赖关系

写 Makefile 的时候, 需要确定每个目标的依赖关系.

GNU提供一个机制可以查看C代码文件依赖那些文件, 这样我们在写 Makefile 目标的时候就不用打开C源码来看其依赖那些文件了.

比如, 下面命令显示内核源码中 virt/kvm/kvm_main.c 中的依赖关系

$ cd virt/kvm/
$ gcc -MM kvm_main.c 
kvm_main.o: kvm_main.c iodev.h coalesced_mmio.h async_pf.h <--这句就可以加到Makefile中作为编译kvm_main.o的依赖关系

2.7 make 退出码

Makefile的退出码有以下3种：

    0 :: 表示成功执行
    1 :: 表示make命令出现了错误
    2 :: 使用了 "-q" 选项, 并且make使得一些目标不需要更新

2.8 指定 Makefile， 指定特定目标

默认执行 make 命令时, GNU make在当前目录下依次搜索下面3个文件 "GNUmakefile", "makefile", "Makefile",

找到对应文件之后, 就开始执行此文件中的第一个目标(target). 如果找不到这3个文件就报错.

非默认情况下, 可以在 make 命令中指定特定的 Makefile 和特定的 目标.

示例：

# Makefile文件名改为 MyMake, 内容
target1:
    @echo "target [1]  begin"
    @echo "target [1]  end"

target2:
    @echo "target [2]  begin"
    @echo "target [2]  end"

# bash 中执行 make
$ ls
Makefile
$ mv Makefile MyMake
$ ls
MyMake
$ make                     <-- 找不到默认的 Makefile
make: *** No targets specified and no makefile found.  Stop.
$ make -f MyMake           <-- 指定特定的Makefile
target [1]  begin
target [1]  end
$ make -f MyMake target2   <-- 指定特定的目标(target)
target [2]  begin
target [2]  end
2.9 make 参数介绍

make 的参数有很多, 可以通过 make -h 去查看, 下面只介绍几个我认为比较有用的.

参数
   

含义
--debug[=<options>]     输出make的调试信息, options 可以是 a, b, v
-j --jobs     同时运行的命令的个数, 也就是多线程执行 Makefile
-r --no-builtin-rules     禁止使用任何隐含规则
-R --no-builtin-variabes     禁止使用任何作用于变量上的隐含规则
-B --always-make     假设所有目标都有更新, 即强制重编译

2.10 Makefile 隐含规则

这里只列一个和编译C相关的.

编译C时，<n>.o 的目标会自动推导为 <n>.c

# Makefile 中
main : main.o
    gcc -o main main.o

#会自动变为:
main : main.o
    gcc -o main main.o

main.o: main.c    <-- main.o 这个目标是隐含生成的
    gcc -c main.c
2.11 隐含规则中的 命令变量 和 命令参数变量
2.11.1 命令变量, 书写Makefile可以直接写 shell时用这些变量.

下面只列出一些C相关的

变量名
   

含义
RM     rm -f
AR     ar
CC     cc
CXX     g++

示例:

# Makefile 内容
all:
    @echo $(RM)
    @echo $(AR)
    @echo $(CC)
    @echo $(CXX)

# bash 中执行make, 显示各个变量的值
$ make
rm -f
ar
cc
g++
2.11.2 命令参数变量

变量名
   

含义
ARFLAGS     AR命令的参数
CFLAGS     C语言编译器的参数
CXXFLAGS     C++语言编译器的参数

示例: 下面以 CFLAGS 为例演示

# test.c 内容
#include <stdio.h>

int main(int argc, char *argv[])
{
    printf ("Hello Makefile\n");
    return 0;
}

# Makefile 内容
test: test.o
    $(CC) -o test test.o

# bash 中用 make 来测试
$ ll
total 24K
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin  69 Sep 23 17:31 Makefile
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin 14K Sep 23 19:51 makefile.org   <-- 请忽略这个文件
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin 392 Sep 23 17:31 test.c

$ make
cc    -c -o test.o test.c
cc -o test test.o               <-- 这个是自动推导的

$ rm -f test test.o

$ make CFLAGS=-Wall             <-- 命令中加的编译器参数自动追加入下面的编译中了
cc -Wall   -c -o test.o test.c
cc -o test test.o
2.12 自动变量

Makefile 中很多时候通过自动变量来简化书写, 各个自动变量的含义如下:

自动变量
   

含义
$@     目标集合
$%     当目标是函数库文件时, 表示其中的目标文件名
$<     第一个依赖目标. 如果依赖目标是多个, 逐个表示依赖目标
$?     比目标新的依赖目标的集合
$^     所有依赖目标的集合, 会去除重复的依赖目标
$+     所有依赖目标的集合, 不会去除重复的依赖目标
$*     这个是GNU make特有的, 其它的make不一定支持

3. Makefile 高级语法
3.1 嵌套Makefile

在 Makefile 初级语法中已经提到过引用其它 Makefile的方法. 这里有另一种写法, 并且可以向引用的其它 Makefile 传递参数.

示例: (不传递参数, 只是调用子文件夹 other 中的Makefile)

# Makefile 内容
all:
    @echo "主 Makefile begin"
    @cd ./other && make
    @echo "主 Makefile end"

# ./other/Makefile 内容
other-all:
    @echo "other makefile begin"
    @echo "other makefile end"

# bash中执行 make
$ ll
total 28K
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin  104 Sep 23 20:43 Makefile
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin  17K Sep 23 20:44 makefile.org   <-- 这个文件不用管
drwxr-xr-x 2 wangyubin wangyubin 4.0K Sep 23 20:42 other
$ ll other/
total 4.0K
-rw-r--r-- 1 wangyubin wangyubin 71 Sep 23 16:11 Makefile

$ make
主 Makefile begin
make[1]: Entering directory `/path/to/test/makefile/other'
other makefile begin
other makefile end
make[1]: Leaving directory `/path/to/test/makefile/other'
主 Makefile end

示例: (用export传递参数)

# Makefile 内容
export VALUE1 := export.c    <-- 用了 export, 此变量能够传递到 ./other/Makefile 中
VALUE2 := no-export.c        <-- 此变量不能传递到 ./other/Makefile 中

all:
    @echo "主 Makefile begin"
    @cd ./other && make
    @echo "主 Makefile end"

# ./other/Makefile 内容
other-all:
    @echo "other makefile begin"
    @echo "VALUE1: " $(VALUE1)
    @echo "VALUE2: " $(VALUE2)
    @echo "other makefile end"

# bash中执行 make
$ make
主 Makefile begin
make[1]: Entering directory `/path/to/test/makefile/other'
other makefile begin
VALUE1:  export.c        <-- VALUE1 传递成功
VALUE2:                  <-- VALUE2 传递失败
other makefile end
make[1]: Leaving directory `/path/to/test/makefile/other'
主 Makefile end

补充* export 语法格式如下:

    export variable = value
    export variable := value
    export variable += value

3.2 定义命令包

命令包有点像是个函数, 将连续的相同的命令合成一条, 减少 Makefile 中的代码量, 便于以后维护.

语法:

define <command-name>
command
...
endef

示例:

# Makefile 内容
define run-hello-makefile
@echo -n "Hello"
@echo " Makefile!"
@echo "这里可以执行多条 Shell 命令!"
endef

all:
    $(run-hello-makefile)

# bash 中运行make
$ make
Hello Makefile!
这里可以执行多条 Shell 命令!
3.3 条件判断

条件判断的关键字主要有 ifeq ifneq ifdef ifndef

语法:

<conditional-directive>
<text-if-true>
endif

# 或者
<conditional-directive>
<text-if-true>
else
<text-if-false>
endif

示例: ifeq的例子, ifneq和ifeq的使用方法类似, 就是取反

# Makefile 内容
all:
ifeq ("aa", "bb")
    @echo "equal"
else
    @echo "not equal"
endif

# bash 中执行 make
$ make
not equal

示例: ifdef的例子, ifndef和ifdef的使用方法类似, 就是取反

# Makefile 内容
SRCS := program.c

all:
ifdef SRCS
    @echo $(SRCS)
else
    @echo "no SRCS"
endif

# bash 中执行 make
$ make
program.c

3.4 Makefile 中的函数

Makefile 中自带了一些函数, 利用这些函数可以简化 Makefile 的编写.

函数调用语法如下:

$(<function> <arguments>)
# 或者
${<function> <arguments>}

    <function> 是函数名
    <arguments> 是函数参数

3.4.1 字符串函数

字符串替换函数: $(subst <from>,<to>,<text>)

功能: 把字符串<text> 中的 <from> 替换为 <to>

返回: 替换过的字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(subst t,e,maktfilt)  <-- 将t替换为e

# bash 中执行 make
$ make
makefile

模式字符串替换函数: $(patsubst <pattern>,<replacement>,<text>)

功能: 查找<text>中的单词(单词以"空格", "tab", "换行"来分割) 是否符合 <pattern>, 符合的话, 用 <replacement> 替代.

