Fleurer.Lee

东校南门的德方书店前后两间，外间有些小说、名著及新书之类，里屋有历史、哲学、淘来的旧书甚至中华书局的古文。前后唯不见教辅书和励志书，买过什么书大家都心知肚明，自然也明白卖什么书赚钱吧。

“看着学生们一窝蜂进来就心烦，我不喜欢那书，大不了关门。”

做生意但求清净。要说这老板是怪人，这一句话就够了。老板大约三十年纪，头发半白，像是随时准备叹气的态势，绝对的寡言。有客人进门仍目不斜视，只管打量自己的书和书架，或拿鸡毛掸子扫扫尘。客人大多也就是环绕一周，就识趣地不声不响出了去，经营惨淡可见一斑。不过即使如此这般，书店也开了好些年头。说实话我挺好奇。

“每个城市里都有一些爱读书的人，一来二去大家也都认识了。他们不时来坐坐，读书也可以认识不少人。”

确实偶尔也有老师模样的中年人进来，对人一样的爱理不理。

“现在的学生，都不读书了。我们那时候，都往图书馆里窃书，管都管不了！….读书人的事能叫偷么。”

然后叹气一般，跟老板打过招呼，两手空空走了。

也正如此，我们也算认识了。只消聊得投机，寡言的人其实都健谈。

“励志，你首先得有‘理想’。没理想励什么志，成什么功？现在的大学生很空。《大学》第一句话是什么，‘大学之道在于明德’！”

“现在读书的人少了，大约从八零年往后少的。现在的学生头脑很空，有过一个小女孩问我，有什么书不需要动脑么，我就笑了，不动脑子还叫读书么。不过她倒经常来看书。读书就是个人文的东西，是智慧，它就得动脑。”

“了解中国的文化，去日本那里可能更多。中国这是连根拔。说古代那时候封建、愚昧落后，都是胡诌。中国古代那套体系很完整，从上至下，礼仪，儒教，君臣，都是文化。都是为了维护这个国家，国家就是文化。现在好，中国的文化已经连根拔了，国已不国。明灭的时候朝鲜就自称‘小中华’，明朝的时候来进贡，叫‘朝天’；到了清朝给乾隆祝寿，就成了‘燕行’。有个外国人来中国学了相声，说是学了中国文化，可笑！”

寻常的朋友断不至于跟你这么谈读书，所以从始至终都感觉有点不自然。我等买教辅书奔波于自习室和考场，读励志书维持高昂情绪，或是迷离于各种大潮甚至不读书的人，与他自然是不同的。回来又想，这样的人可是越来越少了吧。跟同学谈起，“这样的人已经脱离我们的群体了”，一身学生会式的自信。

“‘先生’这个词已经让中国人搞绝了。”

“哼!”不知这是冷笑还是苦笑。我倒真想称呼他先生。

《了不起的盖茨比》和《傅雷家书》，共15元。

呃，一直没搞明白txt2tags这gui该怎么玩…

就用ruby写了这东西 http://code.google.com/p/fdoc/
可以把这样的文本
http://code.google.com/p/lyah-cn/source/browse/trunk/txt/2-ready-go.txt
转换成这样的html
http://fleurer-lee.com/lyah/ready-begin.htm

bug很多啦～不过貌似暂时够用？

愿春哥原谅我们复造轮子者之罪孽，耶门～

前些天写html生成器的时候用到了erb，在生成html的时候是这么一句：

html=tpl.result(binding)

binding这个变量（Kernel的一个方法 T_T）有点古怪，就搜了下。它表示了ruby的当前作用域，没有任何对外可见的成员函数，唯一的用途就是传递给eval作第二个参数。因而可以这样：

def test_binding
    magic='brother Chun is PURE MAN'
    return binding
end
eval "puts magic", test_binding

这样就穿越了一个作用域。

有时可以见到这样的构造函数：

a=Baby.new {
    name "Makr"
    father "Mike"
    age 0.2
}
a.cry

好处就是好看。实现起来其实也很容易，用instance_eval：

class Baby
    def initialize(&blc)
        instance_eval(&blc) #here
    end
 
    def name(str=nil)
        @name=str if str
        @name
    end
    def age(num=nil)
        @age=num if num
        @age
    end
    def father(str=nil)
        @father=str if str
        @father
    end
    def cry
        puts "#{name} is only #{age.to_s} year old, he wanna milk! Brother Chun is PURE MAN!"
    end
end

有重复代码？用class_eval缩短之，有点像宏了：

class Baby
    def initialize(&blc)
        instance_eval(&blc)
    end
 
    def Baby.my_attr(*names)
        names.each{|n|
            class_eval %{
                def #{n}(x=nil)
                    @#{n}=x if x
                    @#{n}
                end
            }
        }
    end
 
    my_attr :name, :father, :age
 
    def cry
        puts "#{name} is only #{age.to_s} year old, he wanna milk! Brother Chun is PURE MAN!"
    end
end
 
a=Baby.new {
    name "Makr"
    father "Mike"
    age 0.2
}
a.cry

这里class_eval穿越到了类的作用域，实现了动态添加函数。instance_eval也是，穿越到了实例的作用域，实现修改其内部数据。明白了它们的穿越关系，我们可以实现自己的class_eval和instance_eval——从合适的地方搞到binding就行了。

class Baby
    def my_instance_eval(code)
        eval code, binding
    end
    def Baby.my_class_eval(code='')
        eval code, binding
    end
end

