发表了主题帖： 《机器人智造的逻辑》第1、2章读后感

机器人简史 本书首先讲了古今中外对“类智能体”的孜孜不倦的探索，古希腊工匠之神制造了机械巨人塔罗斯，中国偃师智造的能歌善舞的伶人，鲁班发明的能飞三天三夜的“木鹊”。然后又讲了哲学方面的研究；中世界达 芬奇对自动机器、机器人的设计探索。 现代机器人的诞生，“机器人”一词来自捷克作家的《罗素姆万能机器人》的剧本中。之后的艺术创作中，很多出现了机器人。通用汽车公司在1961年的新泽西工厂进行试验安装，将机器人用于流水线作业，这项发明彻底改变了现代工业。近些年来，斯坦福大学、索尼公司、本田公司、特斯拉都前赴后继的投入到机器人的研究中，AI的发展给机器人带来了新的活力。   解剖机器人 机器人可以按照不同的方式进行分类，一般分为工业、服务、特种机器人。还可按照控制方式、结构形态进行分类 机器人的基本构成中核心系统包括：感知系统、中枢系统、运动系统。感知系统包括各类的传感器、信号调理电路、模数转化器、处理器等硬件及相关的软件。中枢系统相当于大脑的控制系统。运动系统采用轮式、履带式、轨道式等方式进行移动。 机器人的核心技术主要包括：传感器技术、视觉、自然语言处理；运动与控制；人机交互；语言交互。 自然语言处理专注于研究、开发、理解、生成自然语言的技术和算法。主要目的是设计和构建系统，使能识别、理解、阐释、生成和使用人类语言。深度学习通过模拟人脑神经元的工作原理，构建多层次、非线性的复杂模型结构，使机器人能够从海量数据中提炼层次的特征标石，并以此为基础进行模式识别和分析预测。人机交互的最终目标是打造能理解并响应人类需求、适应人类习惯的智能机器人。   感想 读这2个章节，感觉机器人设计了太多的内容，太多的学科。特别是核心技术的章节，感受到了，这个行业、产业的巨大。其中传感觉技术是硬件、语言交互涉及到了软件和算法的部分，想要摸清脉络十分的不容易，作为个人只能从一个小的方向加以研究可能能取得一点进步，如果胡子眉毛一般抓，都是一只半解，是很难在这个圈子做好的。

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本帖最后由 水手勇敢 于 2025-3-30 18:24 编辑        收到书后，第一感觉就是书挺不多，很厚实，装订印刷的都很好。           本书的作者顾浩楠是机器人产业的全方位的专业人士。作者阅历非常丰富，先后在新华社、机器人公司及相关产业的技术公司，做过相关产业的人文和科技方面的研究，做过微信公众号。作者丰富的阅历可以从不同的角度审视机器人行业，“横看成岭侧成峰，远近高低各不同”。           名家点评中有许多产业大佬、公司创始人对本书的一个点评，表达了对作者的认可及本书的高度评价。读过书的点评之后，我对本书的内容更加期待。           本书共分为八个章节：第一章是机器人简史，主要介绍机器人的前世今生，人类在漫长历史长河中对机器人的探索、遐想。机器人对工业发展的意义，今后将重塑人类的就业结构。第二章是“解剖”机器人，首先对机器人按照不同的方式进行分类。然后讲了基本构成：感知系统、中枢系统和运动系统。最后讲了对应基本构成需要的核心技术。第三章是一台机器人的诞生，本章主要讲解将机器人制作出来的步骤，包括：创意与需求、想法的验证与市场调研、产品的规划、产品创造过程等等。第四章是机器人的产业逻辑，包括：机器人的产业链全景图及相关的研究机构与组织、相关竞赛等活动、我国机器人公司的现状。第四章是机器人的投资价值，本章从投资的角度讲解，包括长逻辑的价值判断，相关企业的商业模式分析，投资人的分析。第五章是来吧！投身于机器人行业，首先讲了机器人公司的职能划分、如何选择适合自己的岗位，然后是如何自我提升以及学习资源清单，最后写了职业发展的建议，技术和市场路线的提升路线。第七章是幻境之舞：AI与机器人，这章讲了AI与机器人的相互关系，重点讲了人形机器人。第八章是中国机器人出海的内核，本章讲了我国机器人的全球化之旅及颠覆性的新机遇。           通过对本书的初略翻看，感觉这本书将使我对机器人行业有一个全新的认识，会修正我以前的很多错误的观点，也给我的技术方面的学习给了方向上的指引。  