返回: 替换过的字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(patsubst %.c,%.o,programA.c programB.c)

# bash 中执行 make
$ make
programA.o programB.o

去空格函数: $(strip <string>)

功能: 去掉 <string> 字符串中开头和结尾的空字符

返回: 被去掉空格的字符串值

# Makefile 内容
VAL := "       aa  bb  cc "

all:
    @echo "去除空格前: " $(VAL)
    @echo "去除空格后: " $(strip $(VAL))

# bash 中执行 make
$ make
去除空格前:         aa  bb  cc
去除空格后:   aa bb cc

查找字符串函数: $(findstring <find>,<in>)

功能: 在字符串 <in> 中查找 <find> 字符串

返回: 如果找到, 返回 <find> 字符串,  否则返回空字符串

# Makefile 内容
VAL := "       aa  bb  cc "

all:
    @echo $(findstring aa,$(VAL))
    @echo $(findstring ab,$(VAL))

# bash 中执行 make
$ make
aa

过滤函数: $(filter <pattern...>,<text>)

功能: 以 <pattern> 模式过滤字符串 <text>, *保留* 符合模式 <pattern> 的单词, 可以有多个模式

返回: 符合模式 <pattern> 的字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(filter %.o %.a,program.c program.o program.a)

# bash 中执行 make
$ make
program.o program.a

反过滤函数: $(filter-out <pattern...>,<text>)

功能: 以 <pattern> 模式过滤字符串 <text>, *去除* 符合模式 <pattern> 的单词, 可以有多个模式

返回: 不符合模式 <pattern> 的字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(filter-out %.o %.a,program.c program.o program.a)

# bash 中执行 make
$ make
program.c

排序函数: $(sort <list>)

功能: 给字符串 <list> 中的单词排序 (升序)

返回: 排序后的字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(sort bac abc acb cab)

# bash 中执行 make
$ make
abc acb bac cab

取单词函数: $(word <n>,<text>)

功能: 取字符串 <text> 中的 第<n>个单词 (n从1开始)

返回: <text> 中的第<n>个单词, 如果<n> 比 <text> 中单词个数要大, 则返回空字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(word 1,aa bb cc dd)
    @echo $(word 5,aa bb cc dd)
    @echo $(word 4,aa bb cc dd)

# bash 中执行 make
$ make
aa

dd

取单词串函数: $(wordlist <s>,<e>,<text>)

功能: 从字符串<text>中取从<s>开始到<e>的单词串. <s>和<e>是一个数字.

返回: 从<s>到<e>的字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(wordlist 1,3,aa bb cc dd)
    @echo $(word 5,6,aa bb cc dd)
    @echo $(word 2,5,aa bb cc dd)

# bash 中执行 make
$ make
aa bb cc

bb

单词个数统计函数: $(words <text>)

功能: 统计字符串 <text> 中单词的个数

返回: 单词个数

# Makefile 内容

all:
    @echo $(words aa bb cc dd)
    @echo $(words aabbccdd)
    @echo $(words )

# bash 中执行 make
$ make
1

首单词函数: $(firstword <text>)

功能: 取字符串 <text> 中的第一个单词

返回: 字符串 <text> 中的第一个单词

# Makefile 内容
all:
    @echo $(firstword aa bb cc dd)
    @echo $(firstword aabbccdd)
    @echo $(firstword )

# bash 中执行 make
$ make
aa
aabbccdd

3.4.2 文件名函数

取目录函数: $(dir <names...>)

功能: 从文件名序列 <names> 中取出目录部分

返回: 文件名序列 <names> 中的目录部分

# Makefile 内容
all:
    @echo $(dir /home/a.c ./bb.c ../c.c d.c)

# bash 中执行 make
$ make
/home/ ./ ../ ./

取文件函数: $(notdir <names...>)

功能: 从文件名序列 <names> 中取出非目录部分

返回: 文件名序列 <names> 中的非目录部分

# Makefile 内容
all:
    @echo $(notdir /home/a.c ./bb.c ../c.c d.c)

# bash 中执行 make
$ make
a.c bb.c c.c d.c

取后缀函数: $(suffix <names...>)

功能: 从文件名序列 <names> 中取出各个文件名的后缀

返回: 文件名序列 <names> 中各个文件名的后缀, 没有后缀则返回空字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(suffix /home/a.c ./b.o ../c.a d)

# bash 中执行 make
$ make
.c .o .a

取前缀函数: $(basename <names...>)

功能: 从文件名序列 <names> 中取出各个文件名的前缀

返回: 文件名序列 <names> 中各个文件名的前缀, 没有前缀则返回空字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(basename /home/a.c ./b.o ../c.a /home/.d .e)

# bash 中执行 make
$ make
/home/a ./b ../c /home/

加后缀函数: $(addsuffix <suffix>,<names...>)

功能: 把后缀 <suffix> 加到 <names> 中的每个单词后面

返回: 加过后缀的文件名序列

# Makefile 内容
all:
    @echo $(addsuffix .c,/home/a b ./c.o ../d.c)

# bash 中执行 make
$ make
/home/a.c b.c ./c.o.c ../d.c.c

加前缀函数: $(addprefix <prefix>,<names...>)

功能: 把前缀 <prefix> 加到 <names> 中的每个单词前面

返回: 加过前缀的文件名序列

# Makefile 内容
all:
    @echo $(addprefix test_,/home/a.c b.c ./d.c)

# bash 中执行 make
$ make
test_/home/a.c test_b.c test_./d.c

连接函数: $(join <list1>,<list2>)

功能: <list2> 中对应的单词加到 <list1> 后面

返回: 连接后的字符串

# Makefile 内容
all:
    @echo $(join a b c d,1 2 3 4)
    @echo $(join a b c d,1 2 3 4 5)
    @echo $(join a b c d e,1 2 3 4)

# bash 中执行 make
$ make
a1 b2 c3 d4
a1 b2 c3 d4 5
a1 b2 c3 d4 e
3.4.3 foreach

语法:

$(foreach <var>,<list>,<text>)

示例:

# Makefile 内容
targets := a b c d
objects := $(foreach i,$(targets),$(i).o)

all:
    @echo $(targets)
    @echo $(objects)

# bash 中执行 make
$ make
a b c d
a.o b.o c.o d.o

3.4.4 if

这里的if是个函数, 和前面的条件判断不一样, 前面的条件判断属于Makefile的关键字

语法:

$(if <condition>,<then-part>)

$(if <condition>,<then-part>,<else-part>)

示例:

# Makefile 内容
val := a
objects := $(if $(val),$(val).o,nothing)
no-objects := $(if $(no-val),$(val).o,nothing)

all:
    @echo $(objects)
    @echo $(no-objects)

# bash 中执行 make
$ make
a.o
nothing

3.4.5 call - 创建新的参数化函数

语法:

$(call <expression>,<parm1>,<parm2>,<parm3>...)

示例:

# Makefile 内容
log = "====debug====" $(1) "====end===="

all:
    @echo $(call log,"正在 Make")

# bash 中执行 make
$ make
====debug==== 正在 Make ====end====

3.4.6 origin - 判断变量的来源

语法:

$(origin <variable>)

返回值有如下类型:

类型
   

含义
undefined     <variable> 没有定义过
default     <variable> 是个默认的定义, 比如 CC 变量
environment     <variable> 是个环境变量, 并且 make时没有使用 -e 参数
file     <variable> 定义在Makefile中
command line     <variable> 定义在命令行中
override     <variable> 被 override 重新定义过
automatic     <variable> 是自动化变量

示例:

# Makefile 内容
val-in-file := test-file
override val-override := test-override

all:
    @echo $(origin not-define)    # not-define 没有定义
    @echo $(origin CC)            # CC 是Makefile默认定义的变量
    @echo $(origin PATH)         # PATH 是 bash 环境变量
    @echo $(origin val-in-file)    # 此Makefile中定义的变量
    @echo $(origin val-in-cmd)    # 这个变量会加在 make 的参数中
    @echo $(origin val-override) # 此Makefile中定义的override变量
    @echo $(origin @)             # 自动变量, 具体前面的介绍

# bash 中执行 make
$ make val-in-cmd=val-cmd
undefined
default
environment
file
command line
override
automatic

3.4.7 shell

语法:

$(shell <shell command>)

它的作用就是执行一个shell命令, 并将shell命令的结果作为函数的返回.

作用和 `<shell command>` 一样, ` 是反引号

3.4.8 make 控制函数

产生一个致命错误: $(error <text ...>)

功能: 输出错误信息, 停止Makefile的运行

# Makefile 内容
all:
    $(error there is an error!)
    @echo "这里不会执行!"

# bash 中执行 make
$ make
Makefile:2: *** there is an error!.  Stop.

输出警告: $(warning <text ...>)

功能: 输出警告信息, Makefile继续运行

# Makefile 内容
all:
    $(warning there is an warning!)
    @echo "这里会执行!"

# bash 中执行 make
$ make
Makefile:2: there is an warning!
这里会执行!
3.5 Makefile中一些GNU约定俗成的伪目标

如果有过在Linux上, 从源码安装软件的经历的话, 就会对 make clean, make install 比较熟悉.

像 clean, install 这些伪目标, 广为人知, 不用解释就大家知道是什么意思了.