就这么简单。调用的时候就像这样：

class Baby
    def initialize(code)
        my_instance_eval(code)
    end
    my_attr :name, :father, :age
end
a=Baby.new %{
    name "Test"
    father "Orz"
    age 0.2
}

刚才省略了一点，那就是class_eval和instance_eval可以接受block代替字符串。搜了下，貌似没找到eval接受block的方法，所以这顶多算是只能eval字符串的山寨class_eval。

update: 想起来ruby中lambda和proc在作用域上的小区别，也就是binding的不同了。proc直接使用原先的binding，lambda继承原先作用域创建一个新的binding。

译言前几天被杯具了，还好当初嗅到苗头全都抓了来 -v-

新地址见http://fleurer-lee.com/lyah。

用自己写的小工具生成的html，parser的代码不到200行，代码写的非常之perl，不过显然还算够用。
代码高亮用的一个jquery插件Chili，很容易扩展，随便改两个正则就自制了个haskell高亮。

顺便校对了下翻译。

• ChinaUnix上的朋友对“柯里函数”等译法的意见比较大，不过在校对中没有做修改。关于人名构成的术语，例如“Fourier transform”还是“傅立叶变换”，译者认为后者更好看。
• “Function Application”直译作“函数应用”，在这里译为“函数调用”。相应的“partial application”直译作“部分应用”，在这里译为“不全调用”。
• “predicate”在这里译为“限制条件”，因为译者认为“断言”这个词有点吓人。
• 保留了List，Tuple，List Comprehension等名词，不过将Triple之类译为“三元组”，“function with two parameters”译为“二元函数”。
• 把原先译文中“在处理数字时是非常有用的”类的句式改为“在处理数字时非常有用”，“的”真的是很别扭的。
• 有一节的标题“Texas Range”译为“德州区间”，因为译者老家在德州…囧

修改的比较仓促，bug依然还有很多。呵呵，欢迎提意见！ ^_^

update: 可以svn checkout它的源码：https://lyah-cn.googlecode.com/svn/trunk/

作者：Gustavo Duarte
翻译：ssword
原文：http://duartes.org/gustavo/blog/post/how-the-kernel-manages-your-memory

我们已经对类型的虚拟地址空间布局有了一定了解，接下来我们进入内核，了解其内存管理机制。再拿gonzo的图示出来：

Linux内核使用进程描述符task_struct的实例来表示进程。task_struct中的mm字段指向内存描述符mm_struct，它储存了内存中各个段的起始位置（如上图）、进程中使用物理页的数量（rss是Resident Set Size的缩写）、虚拟地址区域的大小以及其他一点细节。在内存描述符中，我们还可以发现其两大心腹：虚拟内存区域和页表。Gonzo的内存区域表示起来如下：

每块虚拟内存区域（VMA）都是一段连续的虚拟地址，其间没有重叠。vm_area_struct的实例就是对一段内存区域的描述，其中包含了内存区域的起始地址、描述行为和访问控制的标志以及表示文件映射的vm_field字段，没有文件映射的VMA就是匿名的（anoymous）。除去内存映射段，如上的每个段（如堆、栈）都单独与一个VMA相关联。x86的机器大都如此组织内存，不过并非如此不可–VMA本身不关心自己位于哪个段。

对程序员而言，VMA在其内存描述符，既有mmap字段里顺序的一段链表，又有mm_rb字段的一棵红黑树。这棵红黑树使得内核得以快速按照给出的虚拟地址来找出相应的内存区域。像读取文件/proc/pid_of_process/maps的内容，内核就只是简单遍历这个VMA的链表再将其输出。Windows下的EPROCESS差不多就是task_struct和mm_struct的混合体，而其相对于VMA的等价物就是虚拟地址描述符（Virtual Address Descriptor），简称VAD，储存在一颗AVL树中。你说Windows和Linux最有趣的东西是啥？就是那点小差异。

4GB的虚拟地址空间被划分为页。32位的x86处理器允许将页划分为三种大小：4kb、2mb或4mb。Linux和Windows的用户虚拟地址空间的页大小都是4kb。地址中0-4085字节是第一页，4096-8191是第二页，以此类推。VMA的大小必为页大小的整数倍。如下就是按4kb分页的3gb用户空间：

处理器依据页表将虚拟地址转换为物理地址，不同进程的页表各不相同。因此在进程切换时，用户空间的页表也随之切换。Linux将指向进程页表的指针储存于内存描述符的pgd字段中。每个虚页都与一个页表入口（PTE）相关联，在一般的x86分页机制下，它就是一个4字节长的记录：