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  个人信息无误，可以按时完成分析。 

回复了主题帖： 撒积分啦！！机器人开发圈公众号上线、还有多个新板块设立哦~~

恭喜恭喜开发新板块。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。

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发表了主题帖： 《Linux内核深度解析》-文件系统简单介绍的学习

     一、文件系统架构      1、Linux文件系统的架构如下图，分为用户空间、内核空间和硬件3个部分。   用户空间层面        应用程序使用glibc库封装的标准I/O流函数访问文件。分别使用fopen（打开）、fclose（关闭）、fread（关闭）、fwrite（写）、fseek（设置文件偏移）等。 硬件层面         外部存储设备分别为块设备、闪存、NVDIMM设备。 内核空间层面         由于内核支持多种文件系统类型，为了给用户提供统一的操作接口，内核实现一个抽象层，虚拟文件系统（VFS）。文件系统分为以下4种： 块设备文件系统，机械硬盘和固态硬盘等块设备。常用的是文件系统EXT和btrfs。 闪存文件系统，存储设备为NAND闪存和NOR闪存。常用的是JFFS2、UBIFS。 内存文件系统，常用的是tmpfs。 伪文件系统，是为了使用虚拟文件系统的编程接口。常用的是sockfs、proc、sysfs、hugetlbfs、cgroup等。        二、虚拟文件系统的数据结构        虚拟文件系统定义一套统一的数据结构。 超级块。文件系统的开始部分是超级块，描述文件系统的总体信息，挂载文件系统时，内存中创建结构体super_block。 VFS在内存中把目录组织为一棵树，进程根据树目录访问对应的文件系统。 根据文件系统的超级块格式，注册文件系统类型file_system_type. 索引节点。每个文件对应一个索引节点，每个索引节点有唯一编号。当内核访问存储设备上的文件时，会在内存中创建索引节点的结构体inode。 目录项。当内核访问存储设备上的一个目录项时，会在内存中创建该目录项的一个副本:结构体dentry。 当进程打开一个文件的时候，VFS就会创建文件的一个file结构体，然后为文件表中分配一个文件描述符，最后把文件描述符和file结构体的映射添加到打开文件表中。

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秦天qintian0303 发表于 2025-2-1 08:09 过年都不休息啊，大家都好好卷啊    早上起早写的，你看7点多就写完了。

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进程是在 CPU 及内存中运行的程序代码，而每个进程可以创建一个或多个进程（父子进程）。Linux有以下几种进程状态，分别是： (1)就绪:进程描述符state是TASK_RUNNING，正在运行队列中等待调度器调度。 (2)运行:进程描述符state是TASK_RUNNING，被调度器选中，正在处理器上运行。 (3)轻度睡眠:进程描述符state是TASK_INTERRUPTIBLE，可以被信号打断。 (4)中度睡眠:进程描述符state是TASK_KILLABLE，只能被致命的信号打断。 (5)深度睡眠:进程描述符的字段state是TASK_UNINTERRUPTIBLE，不能被信号打断。 (6)僵尸:进程描述符state是TASKDEAD，字段exit_state是EXIT_ZOMBIE。如果父进程关注子进程退出事件，那么子进程在退出时发送SIGCHLD信号通知父进程，变成僵尸进程，父进程在查询子进程的终止原因后回收子进程的进程描述符。 (7)死亡:进程描述符的字段state是TASK_DEAD，如果父进程不关注子进程退出事件，那么子进程退出时自动消亡。 如图所示： 客户端进程查看脚本为： ps aux 下图为centos运行的进程查看图。   Linux对进程状态的代码如下： /* * The task state array is a strange "bitmap" of * reasons to sleep. Thus "running" is zero, and * you can test for combinations of others with * simple bit tests. */ static const char * const task_state_array[] = { "R (running)", /* 0 */ "S (sleeping)", /* 1 */ "D (disk sleep)", /* 2 */ "T (stopped)", /* 4 */ "t (tracing stop)", /* 8 */ "X (dead)", /* 16 */ "Z (zombie)", /* 32 */ };  