下面列举一些常用的伪目标, 如果在自己项目的Makefile合理使用这些伪目标的话, 可以让我们自己的Makefile看起来更专业, 呵呵

伪目标
   

含义
all     所有目标的目标，其功能一般是编译所有的目标
clean     删除所有被make创建的文件
install     安装已编译好的程序，其实就是把目标可执行文件拷贝到指定的目录中去
print     列出改变过的源文件
tar     把源程序打包备份. 也就是一个tar文件
dist     创建一个压缩文件, 一般是把tar文件压成Z文件. 或是gz文件
TAGS     更新所有的目标, 以备完整地重编译使用
check 或 test     一般用来测试makefile的流程

emacs下载地址：
http://mirrors.ustc.edu.cn/gnu/emacs/

一、编译安装

更换aliyun源

(3)安装编译所需的支持包，依环境而定
sudo apt-get install libgtk2.0-dev xserver-xorg-dev xorg-dev libncurses5 libncurses5-dev libidl.dev

sudo apt-get install libxpm-dev
sudo apt-get install libjpeg62-dev
sudo apt-get install libgif-dev
sudo apt-get install libtiff5-dev

sudo apt-get install libncurses5-dev
sudo apt install gnutls-dev
sudo apt-get install libgtk2.0-dev

    编译、安装

注：最好指定一个安装目录，要不然编译出来的binary会被分散装到不同的地方
./configure --prefix=/usr/local/emacs --enable-font-backend --with-xft --with-freetype --with-x-toolkit=gtk2

参数解释：
–prefix=/usr/local/emacs 指定emacs安装目录，默认为/usr/local
–enable-font-backend 让emacs支持雅黑字体
–with-freetype 支持freetype字体
–with-x-toolkit=gtk 指定环境为gtk

二、功能插件配置（代码阅读神器）

把emacs变成类似sourceinsight代码浏览器

所需软件:
cscope-15.5.tar.gz http://sourceforge.net/projects/cscope
ecb-2.32.tar.gz http://sourceforge.net/projects/ecb

但是对于一般安装的GNU emacs来说还需要三个额外的包支持即eieio, semantic, speedbar
http://sourceforge.net/projects/cedet
将这三个包的下载并拷贝到/usr/local/emacs下
eieio-0.17.tar.gz
semantic-1.4.4.tar.gz
speedbar-0.14beta4.tar.gz
安装ecb和三个支持包:
cd /usr/local/emacs/site-lisp
tar zxfv ecb-2.32.tar.gz
tar zxfv eieio-0.17.tar.gz
tar zxfv semantic-1.4.4.tar.gz
tar zxfv speedbar-0.14beta4.tar.gz

做四个连接
ln -s ecb-2.32 ecb
ln -s eieio-0.17 eieio
ln -s semantic-1.4.4 semantic
ln -s speedbar-0.14beta4 speedbar
然后修改
site-start.el文件（有些系统如ubuntu,site-start.el文件在/etc/emacs目录下）
添加以下五行
(setq load-path (append load-path '("/usr/local/emacs/site-lisp/eieio")))
(setq load-path (append load-path '("/usr/local/emacs/site-lisp/semantic")))
(setq load-path (append load-path '("/usr/local/emacs/site-lisp/speedbar")))
(setq load-path (append load-path '("/usr/local/emacs/site-lisp/ecb")))
(require 'ecb)
重新启动一下emacs
M-x ecb-activate
看看出现了什么

cscope安装更为简单
$tar zxfv cscope-15.5.tar.gz
$cd cscope-15.5
$./configure
$make
make install

然后把contrib/xcscope/目录下的cscope-indexer复制到PATH目录比如/usr/local/bin
然后把xcscope.el复制到
/usr/local/emacs/site-lisp
修改/usr/local/emacs/site-lisp/site-start.el
添加
(require 'xcscope)
重新启动emacs 并且打开一个C文件看看有什么变化?
上述的两个软件的使用说明看看他们自带的文档,非常清楚

ubuntu快速启动文件
ubuntu 18.04系统目录:/usr/share/applications/

ubuntu 20.04系统目录:~/.local/share/applications
emacs.desktop

[Desktop Entry]
Name=Emacs
Comment=Emacs
Exec=/usr/local/emacs/bin/emacs
Icon=/usr/local/emacs/share/icons/hicolor/128x128/apps/emacs.png
Terminal=false
StartupNotify=true
Type=Application

附注:系统为ubuntu
Categories=Application;Development;

# Copyright 2022 Gentoo Authors
# Distributed under the terms of the GNU General Public License v2

EAPI=8

DESCRIPTION="Show Chinese lunisolar calender date"
HOMEPAGE="http://www.vinoca.org/"

SRC_URI="https://files.vinoca.org/${PN}-${PV}.tar.gz"

LICENSE="BSD"
SLOT="0"
KEYWORDS="~amd64"
src_configure() {
    econf --prefix=/usr/local/bin
    econf --with-posix-regex
}
src_install() {
    emake DESTDIR="${D}" install
}

在LINUX系统中有一个重要的概念：一切都是文件，既Linux以文件的形式对计算机中的数据和硬件资源进行管理。 在LINUX系统中，把一切资源都看作是文件，包括硬件设备。每个硬件都被看成是一个文件，通常称为设备文件，这样用户就可以用读写文件的方式实现对硬件的访问。
一、Linux文件体系

         Linux文件的类型有很多种（下面会详细说），这些文件被LINUX使用目录树进行管理，所谓的目录树就是以根目录（/）为主，向下呈现分支状的一种文件结构。不同于纯粹的ext2之类的文件系统，我把它称为文件体系，一切皆文件和文件目录树的资源管理方式一起构成了Linux的文件体系，让Linux操作系统可以方便使用系统资源。

        文件系统比文件体系涵盖的内容少很多，Linux文件体系主要在于把操作系统相关的东西用文件这个载体实现：文件系统挂载在操作系统上，操作系统整个系统又放在文件系统里。

1.1、Linux中的文件类型

那就先简单说说Linux中的文件类型，主要关注普通文件、目录文件和符号连接文件。

    普通文件（-）
        从Linux的角度来说，类似mp4、pdf、html这样应用层面上的文件类型都属于普通文件
        Linux用户可以根据访问权限对普通文件进行查看、更改和删除
    目录文件（d，directory file）
        目录文件对于用惯Windows的用户来说不太容易理解，目录也是文件的一种
        目录文件包含了各自目录下的文件名和指向这些文件的指针，打开目录事实上就是打开目录文件，只要有访问权限，你就可以随意访问这些目录下的文件（普通文件的执行权限就是目录文件的访问权限），但是只有内核的进程能够修改它们
        虽然不能修改，但是我们能够通过vim去查看目录文件的内容
    符号链接（l，symbolic link）
        这种类型的文件类似Windows中的快捷方式，是指向另一个文件的间接指针，也就是我们常说的软链接
    块设备文件（b，block）和字符设备文件（c，char）
        这些文件一般隐藏在/dev目录下，在进行设备读取和外设交互时会被使用到
        比如磁盘光驱就是块设备文件，串口设备则属于字符设备文件
        系统中的所有设备要么是块设备文件，要么是字符设备文件，无一例外
    FIFO（p，pipe）
        管道文件主要用于进程间通讯。比如使用mkfifo命令可以创建一个FIFO文件，启用一个进程A从FIFO文件里读数据，启动进程B往FIFO里写数据，先进先出，随写随读。
    套接字（s，socket）
        用于进程间的网络通信，也可以用于本机之间的非网络通信
        这些文件一般隐藏在/var/run目录下，证明着相关进程的存在

Linux 的文件是没有所谓的扩展名的，一个 Linux文件能不能被执行与它是否可执行的属性有关，只要你的权限中有 x ，比如[ -rwx-r-xr-x ] 就代表这个文件可以被执行，与文件名没有关系。跟在 Windows下能被执行的文件扩展名通常是 .com .exe .bat 等不同。
不过，可以被执行跟可以执行成功不一样。比如在 root 主目彔下的 install.log 是一个文本文件，修改权限成为 -rwxrwxrwx 后这个文件能够真的执行成功吗？ 当然不行，因为它的内容根本就没有可以执行的数据。所以说，这个 x 代表这个文件具有可执行的能力， 但是能不能执行成功，当然就得要看该文件的内容了。
虽然如此，不过我们仍然希望能从扩展名来了解该文件是什么东西，所以一般我们还是会以适当的扩展名来表示该文件是什么种类的。
所以Linux 系统上的文件名真的只是让你了解该文件可能的用途而已， 真正的执行与否仍然需要权限的规范才行。比如常见的/bin/ls 这个显示文件属性的指令要是权限被修改为无法执行，那么ls 就变成不能执行了。这种问题最常发生在文件传送的过程中。例如你在网络上下载一个可执行文件，但是偏偏在你的 Linux 系统中就是无法执行，那就可能是档案的属性被改变了。而且从网络上传送到你 的 Linux 系统中，文件的属性权限确实是会被改变的
1.2、Linux目录树

对Linux系统和用户来说，所有可操作的计算机资源都存在于目录树这个逻辑结构中，对计算机资源的访问都可以认为是目录树的访问。就硬盘来说，所有对硬盘的访问都变成了对目录树中某个节点也就是文件夹的访问，访问时不需要知道它是硬盘还是硬盘中的文件夹。
目录树的逻辑结构也非常简单，就是从根目录（/）开始，不断向下展开各级子目录。
目录

从上到下，你所看到的目录如下
/bin

/bin 目录是包含一些二进制文件的目录，即可以运行的一些应用程序。 你会在这个目录中找到上面提到的 ls 程序，以及用于新建和删除文件和目录、移动它们基本工具。还有其它一些程序，等等。文件系统树的其他部分有更多的 bin 目录，但我们将在一会儿讨论这些目录。
/boot