Linux有专门的函数来读写PTE的属性标志。P位表示次页表是否位于物理内存。若清零，读取这块内存就会触发一个页异常。牢记，就算该位清零，内核依然可以修改其他属性域。R/W表示读/写(read/write)；若清零，该页只读。U/S表示用户/超级用户(user/supervisor)，若清零，该页只允许内核访问。有了这些标志，才可以实现我们前面所见的只读内存和内核空间保护。

D位与A位分别表示dirty和accessed。若一个页曾被写过，它就被标记为dirty；若曾有过读或写，它就会被标记为accessed。这两个标志都挺难搞：进程只管设置它们，清零却只允许内核来做。PTE保存与此页相关联的起始地址，以4kb对齐。这个貌似简单的属性域有一点不足，那就是限制了物理内存最大只能是4GB。物理地址扩展相关的PTE属性域改天再讲。

虚拟页是内存保护的基本单元，其中的所有字节共享同一U/S和R/W标志。不同的虚拟页可能映射自同一物理页，但其保护标志并不一定相同。注意下，PTE中并没有包含执行权的标志。这带来的后果就是，早期的x86系列CPU可能将堆栈段上的代码执行，因而易于遭到堆栈缓冲区溢出的攻击（如今使用return-to-libc或其他技巧，依然可以对堆栈中不可执行的代码搞溢出）。更深一层，PTE中执行权限标志的缺失使得VMA中的保护标志不一定能够应用到硬件的保护机制。内核已尽其全力，然而体系结构的限制尤在。

虚拟内存也不是什么都存。它只是将一个程序的地址空间映射到实在的物理内存，即物理地址空间。虽然在某种意义上有些内存操作也需要经过总线，但我们在此大可忽略之，从而将物理地址看作是从0开头，以字节为单位递增的一段地址。内核将物理地址空间划分为n个页框。处理器对页框的存在并不关心，不过对内核而言页框至关重要，因为页框就是管理物理内存的基本单元。32位的Linux和Windows都是用4kb的页框，如下是个2GB内存机器的例子：

Linux的每个页框都带有一个描述符以及n个属性标志。这些描述符管理了电脑的所有物理内存，使得每个页框的状态都可以明确。物理内存通过伙伴内存分配机制进行管理，对伙伴系统而言，一个页框若可以分配，那它就是free的。分配来的页框可以是匿名，以储存程序数据；也可以是页缓存，以包含来自文件或设备的数据。也有其他类型的页框，在这里先略过就是。Windows下有个类似的页框号（Page Frame Number,PFN）数据库来跟踪物理内存。

现在把虚拟内存区域、页表、页框放到一起，看看其整体是如何工作。如下是个用户堆的例子：

蓝色方形表示了VMA中包含的页，箭头表示页经页表与页框形成的映射关系。某些虚拟页上并没有箭头，因为它们PTE中Present标志都是清零的。这些页可能是从未使用，也可能是已被换出。不过无论怎样，访问这些页都会导致页异常，即便这些页在VMA中也是如此。VMA和页表不能一一对应，可能难以理解，不过确实是经常发生的事情。

VMA就像是程序与内核间的通信员。你先下个什么请求（内存分配，文件映射等等），内核说“行”，它就创建或更新一个合适的VMA。但它并不会马上将其一步到位，而是等到有了页异常再来。内核是个懒惰且狡诈的混蛋，这就是虚拟内存的基本作风。熟悉与否，这一思想随处可见。VMA保存上面分配来的内容，而PTE决定其具体的行为。这两个数据结构共同管理着程序的内存，遇到页异常、释放内存、换页等操作的时候，都有它俩的份。看个这个内存分配的简单例子：

程序使用brk()系统调用来申请更多内存，内核就简单更新下堆的VMA，说“行了”。不过这时并没有页框真正分配出来，页也不在物理内存中。程序一旦要访问这些页，处理器就会触发页异常，并执行do_page_fault()。它使用find_vma()找出异常发生地址对应的VMA，若找到，检查VMA的权限标志以防恶意访问（读或写）；如果没有合适的VMA，就不再管这个内存访问而交给处理器触发一个段异常。

找到相应VMA之后，内核必须检查PTE的内容以及VMA的类型，以处理这个异常。在我们的例子里，PTE显示出这个页不在物理内存中。这里我们PTE为空（全为零），Linux中就表示这段虚拟页从未被映射过。这是个匿名的VMA，因此只能用do_anoymous_page()处理。它会分配一个页框，修改PTE将那发生异常的虚拟页映射到新分配的页框上。

也有例外。例如页已经换出，那它PTE中Present标志就是0，里面则保存了页内容在硬盘上的地址，它使用do_swap_page()读取硬盘并将其装载置页框。

我们内核内存管理之旅大约已行至一半。在下篇post里，我们会讨论上文件及性能的因素，以了解内存管理的整体。

囧，译到四分之三的时候发现已经有人译过了：http://blog.csdn.net/drshenlei/archive/2009/07/15/4350928.aspx