发表了主题帖： 《Linux内核深度解析》-系统调用学习

一、系统调用         系统调用是内核给用户程序提供的编程接口。用户程序可使用glibc库对单个系统提供的函数，或使用syscall ( ):。系统调用fork()为例： SYSCALL_DEFINE0(fork) //展开后为 asmlinkage long sys_fork(void) { #ifdef CONFIG_MMU return _do_fork(SIGCHLD,0,0,NULL,NULL,0) #else Return -EINVAL; #endif }             需要在系统调用表中保存系统调用号和处理函数的映射关系，sys_call_table如下： /source/arch/x86/kernel/syscall_64.c asmlinkage const sys_call_ptr_t sys_call_table[__NR_syscall_max+1] = { /* * Smells like a compiler bug -- it doesn't work * when the & below is removed.*/ [0 ... __NR_syscall_max] = &sys_ni_syscall, #include <asm/syscalls_64.h> }; 二、执行系统调用 系统调用划分到同步异常，在异常级别1的异常向量表中，64位调用入口为el0_sync函数。 el0_sync: kernel_entry 0 mrs x25, esr_el1 // 读异常情况寄存器 lsr x24, x25, #ESR_ELx_EC_SHIFT // 判断异常类别 cmp x24, #ESR_ELx_EC_SVC64 // 64-bit 系统调用 b.eq el0_svc //跳转到el0_svc ... el0_svc负责执行系统调用，如果上层调用open系统调用打开文件时，就会从从sys_call_table，根据系统调用号，找到对应的sys_call_table元素，也即sys_open；并执行。代码如下： sc_nr .reg x25 //系统调用数量 scno .req x26 //系统调用号 stbl .req x27 //系统调用表地址 Tsk .req x28 //当前进程的thread_info结构体的地址 el0_svc: adrp stbl, sys_call_table // load syscall table pointer uxtw scno, w8 // syscall number in w8 mov sc_nr, #__NR_syscalls //把寄存器x25设置为系统调用数量 el0_svc_naked: // compat entry point stp x0, scno, [sp, #S_ORIG_X0] // save the original x0 and syscall number enable_dbg //开启调试 enable_irq //开启中断 get_thread_info tsk ldr x16, [tsk, #TI_FLAGS] // check for syscall tracing tbnz x16, #TIF_SYSCALL_TRACE, __sys_trace // are we tracing syscalls? adr lr, ret_fast_syscall // return address，用于返回用户空间 cmp scno, sc_nr // check upper syscall limit b.hs ni_sys //如果超过系统调用限制，跳转到ni_sys 处理 ldr x16, [stbl, scno, lsl #3] // address in the syscall table br x16 // call sys_* routine ni_sys: //超过调用数量限制的处理 mov x0, sp b do_ni_syscall ENDPROC(el0_svc) ret_fast_syscall从系统调用返回用户空间，代码如下 /* * This is the fast syscall return path. We do as little as possible here, * and this includes saving x0 back into the kernel stack. */ ret_fast_syscall: disable_irq // disable interrupts str x0, [sp, #S_X0] // returned x0 ldr x1, [tsk, #TSK_TI_FLAGS] // re-check for syscall tracing and x2, x1, #_TIF_SYSCALL_WORK cbnz x2, ret_fast_syscall_trace and x2, x1, #_TIF_WORK_MASK cbnz x2, work_pending enable_step_tsk x1, x2 kernel_exit 0 ret_fast_syscall_trace: enable_irq // enable interrupts b __sys_trace_return_skipped // we already saved x0 /* * Ok, we need to do extra processing, enter the slow path. */ work_pending: mov x0, sp // 'regs' bl do_notify_resume #ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS bl trace_hardirqs_on // enabled while in userspace #endif ldr x1, [tsk, #TSK_TI_FLAGS] // re-check for single-step b finish_ret_to_user /* * "slow" syscall return path. */ ret_to_user: disable_irq // disable interrupts ldr x1, [tsk, #TSK_TI_FLAGS] and x2, x1, #_TIF_WORK_MASK cbnz x2, work_pending finish_ret_to_user: enable_step_tsk x1, x2 kernel_exit 0 ENDPROC(ret_to_user) work_pending调用do_notify_resume函数，代码如下： asmlinkage void do_notify_resume(struct pt_regs *regs, unsigned int thread_flags) { /* * The assembly code enters us with IRQs off, but it hasn't * informed the tracing code of that for efficiency reasons. * Update the trace code with the current status. */ trace_hardirqs_off(); do { if (thread_flags & _TIF_NEED_RESCHED) { schedule(); } else { local_irq_enable(); if (thread_flags & _TIF_UPROBE) uprobe_notify_resume(regs); if (thread_flags & _TIF_SIGPENDING) do_signal(regs); if (thread_flags & _TIF_NOTIFY_RESUME) { clear_thread_flag(TIF_NOTIFY_RESUME); tracehook_notify_resume(regs); } if (thread_flags & _TIF_FOREIGN_FPSTATE) fpsimd_restore_current_state(); } local_irq_disable(); thread_flags = READ_ONCE(current_thread_info()->flags); } while (thread_flags & _TIF_WORK_MASK); }  