/boot 目录包含启动系统所需的文件，包括系统核心文件。我必须要说吗？ 好吧，我会说：不要动它！ 如果你在这里弄乱了其中一个文件，你可能无法运行你的 Linux，修复被破坏的系统是非常痛苦的一件事。 另一方面，不要太担心无意中破坏系统：你必须拥有超级用户权限才能执行此操作。
/dev

/dev 目录包含设备文件，，如打印机，硬盘等外围设备等。 其中许多是在启动时或甚至在运行时生成的。 例如，如果你将新的网络摄像头或 USB 随身碟连接到你的机器中，则会自动弹出一个新的设备条目。
/etc

/etc 的目录很重要 ，是“ 要配置的所有内容(Everything To Configure)”，因为它包含大部分（如果不是全部的话）的系统配置文件以及管理相关软件。 例如，包含系统名称、用户及其密码、网络上计算机名称以及硬盘上分区的安装位置和时间的文件都在这里。 再说一遍，如果你是 Linux 的新手，最好是不要在这里接触太多，直到你对系统的工作有更好的理解。
/home

/home 是存放用户专属目录。在我的情况下，/home 下有两个目录：/home/paul，其中包含我所有的东西；另外一个目录是 /home/guest 目录，以防有客人需要使用我的电脑。
/lib

/lib 存放一些共享的函数库。库是包含应用程序可以使用的代码文件。它们包含应用程序用于在桌面上绘制窗口、控制外围设备或将文件发送到硬盘的代码片段。

在文件系统周围散布着更多的 lib 目录，但是这个直接挂载在 / 的 /lib 目录是特殊的，除此之外，它包含了所有重要的内核模块。 内核模块是使你的显卡、声卡、WiFi、打印机等工作的驱动程序。
/media

在 /media 目录中，当你插入外部存储器试图访问它时，将自动挂载它。与此列表中的大多数其他项目不同，/media 并不追溯到 1970 年代，主要是因为当计算机正在运行而动态地插入和检测存储（U 盘、USB 硬盘、SD 卡、外部 SSD 等)，这是近些年才发生的事。
/mnt

然而，/mnt 目录是一些过去的残余。这是你手动挂载存储设备或分区的地方。现在不常用了。
/opt

/opt 目录通常是你编译软件（即，你从源代码构建，并不是从你的系统的软件库中安装软件）的地方。应用程序最终会出现在 /opt/bin 目录，库会在 /opt/lib 目录中出现。

稍微的题外话：应用程序和库的另一个地方是 /usr/local，在这里安装软件时，也会有 /usr/local/bin和 /usr/local/lib 目录。开发人员如何配置文件来控制编译和安装过程，这就决定了软件安装到哪个地方。
/proc

/proc目录中存放系统核心和执行程序之间的信息就像 /dev 是一个虚拟目录。它包含有关你的计算机的信息，例如关于你的 CPU 和你的 Linux 系统正在运行的内核的信息。与 /dev 一样，文件和目录是在计算机启动或运行时生成的，因为你的系统正在运行且会发生变化。
/root

/root 是系统的超级用户（也称为“管理员”）的主目录。 它与其他用户的主目录是分开的，因为你不应该动它。 所以把自己的东西放在你自己的目录中，伙计们。
/run

/run 是另一个新出现的目录。系统进程出于自己不可告人的原因使用它来存储临时数据。这是另一个不要动它的文件夹。
/sbin

/sbin 与 /bin 类似，但它包含的应用程序只有超级用户（即首字母的 s ）才需要。你可以使用 sudo命令使用这些应用程序，该命令暂时允许你在许多 Linux 发行版上拥有超级用户权限。/sbin 目录通常包含可以安装、删除和格式化各种东西的工具。你可以想象，如果你使用不当，这些指令中有一些是致命的，所以要小心处理。
/usr

/usr 目录是在 UNIX 早期用户的主目录所处的地方。然而，正如我们上面看到的，现在 /home 是用户保存他们的东西的地方。如今，/usr 包含了大量目录，而这些目录又包含了应用程序、库、文档、壁纸、图标和许多其他需要应用程序和服务共享的内容。

你还可以在 /usr 目录下找到 bin，sbin，lib 目录，它们与挂载到根目录下的那些有什么区别呢？现在的区别不是很大。在早期，/bin 目录（挂载在根目录下的）只会包含一些基本的命令，例如 ls、mv 和 rm ；这是一些在安装系统的时候就会预装的一些命令，用于维护系统的一个基本的命令。 而 /usr/bin 目录则包含了用户自己安装和用于工作的软件，例如文字处理器，浏览器和一些其他的软件。

但是许多现代的 Linux 发行版只是把所有的东西都放到 /usr/bin 中，并让 /bin 指向 /usr/bin，以防彻底删除它会破坏某些东西。因此，Debian、Ubuntu 和 Mint 仍然保持 /bin 和 /usr/bin （和 /sbin 和 /usr/sbin ）分离；其他的，比如 Arch 和它衍生版，只是有一个“真实”存储二进制程序的目录，/usr/bin，其余的任何 bin 目录是指向 /usr/bin` 的“假”目录。
/srv

/srv 目录包含服务器的数据。如果你正在 Linux 机器上运行 Web 服务器，你网站的 HTML文件将放到 /srv/http（或 /srv/www）。 如果你正在运行 FTP 服务器，则你的文件将放到 /srv/ftp。
/sys

/sys 是另一个类似 /proc 和 /dev 的虚拟目录，它还包含连接到计算机的设备的信息。

在某些情况下，你还可以操纵这些设备。 例如，我可以通过修改存储在 /sys/devices/pci0000:00/0000:00:02.0/drm/card1/card1-eDP-1/intel_backlight/brightness 中的值来更改笔记本电脑屏幕的亮度（在你的机器上你可能会有不同的文件）。但要做到这一点，你必须成为超级用户。原因是，与许多其它虚拟目录一样，在 /sys 中打乱内容和文件可能是危险的，你可能会破坏系统。直到你确信你知道你在做什么。否则不要动它。
/tmp

/tmp 包含临时文件，通常由正在运行的应用程序放置。文件和目录通常（并非总是）包含应用程序现在不需要但以后可能需要的数据。

你还可以使用 /tmp 来存储你自己的临时文件 —— /tmp 是少数挂载到根目录下而你可以在不成为超级用户的情况下与它进行实际交互的目录之一。
/var

/var 目录中 存放经常变动的文件，如日志文件，临时文件，电子邮箱。最初被如此命名是因为它的内容被认为是 可变的(variable)，因为它经常变化。今天，它有点用词不当，因为还有许多其他目录也包含频繁更改的数据，特别是我们上面看到的虚拟目录。

不管怎样，/var 目录包含了放在 /var/log 子目录的日志文件之类。日志是记录系统中发生的事件的文件。如果内核中出现了什么问题，它将被记录到 /var/log 下的文件中；如果有人试图从外部侵入你的计算机，你的防火墙也将记录尝试。它还包含用于任务的假脱机程序。这些“任务”可以是你发送给共享打印机必须等待执行的任务，因为另一个用户正在打印一个长文档，或者是等待递交给系统上的用户的邮件。
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版权声明：本文为CSDN博主「轩阁楼主」的原创文章，遵循CC 4.0 BY-SA版权协议，转载请附上原文出处链接及本声明。
原文链接：https://blog.csdn.net/xuangelouzhu/article/details/118082541

用户按下开机键，几秒的时间，都经历了啥？

1、cpu各个寄存器赋初始值，cs.base=0xffff0000, eip=0xfff0，其他寄存器都是0，这时cs:ip得到的物理地址：0xfffffff0;

     cpu上电后为啥会把cs:ip赋成这种初始值了？ 可能是希望把BIOS-ROM放在可寻址4GB最高端，给操作系统和用户程序大段完整的RAM空间，便于后者在运行时的内存管理

2、cpu跳转到0xffff0执行。但由于该地址距离0xfffff（实模式下内存空间只有1M）仅16byte，空间十分有限，无法执行复杂逻辑，只能jmp到其0xf000:e05b继续执行；

3、0xf000:e05b任然是BIOS的地址，继续执行检测代码，看看内存（RAM）、显示器、键盘、鼠标、硬盘等外设是否完好。如有问题，会发出长短不等的滴滴声响，可凭此判断故障类型

4、外设检测完，如果一切正常，会查找用户设置的启动顺序。普通用户首次安装OS时一般选择从CD/DVD启动，装OS；装好后取出光盘，BIOS会自动从磁盘加载MBR到0x7c00；

5、加载MBR到0x7c00后，jmp到这里继续执行；由于只加载一个扇区，能执行的代码不超过510字节（还有2字节是扇区结尾的标识：0xaa55），能干的事也有限，所以MBR一般会继续从磁盘其他地方把os代码都拷贝到内存，同时重定位代码，完成os的加载；

6、继续jmp到os代码执行；

这6步中，1-4部不用我们操心，厂家的产品在出厂前已经做好；第5部，从磁盘的0柱面、0磁头、1扇区加载MBR到内存0x7c00处也BIOS干的，不需要开发人员操心；真正需要开发人员编写代码的地方：

    MBR的代码，这部分代码被bios加载到内存后需要做什么？
    MBR代码能运行的代码不超过510字节，真正的os肯定不止这点代码，剩余代码怎么办？

既然MBR能运行的代码不超过510字节，能干的活有限，那么干脆简单点，把os或用户程序剩余代码加载到内存，完成重定位，再跳到这些代码执行，具体代码如下:

1、MBR代码

;MBR 主引导扇区
;开机上电后，BIOS会自动从0x7c00处执行

    lba_num equ 100;一共101个扇区，用户程序在硬盘中的逻辑扇区号
    
SECTION mbr vstart=0x7c00 align=16;以16位对齐
                                  ;cs和IP已经运行到这里，不用再设置了
        mov ax,0
        mov ss,ax;堆栈段从0开始
        mov sp,ax;
        
        mov ax,[cs:phy_address];目前在cs段，如果不写，默认读ds段；
        mov dx,[cs:phy_address+0x2]
        mov bx,0x10
        div bx;相当于右移4bit，得到0x1000，就是段地址，放在ax
        mov ds,ax; 
        xor bx,bx;  
        
        mov si,lba_num
        xor di,di
        call read_disk;先读第一个扇区，把用户程序的头部加载到内存，才能得到重定位表
        
        mov ax,[0];program_len分别放在ax和bx;
        mov dx,[2];从内存读数据，不加段前缀的默认是ds；
        mov bx,512
        div bx;ax = 用户程序的扇区个数  dx=扇区余数，也就是最后不满一个扇区内偏移
        cmp dx,0; test dx,dx
        jnz cantDiv;不能被整除，说明有数据不满一个扇区的数据，但也要占用一个扇区的空间
        dec ax;扇区数减一：前面已经读了一个扇区。
        
        
cantDiv:
        cmp ax,0;已经读完了，可以直接重定位
        jz  realloc;
        mov cx,ax;剩余扇区数放入cx，方便后续loop
        push ds
        
Continue_Read:
        inc si
        mov ax,ds
        add ax,0x20;基址增加0x20，相当于增加512byte，比如：ds:bx = 0000:0000 = 00000; ds:bx = 0020:0000 = 0200+0000=0x0200=512byte 
        mov ds,ax;往高地址挪一个扇区512byte
        xor bx,bx;偏移清零，通过段基址挪动
        call read_disk;相当于寄存器传参
        loop Continue_Read
        pop ds


;---------------上面都是把数据从磁盘读到内存，下面开始重定位------------------------------------
;先计算出用户程序code_entry在内存的绝对地址
realloc:
        mov ax,[0x06];默认是ds段，此时已是0x1000；code_entry的section.code1.start低2字节
        mov dx,[0x08];code_entry的section.code1.start高2字节
        call reallocaddress
        mov [0x06],ax;把内存中的物理地址写回去，这次得到绝对物理地址了；
        ;mov [0x06],ds
        mov cx,[0x0a];5个段需要重定位
        mov bx,0x0c;
        
;用户程序每个section都计算出内存的绝对地址，然后写回去        
reallocLoop:
        mov ax,[bx]
        mov dx,[bx+2]
        call reallocaddress
        mov [bx],ax;
        add bx,4
        loop reallocLoop
        
        jmp far [0x04];内存操作默认以ds基址，这里是0x10000；跳转到用户程序start变量地址
        ;mov ax, [0x04];得到offset，就是start的偏移地址
        ;jmp 0x1000:ax

;dx:ax 32位偏移地址，寄存器传参
;输出16位段基址,保存在ax
reallocaddress:
        push dx
        add ax,[cs:phy_address];注意：目前在cs段，不加从内存读数据默认用ds，此处为用户程序;ax=0x0000+[0x10006]=0x0020;
        add dx,[cs:phy_address+0x2];dx=0x0001
        shr ax,4;低16位地址的低4位去掉，高4位补零，得到段基址;ax=0x0002
        ror dx,4;高16位地址循环右移；dx=0x1000
        and dx,0xf000;取出最需要的4bit，其他清零；dx=0x1000
        or ax,dx;ax=0x1002
        pop dx 
        ret


;ds:bx 从硬盘读数据到该物理地址
;di, si 是逻辑扇区号：逻辑扇区只用28位，所以di有4位是不用的；si是逻辑扇区低16位
;可以通过int 0x13中断读取，也可以通过磁盘控制器读取；
read_disk:
        push ax
        push bx
        push cx
        push dx
        push si
        push di

        ;https://www.cnblogs.com/mlzrq/p/10223060.html 详细说明
        mov dx,0x1f2;磁盘端口,指定读取或写入的扇区数
        mov al,1;每次读一个扇区
        out dx,al;往端口写入数据
        
        inc dx;0x1f3  lba地址的低8位，就是0-7位
        mov ax,si;
        out dx,al;先把低8位写入端口，因为用户程序被写入了磁盘100号扇区，所以调用函数传参数di=100
        
        inc dx;0x1f4  lba地址的中8位，就是8-15位
        mov al,ah
        out dx,al;
        
        inc dx;0x1f5  lba地址的高8位，就是16-23位
        mov ax,di;
        out dx,al;
        
        ;上面3个已经把前面24位填满，这里填最高4位
        inc dx;0x1f6  lba地址的前4位，就是24-27位
        mov al,0xe0; 高4位是各种标志位： 0 CHS,1 LBA; 1; 0 从  1 主; 0； 这里是e；
        or al,ah
        out dx,al

        inc dx;0x1f7
        mov al,0x20;发送读扇区的请求：0x20
        out dx,al
        
;------------------------------    and al,0x88 逻辑上出错，先屏蔽试试    
waits:
        in al,dx; 从0x1f7读取磁盘状态，一共有8位；第7位：1表示busy   第3位：1表示准备好读写操作，所以在0xxx1xxx的时候才能读写，其他状态都不行；
        and al,0x88;第7位和第3位保持不变，其他清零
        cmp al,0x08;
        jnz waits;状态不等于0x08，说明没准备好，继续等待
        
        
        mov dx,0x01f0;数据端口,16位，需要ax接数据；每个扇区512byte，每次读2byte，要读256次
        mov cx,256;
        
        ;准备好了，开始读磁盘
readw:
        in ax,dx;
        mov [bx],ax;
        add bx,2;每次读2byte
        loop readw;

        pop di
        pop si
        pop dx
        pop cx
        pop bx
        pop ax

        ret
        
        


        phy_address          dd 0x10000;用户程序拷贝到内存地址
                 
        times    510 - ($-$$) db 0; 
                             dw 0xaa55

2、用户程序

;用户程序
;段的数目并未限制，用户可根据需求自行创建

;-------------------------------------------------------------------------------
SECTION header vstart=0;vstart=0连着写，不能有空格
        program_len                dd    program_end; 
        code_entry                dw    start;变量偏移0x4；
                                dd    section.code1.start;code1段基址：变量偏移0x6
                                
        reallocate_item            dw    (header_end-code1Segment)/4 ;每个段偏移都是dd=4byte,变量偏移0xa
        
        ;重定位表，记录重要段相对于程序起始位置的偏移
        code1Segment            dd  section.code1.start;变量偏移0xc
        data1Segment            dd  section.data1.start;变量偏移0x10  本section在文件中的真实偏移量（真实地址）,或则说相对开始的偏移地址
        stack1Segment            dd  section.stack1.start;变量偏移0x14
        use1Segment            dd  section.use1.start;变量偏移0x18
        use1DataSegment        dd  section.use1Data.start;变量偏移0x1c
header_end:   ;有vstart = 0，header_end从vstart = 0开始算偏移


;-------------------------------------------------------------------------------
SECTION use1 align=16 vstart=0; 


;-------------------------------------------------------------------------------
SECTION use1Data align=16 vstart=0; 


use1Data_end:
;-------------------------------------------------------------------------------
SECTION code1 align=16 vstart=0; ;vstart=0连这些，不能有空格
;直接调用BIOS例程在显示器打印
start:
    
    mov ax,[stack1Segment];初始化堆栈
    mov ss,ax
    mov ax,stacker_pointer;
    mov sp,ax;

    xor ah,ah
    mov al,0x03
    int 0x10;调用bios的0x10号中断清屏
    
    ;AL=写模式，BH=页码，BL=颜色，CX=字符串长度，DH=行，DL=列，ES:BP=字符串偏移量
    ;https://zh.wikipedia.org/wiki/INT_10H 有详细说明
    mov ah,0x13
    mov al,1
    xor bh,bh
    mov bl,0x04
    mov cx, data1_end - msg;cx保存字符串长度
    mov dh,12;显示的行号
    mov dl,25;显示的列号
    mov bp,msg; es:bp指向需要打印的字符串
    push ax
    mov ax,[data1Segment]
    ;mov ax,cs;
    mov es,ax;es:bp 为串首地址
    pop ax
    int 0x10
    
    hlt;程序待机

;-------------------------------------------------------------------------------
SECTION data1 align=16 vstart=0

        msg db 'are you ready?', 0

data1_end:
;-------------------------------------------------------------------------------
SECTION stack1 align=16 vstart=0;

        resb 256; reserve byte，保留/分配256byte空间
stacker_pointer: ;栈底放在高地址
;-------------------------------------------------------------------------------
SECTION tail align=16; 这个段没有vstart = 0,那就从开头计算偏移，也就是SECTION header开始算；

program_end:

说明: (1）SECTION用于定于段，没有数量限制，开发人员可根据需求取舍

       （2）vstart=0表示该段内的标识都从0开始计算偏移。如果没有 vstart=0，那么段内标识比如msg、start等都从程序开始处计算偏移；

                vstart=0千万要紧挨着，不能有个空格，不能有个空格，不能有个空格，重要的事情说三遍。否则这种声明无效，段内标识的偏移还是会从程序开头处计算，导致后续逻辑出错

      （3）段的数量没限制，但是建议把代码段和数据段分开，各种变量尽量在数据段声明；代码段声明的变量因未隔离开，容易被cpu当成代码执行，导致异常或逻辑错乱

      （4）MBR为什么要用0xaa55了？ 0xaa55=0b 1010 1010  0101  0101，看出来有啥特点了么？  0和1交叉呈现，就像梳子一样；奇偶校验总是为偶数，a和5与是0，或是f；

dpdk是intel主导开发的网络编程框架， 有这么多的优点，都是怎么实现的了？

  1、UIO原理：dpdk绕过了操作系统内核，直接接管网卡，用户程序可以直接在3环读写网卡的数据，这就涉及到两个关键技术点了：

    地址映射：3环的程序是怎么定位到网卡数据存放在哪的了？
    拦截硬件中断：传统数据处理流程是网卡收到数据后通过硬件中断通知cpu来取数据，3环的程序肯定要拦截这个中断，然后通过轮询方式取数据，这个又是怎么实现的了？

     （1）地址映射：3环程序最常使用的就是内存地址了，一共32或64bit；C/C++层面可以通过指针直接读写地址的值；除了内存，还有很多设备也需要和cpu交互数据，比如显示器：要在屏幕显示的内容肯定是需要用户指定的，用户程序可以把显示的内容发送到显示器指定的地方，然后再屏幕打印出来。为了方便用户程序发送数据，硬件层面会把显示器的部分存储空间映射到内存地址，做到了和内存条硬件的寻址方式一样，用户也可以直接通过指针往这里写数据（汇编层面直接通过mov指令操作即可）！网卡也类似：网卡是插在pci插槽的，网卡（或者说pci插槽）的存储空间也会映射到内存地址，应用程序读写这块物理地址就等同于读写网卡的存储空间！实际写代码时，由于要深入驱动，pci网卡预留物理的内存与io空间会保存到uio设备上，相当于将这些物理空间与io空间暴露给uio设备，应用程序访问这些uio设备即可！几个关键的函数如下：

  将pci网卡的物理内存空间以及io空间保存在uio设备结构struct uio_info中的mem成员以及port成员中，uio设备就知道了网卡的物理以及io空间。应用层访问这个uio设备的物理空间以及io空间，就相当于访问pci设备的物理以及io空间；本质上就是将pci网卡的空间暴露给uio设备。

int igbuio_pci_probe(struct pci_dev *dev, const struct pci_device_id *id)
{
    //将pci内存，端口映射给uio设备
    struct rte_uio_pci_dev *udev;
    err = igbuio_setup_bars(dev, &udev->info);
}
static int igbuio_setup_bars(struct pci_dev *dev, struct uio_info *info)
{
    //pci内存，端口映射给uio设备
    for (i = 0; i != sizeof(bar_names) / sizeof(bar_names[0]); i++) 
    {
        if (pci_resource_len(dev, i) != 0 && pci_resource_start(dev, i) != 0) 
        {
            flags = pci_resource_flags(dev, i);
            if (flags & IORESOURCE_MEM) 
            {
                //暴露pci的内存空间给uio设备
                ret = igbuio_pci_setup_iomem(dev, info, iom,  i, bar_names[i]);
            } 
            else if (flags & IORESOURCE_IO) 
            {
                //暴露pci的io空间给uio设备
                ret = igbuio_pci_setup_ioport(dev, info, iop,  i, bar_names[i]);
            }
        }
    }
}

  （2）拦截硬件中断：为了减掉内核中冗余的数据处理流程，应用程序要hook网卡的中断，从源头开始拦截网卡数据！当硬件中断触发时，才不会一直触发内核去执行中断回调。也就是通过这种方式，才能在应用层实现硬件中断处理过程。注意：这里说的中断仅是控制中断，而不是报文收发的数据中断，数据中断是不会走到这里来的，因为在pmd开启中断时，没有设置收发报文的中断掩码，只注册了网卡状态改变的中断掩码；hook中断的代码如下：

int igbuio_pci_probe(struct pci_dev *dev, const struct pci_device_id *id)
{
    //填充uio信息
    udev->info.name = "igb_uio";
    udev->info.version = "0.1";
    udev->info.handler = igbuio_pci_irqhandler;        //硬件控制中断的入口，劫持原来的硬件中断
    udev->info.irqcontrol = igbuio_pci_irqcontrol;    //应用层开关中断时被调用，用于是否开始中断
}
static irqreturn_t igbuio_pci_irqhandler(int irq, struct uio_info *info)
{
    if (udev->mode == RTE_INTR_MODE_LEGACY && !pci_check_and_mask_intx(udev->pdev))
    {
        return IRQ_NONE;
    }
    //返回IRQ_HANDLED时，linux uio框架会唤醒等待uio中断的进程。注册到epoll的uio中断事件就会被调度
    /* Message signal mode, no share IRQ and automasked */
    return IRQ_HANDLED;
}
static int igbuio_pci_irqcontrol(struct uio_info *info, s32 irq_state)
{
    //调用内核的api来开关中断
    if (udev->mode == RTE_INTR_MODE_LEGACY)
    {
        pci_intx(pdev, !!irq_state);
    }
    else if (udev->mode == RTE_INTR_MODE_MSIX)\
    {
        list_for_each_entry(desc, &pdev->msi_list, list)
            igbuio_msix_mask_irq(desc, irq_state);
    }
}

  2、内存池：传统应用要使用内存时，一般都是调用malloc让操作系统在堆上分配。这样做有两点弊端：

    进入内核要切换上下文
    操作系统通过buddy&slab算法找合适的空闲内存

       所以频繁调用malloc会严重拉低效率！如果不频繁调用malloc，怎么处理频繁收到和需要发送的报文数据了？dpdk采用的是内存池的技术：即在huge page内存中开辟一个连续的大缓冲区当做内存池！同时提供rte_mempool_get从内存池中获取内存空间。也可调用rte_mempool_put将不再使用的内存空间放回到内存池中。从这里就能看出：dpdk自己从huge page处维护了一大块内存供应用程序使用，应用程序不再需要通过系统调用从操作系统申请内存了！

     （1）内存池的创建，在rte_mempool_create接口中完成。这个接口主要是在大页内存中开辟一个连续的大缓冲区当做内存池，然后将这个内存池进行分割，头部为struct rte_mempool内存池结构； 紧接着是内存池的私有结构大小，这个由应用层自己设置，每个创建内存池的应用进程都可以指定不同的私有结构； 最后是多个连续的对象元素，这些对象元素都是处于同一个内存池中。每个对象元素又有对象的头部，对象的真实数据区域，对象的尾部组成。这里所说的对象元素，其实就是应用层要开辟的真实数据空间，例如应用层自己定义的结构体变量等；本质上是dpdk自己实现了一套内存的管理办法，其作用和linux的buddy&slab是一样的，没本质区别！整个内存池图示如下：

     每创建一个内存池，都会创建一个链表节点，然后插入到链表中，因此这个链表记录着当前系统创建了多少内存池。核心代码如下：

//创建内存池链表节点
te = rte_zmalloc("MEMPOOL_TAILQ_ENTRY", sizeof(*te), 0);
//内存池链表节点插入到内存池链表中
te->data = (void *) mp;
RTE_EAL_TAILQ_INSERT_TAIL(RTE_TAILQ_MEMPOOL, rte_mempool_list, te);

   所以说内存池可能不止1个，会有多个！在内存池中，内存被划分成了N多的对象。应用程序要申请内存时，怎么知道哪些对象空闲可以用，哪些对象已经被占用了？当对象元素初始化完成后，会把对象指针放入ring队列，所以说ring队列的所有对象指针都是可以使用的！应用程序要申请内存时，可以调用rte_mempool_get接口从ring队列中获取，也就是出队； 使用完毕后调用rte_mempool_put将内存释放回收时，也是将要回收的内存空间对应的对象指针放到这个ring队列中，也就是入队！

  （2）具体分配内存时的步骤：

    现代cpu基本都是多核的，多个cpu同时在内存池申请内存时无法避免涉及到互斥，会在一定程度上影响分配的效率，所以每个cpu自己都有自己的“自留地”，会优先在自己的“自留地”申请内存；
    如果“自留地”的内存已耗尽，才会继续去内存池申请内存！核心代码如下：

int rte_mempool_get(struct rte_mempool *mp, void **obj_table, unsigned n)
{
#if RTE_MEMPOOL_CACHE_MAX_SIZE > 0
    //从当前cpu应用层缓冲区中获取
    cache = &mp->local_cache[lcore_id];
    cache_objs = cache->objs;
    for (index = 0, len = cache->len - 1; index < n; ++index, len--, obj_table++)
    {
        *obj_table = cache_objs[len];
    }
    return 0;
#endif
    /* get remaining objects from ring */
    //直接从ring队列中获取
    ret = rte_ring_sc_dequeue_bulk(mp->ring, obj_table, n);
}

  释放内存的步骤和申请类似：

    先查看cpu的“自留地”是否还有空间。如果有，就先把释放的对象指针放在“自留地”；
    如果“自留地”没空间了，再把释放的对象指针放在内存池！核心代码如下：

int rte_mempool_put(struct rte_mempool *mp, void **obj_table, unsigned n)
{
#if RTE_MEMPOOL_CACHE_MAX_SIZE > 0
    //在当前cpu本地缓存有空间的场景下， 先放回到本地缓存。
    cache = &mp->local_cache[lcore_id];
    cache_objs = &cache->objs[cache->len];
    for (index = 0; index < n; ++index, obj_table++)
    {
        cache_objs[index] = *obj_table;
    }
    //缓冲达到阈值，刷到队列中
    if (cache->len >= flushthresh) 
    {
        rte_ring_mp_enqueue_bulk(mp->ring, &cache->objs[cache_size], cache->len - cache_size);
        cache->len = cache_size;
    }
        return 0
#endif
    //直接放回到ring队列
    rte_ring_sp_enqueue_bulk(mp->ring, obj_table, n);
}

  注意：这里的ring是环形无锁队列！

    3、Poll mode driver： 不论何总形式的io，接收方获取数据的方式有两种：

     被动接收中断的唤醒：典型如网卡收到数据，通过硬件中断通知操作系统去处理；操作系统收到数据后会唤醒休眠的进程继续处理数据
        轮询 poll：写个死循环不停的检查内存地址是否有新数据到了！

   在 x86 体系结构中，一次中断处理需要将 CPU 的状态寄存器保存到堆栈，并运行中断handler，最后再将保存的状态寄存器信息从堆栈中恢复，整个过程需要至少 300 个处理器时钟周期！所以dpdk果断抛弃了中断，转而使用轮询方式！整个流程大致是这样的：内核态的UIO Driver  hook了网卡发出的中断信号，然后由用户态的 PMD Driver 采用主动轮询的方式。除了链路状态通知仍必须采用中断方式以外（因为网卡发出硬件中断才能触发执行hook代码的嘛，这个容易理解吧？），均使用无中断方式直接操作网卡设备的接收和发送队列。整体流程大致如下：UIO hook了网卡的中断，网卡收到数据后“被迫”执行hook代码！先是通过UIO把网卡的存储地址映射到/dev/uio文件，而后应用程序通过PMD轮询检查文件是否有新数据到来！期间也使用mmap把应用的虚拟地址映射到网卡的物理地址，减少数据的拷贝转移！

   总的来说：UIO+PMD，前者旁路了内核，后者主动轮询避免了硬中断，DPDK 从而可以在用户态进行收发包的处理。带来了零拷贝（Zero Copy）、无系统调用（System call）的优化。同时，还避免了软中断的异步处理，也减少了上下文切换带来的 Cache Miss！轮询收报核心代码如下：

/*PMD轮询接收数据包*/
uint16_t
eth_em_recv_pkts(void *rx_queue, struct rte_mbuf **rx_pkts,
        uint16_t nb_pkts)
{
    /* volatile防止编译器优化,每次使用必须又一次从memory中取而不是用寄存器的值 */
    volatile struct e1000_rx_desc *rx_ring;
    volatile struct e1000_rx_desc *rxdp;//指向rx ring中某个e1000_rx_desc描述符
    struct em_rx_queue *rxq;//整个接收队列
    struct em_rx_entry *sw_ring;//指向描述符队列的头部，根据rx tail来偏移
    struct em_rx_entry *rxe;//指向sw ring中具体的entry
    struct rte_mbuf *rxm;//entry里的rte mbuf
    /*是new mbuf，新申请的mbuf，当rxm从ring中取出后，需要用nmb再挂上去，
      更新对应rx ring和sw ring中的值，为下一次收包做准备*/
    struct rte_mbuf *nmb;
    struct e1000_rx_desc rxd;//具体的非指针描述符
    uint64_t dma_addr;
    uint16_t pkt_len;
    uint16_t rx_id;
    uint16_t nb_rx;
    uint16_t nb_hold;
    uint8_t status;

    rxq = rx_queue;

    nb_rx = 0;
    nb_hold = 0;
    //初始化临时变量，要开始遍历队列了
    rx_id = rxq->rx_tail;
    rx_ring = rxq->rx_ring;
    sw_ring = rxq->sw_ring;
    /* 一次性收32个报文 */
    while (nb_rx < nb_pkts) {
        /*
         * The order of operations here is important as the DD status
         * bit must not be read after any other descriptor fields.
         * rx_ring and rxdp are pointing to volatile data so the order
         * of accesses cannot be reordered by the compiler. If they were
         * not volatile, they could be reordered which could lead to
         * using invalid descriptor fields when read from rxd.
         */
        /* 当前报文的descriptor */
        rxdp = &rx_ring[rx_id];
        status = rxdp->status; /* 结束标记,必须首先读取 */
        /*检查状态是否为dd, 不是则说明驱动还没有把报文放到接收队列，直接退出*/
        if (! (status & E1000_RXD_STAT_DD))
            break;
        rxd = *rxdp; /* 复制一份 */

        /*
         * End of packet.
         *
         * If the E1000_RXD_STAT_EOP flag is not set, the RX packet is
         * likely to be invalid and to be dropped by the various
         * validation checks performed by the network stack.
         *
         * Allocate a new mbuf to replenish the RX ring descriptor.
         * If the allocation fails:
         *    - arrange for that RX descriptor to be the first one
         *      being parsed the next time the receive function is
         *      invoked [on the same queue].
         *
         *    - Stop parsing the RX ring and return immediately.
         *
         * This policy do not drop the packet received in the RX
         * descriptor for which the allocation of a new mbuf failed.
         * Thus, it allows that packet to be later retrieved if
         * mbuf have been freed in the mean time.
         * As a side effect, holding RX descriptors instead of
         * systematically giving them back to the NIC may lead to
         * RX ring exhaustion situations.
         * However, the NIC can gracefully prevent such situations
         * to happen by sending specific "back-pressure" flow control
         * frames to its peer(s).
         */
        PMD_RX_LOG(DEBUG, "port_id=%u queue_id=%u rx_id=%u "
               "status=0x%x pkt_len=%u",
               (unsigned) rxq->port_id, (unsigned) rxq->queue_id,
               (unsigned) rx_id, (unsigned) status,
               (unsigned) rte_le_to_cpu_16(rxd.length));

        nmb = rte_mbuf_raw_alloc(rxq->mb_pool);
        if (nmb == NULL) {
            PMD_RX_LOG(DEBUG, "RX mbuf alloc failed port_id=%u "
                   "queue_id=%u",
                   (unsigned) rxq->port_id,
                   (unsigned) rxq->queue_id);
            rte_eth_devices[rxq->port_id].data->rx_mbuf_alloc_failed++;
            break;
        }
        
        /* 表示当前descriptor被上层软件占用 */
        nb_hold++;
        /* 当前收到的mbuf */
        rxe = &sw_ring[rx_id];
        /* 收包位置,假设超过环状数组则回滚 */
        rx_id++;
        if (rx_id == rxq->nb_rx_desc)
            rx_id = 0;

        /* mbuf加载cache下次循环使用 */
        /* Prefetch next mbuf while processing current one. */
        rte_em_prefetch(sw_ring[rx_id].mbuf);

        /*
         * When next RX descriptor is on a cache-line boundary,
         * prefetch the next 4 RX descriptors and the next 8 pointers
         * to mbufs.
         */
         /* 取下一个descriptor,以及mbuf指针下次循环使用 */
        /* 一个cache line是4个descriptor大小(64字节) */
        if ((rx_id & 0x3) == 0) {
            rte_em_prefetch(&rx_ring[rx_id]);
            rte_em_prefetch(&sw_ring[rx_id]);
        }

        /* Rearm RXD: attach new mbuf and reset status to zero. */

        rxm = rxe->mbuf;
        rxe->mbuf = nmb;
        dma_addr =
            rte_cpu_to_le_64(rte_mbuf_data_iova_default(nmb));
        rxdp->buffer_addr = dma_addr;
        rxdp->status = 0;/* 重置当前descriptor的status */

        /*
         * Initialize the returned mbuf.
         * 1) setup generic mbuf fields:
         *    - number of segments,
         *    - next segment,
         *    - packet length,
         *    - RX port identifier.
         * 2) integrate hardware offload data, if any:
         *    - RSS flag & hash,
         *    - IP checksum flag,
         *    - VLAN TCI, if any,
         *    - error flags.
         */
        pkt_len = (uint16_t) (rte_le_to_cpu_16(rxd.length) -
                rxq->crc_len);
        rxm->data_off = RTE_PKTMBUF_HEADROOM;
        rte_packet_prefetch((char *)rxm->buf_addr + rxm->data_off);
        rxm->nb_segs = 1;
        rxm->next = NULL;
        rxm->pkt_len = pkt_len;
        rxm->data_len = pkt_len;
        rxm->port = rxq->port_id;

        rxm->ol_flags = rx_desc_status_to_pkt_flags(status);
        rxm->ol_flags = rxm->ol_flags |
                rx_desc_error_to_pkt_flags(rxd.errors);

        /* Only valid if PKT_RX_VLAN set in pkt_flags */
        rxm->vlan_tci = rte_le_to_cpu_16(rxd.special);

        /*
         * Store the mbuf address into the next entry of the array
         * of returned packets.
         */
          /* 把收到的mbuf返回给用户 */
        rx_pkts[nb_rx++] = rxm;
    }
     /* 收包位置更新 */
    rxq->rx_tail = rx_id;