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oxlm_1 发表于 2025-1-17 09:23 一个模块一个模块地啃还是可以搞懂，只是linux内核太大了，内容太多了，没书完全不知道从哪开始啃 操作系统要坚持看，睡觉前比起床前进步一点点，极少成多，慢慢就有感觉了。这种知识不是一会半会的功夫。

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T_T1111 发表于 2025-1-16 20:29 表示没有看懂，看着不像ARM或者X86 我写的不全，另外Linux内核确实比较难。

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风尘流沙 发表于 2025-1-14 14:35 已下载学习了，谢谢楼主的介绍。 共同进步

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《Linux内核深度解析》-异常处理 一、异常级别 二、异常分类 异常分为同步异常和异步异常。如下图所示   三、异常处理     以出现用户模式（异常级别0）下访问数据时生成的页错误异常为例。 el0_sync: kernel_entry 0 mrs x25, esr_el1 // read the syndrome register lsr x24, x25, #ESR_EL1_EC_SHIFT // exception class cmp x24, #ESR_EL1_EC_SVC64 // SVC in 64-bit state b.eq el0_svc cmp x24, #ESR_EL1_EC_DABT_EL0 // data abort in EL0 b.eq el0_da //调用el0_da cmp x24, #ESR_EL1_EC_IABT_EL0 // instruction abort in EL0 b.eq el0_ia cmp x24, #ESR_EL1_EC_FP_ASIMD // FP/ASIMD access b.eq el0_fpsimd_acc cmp x24, #ESR_EL1_EC_FP_EXC64 // FP/ASIMD exception b.eq el0_fpsimd_exc cmp x24, #ESR_EL1_EC_SYS64 // configurable trap b.eq el0_undef cmp x24, #ESR_EL1_EC_SP_ALIGN // stack alignment exception b.eq el0_sp_pc cmp x24, #ESR_EL1_EC_PC_ALIGN // pc alignment exception b.eq el0_sp_pc cmp x24, #ESR_EL1_EC_UNKNOWN // unknown exception in EL0 b.eq el0_undef cmp x24, #ESR_EL1_EC_BREAKPT_EL0 // debug exception in EL0 b.ge el0_dbg b el0_inv     对于用户模式（异常级别0）下生成的同步异常，入口是el0_sync。该入口函数在arch/arm64/kernel/entry.s中 通过上面代码，跳到对应的异常处理函数，  其中：访问数据时生成的页错误异常，通过（   b.eq    el0_da                   //调用el0_da   ）这行代码，进入   el0_da   函数。 下面为 el0_da   函数代码 el0_da: /* * Data abort handling */ mrs x26, far_el1 //获取数据的虚拟地址 // enable interrupts before calling the main handler enable_dbg_and_irq //开启调试异常和中断 ct_user_exit bic x0, x26, #(0xff << 56) mov x1, x25 mov x2, sp bl do_mem_abort //调用do_mem_abort函数 b ret_to_user    通过do_mem_abort(  ) 函数将异常信息进行处理。