    /*
     * If the number of free RX descriptors is greater than the RX free
     * threshold of the queue, advance the Receive Descriptor Tail (RDT)
     * register.
     * Update the RDT with the value of the last processed RX descriptor
     * minus 1, to guarantee that the RDT register is never equal to the
     * RDH register, which creates a "full" ring situtation from the
     * hardware point of view...
     */
    nb_hold = (uint16_t) (nb_hold + rxq->nb_rx_hold);
    if (nb_hold > rxq->rx_free_thresh) {
        PMD_RX_LOG(DEBUG, "port_id=%u queue_id=%u rx_tail=%u "
               "nb_hold=%u nb_rx=%u",
               (unsigned) rxq->port_id, (unsigned) rxq->queue_id,
               (unsigned) rx_id, (unsigned) nb_hold,
               (unsigned) nb_rx);
        rx_id = (uint16_t) ((rx_id == 0) ?
            (rxq->nb_rx_desc - 1) : (rx_id - 1));
        E1000_PCI_REG_WRITE(rxq->rdt_reg_addr, rx_id);
        nb_hold = 0;
    }
    rxq->nb_rx_hold = nb_hold;
    return nb_rx;
}

   接收报文的整理流程梳理如下图所示：

    DMA控制器控制报文一个个写到rx ring中接收描述符指定的IO虚拟内存中，对应的实际内存应该就是mbuf；
    接收函数用rx tail变量控制不停地读取rx ring中的描述符和sw ring中的mbuf，并申请新的mbuf放入sw ring中，更新rx ring中的buffer addr
    最后把读取的mbuf返回给应用程序。

   4、线程亲和性

   一个cpu上可以运行多个线程， 由linux内核来调度各个线程的执行。内核在调度线程时，会进行上下文切换，保存线程的堆栈等信息， 以便这个线程下次再被调度执行时，继续从指定的位置开始执行。然而上下文切换是需要耗费cpu资源的的。多核体系的CPU，物理核上的线程来回切换，会导致L1/L2 cache命中率的下降。同时NUMA架构下，如果操作系统调度线程的时候，跨越了NUMA节点，将会导致大量的L3 cache的丢失。Linux对线程的亲和性是有支持的, 如果将线程和cpu进行绑定的话，线程会一直在指定的cpu上运行，不会被操作系统调度到别的cpu上，线程之间互相独立工作而不会互相扰完，节省了操作系统来回调度的时间。目前DPDK通过把线程绑定到cpu的方法来避免跨核任务中的切换开销。

  线程绑定cpu物理核的函数如下：

/* set affinity for current EAL thread */
static int
eal_thread_set_affinity(void)
{
    unsigned lcore_id = rte_lcore_id();

    /* acquire system unique id  */
    rte_gettid();

    /* update EAL thread core affinity */
    return rte_thread_set_affinity(&lcore_config[lcore_id].cpuset);
}

  继续往下走：

/*
    根据前面的rte_cpuset_t ,设置tid的绑定关系
    存储thread local socket_id
    存储thread local rte_cpuset_t
*/
int
rte_thread_set_affinity(rte_cpuset_t *cpusetp)
{
    int s;
    unsigned lcore_id;
    pthread_t tid;

    tid = pthread_self();//得到当前线程id
    //绑定cpu和线程
    s = pthread_setaffinity_np(tid, sizeof(rte_cpuset_t), cpusetp);
    if (s != 0) {
        RTE_LOG(ERR, EAL, "pthread_setaffinity_np failed\n");
        return -1;
    }

    /* store socket_id in TLS for quick access */
    //socketid存放到线程本地空间，便于快速读取
    RTE_PER_LCORE(_socket_id) =
        eal_cpuset_socket_id(cpusetp);

    /* store cpuset in TLS for quick access */
    //cpu信息存放到cpu本地空间，便于快速读取
    memmove(&RTE_PER_LCORE(_cpuset), cpusetp,
        sizeof(rte_cpuset_t));

    lcore_id = rte_lcore_id();//获取线程绑定的CPU
    if (lcore_id != (unsigned)LCORE_ID_ANY) {//如果不相等，就更新lcore配置
        /* EAL thread will update lcore_config */
        lcore_config[lcore_id].socket_id = RTE_PER_LCORE(_socket_id);
        memmove(&lcore_config[lcore_id].cpuset, cpusetp,
            sizeof(rte_cpuset_t));
    }

    return 0;
}

  继续往下走：

int
pthread_setaffinity_np(pthread_t thread, size_t cpusetsize,
               const rte_cpuset_t *cpuset)
{
    if (override) {
        /* we only allow affinity with a single CPU */
        if (CPU_COUNT(cpuset) != 1)
            return POSIX_ERRNO(EINVAL);

        /* we only allow the current thread to sets its own affinity */
        struct lthread *lt = (struct lthread *)thread;

        if (lthread_current() != lt)
            return POSIX_ERRNO(EINVAL);

        /* determine the CPU being requested */
        int i;

        for (i = 0; i < LTHREAD_MAX_LCORES; i++) {
            if (!CPU_ISSET(i, cpuset))
                continue;
            break;
        }
        /* check requested core is allowed */
        if (i == LTHREAD_MAX_LCORES)
            return POSIX_ERRNO(EINVAL);

        /* finally we can set affinity to the requested lcore 
        前面做了大量的检查和容错，这里终于开始绑定cpu了
        */
        lthread_set_affinity(i);
        return 0;
    }
    return _sys_pthread_funcs.f_pthread_setaffinity_np(thread, cpusetsize,
                               cpuset);
}

  绑定cpu的方法也简单：本质就是个上下文切换

/*
 * migrate the current thread to another scheduler running
 * on the specified lcore.
 */
int lthread_set_affinity(unsigned lcoreid)
{
    struct lthread *lt = THIS_LTHREAD;
    struct lthread_sched *dest_sched;

    if (unlikely(lcoreid >= LTHREAD_MAX_LCORES))
        return POSIX_ERRNO(EINVAL);

    DIAG_EVENT(lt, LT_DIAG_LTHREAD_AFFINITY, lcoreid, 0);

    dest_sched = schedcore[lcoreid];

    if (unlikely(dest_sched == NULL))
        return POSIX_ERRNO(EINVAL);

    if (likely(dest_sched != THIS_SCHED)) {
        lt->sched = dest_sched;
        lt->pending_wr_queue = dest_sched->pready;
        //真正切换线程到指定cpu运行的代码
        _affinitize();
        return 0;
    }
    return 0;
}
tatic __rte_always_inline void
_affinitize(void);
static inline void
_affinitize(void)
{
    struct lthread *lt = THIS_LTHREAD;

    DIAG_EVENT(lt, LT_DIAG_LTHREAD_SUSPENDED, 0, 0);
    ctx_switch(&(THIS_SCHED)->ctx, &lt->ctx);
}
void
ctx_switch(struct ctx *new_ctx __rte_unused, struct ctx *curr_ctx __rte_unused)
{
    /* SAVE CURRENT CONTEXT */
    asm volatile (
        /* Save SP */
        "mov x3, sp\n"
        "str x3, [x1, #0]\n"

        /* Save FP and LR */
        "stp x29, x30, [x1, #8]\n"

        /* Save Callee Saved Regs x19 - x28 */
        "stp x19, x20, [x1, #24]\n"
        "stp x21, x22, [x1, #40]\n"
        "stp x23, x24, [x1, #56]\n"
        "stp x25, x26, [x1, #72]\n"
        "stp x27, x28, [x1, #88]\n"

        /*
         * Save bottom 64-bits of Callee Saved
         * SIMD Regs v8 - v15
         */
        "stp d8, d9, [x1, #104]\n"
        "stp d10, d11, [x1, #120]\n"
        "stp d12, d13, [x1, #136]\n"
        "stp d14, d15, [x1, #152]\n"
    );

    /* RESTORE NEW CONTEXT */
    asm volatile (
        /* Restore SP */
        "ldr x3, [x0, #0]\n"
        "mov sp, x3\n"

        /* Restore FP and LR */
        "ldp x29, x30, [x0, #8]\n"

        /* Restore Callee Saved Regs x19 - x28 */
        "ldp x19, x20, [x0, #24]\n"
        "ldp x21, x22, [x0, #40]\n"
        "ldp x23, x24, [x0, #56]\n"
        "ldp x25, x26, [x0, #72]\n"
        "ldp x27, x28, [x0, #88]\n"

        /*
         * Restore bottom 64-bits of Callee Saved
         * SIMD Regs v8 - v15
         */
        "ldp d8, d9, [x0, #104]\n"
        "ldp d10, d11, [x0, #120]\n"
        "ldp d12, d13, [x0, #136]\n"
        "ldp d14, d15, [x0, #152]\n"
    );
}

参考：

1、https://blog.csdn.net/ApeLife/article/details/100751359  uio驱动实现

2、https://blog.csdn.net/ApeLife/article/details/100006695   内存池的实现

3、https://blog.51cto.com/u_15076236/4624576  PMD优化

4、https://blog.csdn.net/jeawayfox/article/details/105189788  dpdk接收报文

5、https://blog.csdn.net/u012630961/article/details/80918682 dpdk线程亲和性

6、https://zhuanlan.zhihu.com/p/366155783  dpdk多线程模型