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1.1 内核的任务
1.2 实现策略
1.3 内核的组成部分
1.3.1 进程、进程切换、调度
1.3.2 UNIX 进程
1.3.3 地址空间和特权级别
1.3.4 页表
1.3.5 物理内存的分配
1.3.6 计时
1.3.7 系统调用
1.3.8 设备驱动程序
1.3.9 网络
1.3.10 文件系统
1.3.11 模块和热插…目录
1.1 内核的任务
1.2 实现策略
1.3 内核的组成部分
1.3.1 进程、进程切换、调度
1.3.2 UNIX 进程
1.3.3 地址空间和特权级别
1.3.4 页表
1.3.5 物理内存的分配
1.3.6 计时
1.3.7 系统调用
1.3.8 设备驱动程序
1.3.9 网络
1.3.10 文件系统
1.3.11 模块和热插拔
1.3.12 缓存
1.3.13 链表处理
1.3.14 对象管理和引用计数
1.3.15 数据类型
1.3.16 本书的局限性
1.4 为什么内核是特别的
1.5 行文注记
1.6 小结 本专栏文章将有70篇左右欢迎关注查看后续文章。 本章是概述如有不懂欢迎阅读后续章节。
1.1 内核的任务
管理系统软硬件资源。
1.2 实现策略
常见操作系统有两类实现 微内核中央内核子模块文件系统内存管理网络 优点可动态拓展。 缺点模块间通信负荷大。 宏内核单内核所有功能在一个内核镜像中。 优点模块间通信简单高效因为都在同一个地址空间。 Linux为宏内核但引入微内核的模块特性。
1.3 内核的组成部分 1.3.1 进程、进程切换、调度
后续章节讲。
1.3.2 UNIX 进程
init第一个运行进程由内核启动。
pstree命令查看进程关系拓扑。 Unix系统中创建新进程机制fork和exec Linux独有创建新进程机制clone fork采用写时拷贝 内存复制操作延迟到子进程或父进程写内存。若只读父子进程共享同一内存页。 命名空间namespace 内核2.6开始引入用于支持容器虚拟化和KVM的虚拟化机制不同。 页帧物理内存页。
页 虚拟内存地址空间页。 内核可决定物理内存哪些区域可被多个应用进程共享哪些区域不共享。
1.3.3 地址空间和特权级别
CPU字长 含义CPU一次能并行处理的二进制位数。 决定了可管理地址空间的最大长度。 由task_struct可知内核中task指用户空间进程。
所以TASK_SIZE指用户空间。 32位系统为例 TASK_SIZE 3G即每个进程的用户空间0-3G。 3G-4G内核空间是所有进程共享的每创建一个进程就创建一个内核栈THREAD_SIZE大小为8或16KB。 所有进程的内核栈都存在于3G-4G虚拟地址空间中。 传统X86 CPU有4种特权级别最高ring 0、ring 1、ring 2、ring 3最低。
但Linux设计之初只使用两种 ring 0内核态 ring 3用户态 后来Linux虚拟化需要比ring 0更高的特权级别如KVMQEMU中KVM和QEMU分别都需要不同的特权级别。
所以X86 CPU新增4个特权级别即root mode的ring0-ring3原来的ring0-ring3变为non-root mode的ring0-ring3。 如下图 1.3.4 页表
页表一个保存了虚拟地址空间到物理地址空间映射关系的数据结构。
页帧一个物理内存页。 页帧号该物理页编号。 一个进程的整个虚拟地址空间通常不会同时映射到物理内存。 如 1. 需要使用时才换入内存时建立映射表。 2. 内存不足时换出到硬盘交换分区。 虚拟地址空间中未使用或未映射的区域不必创建页目录和页表可节省内存。 页表为减少页表占用内存采用多级页表。 全局页表第一级页表的物理地址放到页表基址寄存器PTR中 X86中的PTRCR3寄存器。 ARM-v7协处理器CP15的寄存器TTBR。 ARM-v8系统寄存器TTBR。 TTBRTranlation Table Base Register
CR3Control Register 3 四级页表使用四个数组而PGDPMDPTEOffset值都作为对应数组的索引。 MMUMemory Management UnitCPU内部的一个单元。 功能 完成虚拟地址到物理地址的转换。 缓存页表。 MMU内包含两部分 TLBTranslation Lookaside Buffer用于缓存页表。 TWUTable Walk Unit执行查询页表。 TLB未命中没有缓存到虚拟地址对应的物理地址映射此时才进行四级页表转换。
当页表更改需使TLB内容无效。 VA虚拟地址。
PA物理地址。
1.3.5 物理内存的分配
通过查看页表项中的PG_xx标志。可知对应页帧是已分配或空闲。 内核可按整页分配内存。 也可按字节分配如kmalloc。 伙伴系统 目标 用于分配连续页。 解决内存碎片问题。 当应用程序释放内存时若相邻内存块都空闲则合并成更大页并放回到伙伴列表中。 分配粒度页。 slab缓存 将从伙伴系统分配的页划分为更小的部分 用于缓存频繁使用的数据结构如task_structmm_struct kmalloc也基于slab机制对应slab数据结构是kmalloc-32kmalloc-16等。 slab缓存自动维护与伙伴系统的交互在缓存用尽时从伙伴系统请求新的页帧。 页面交换swap 内存不足时将页内容交换到磁盘空间。 被换出的页的页表项有特殊标识PG_swapcache。 进程访问该标志的页帧时CPU发出缺页异常然后内核从硬盘读数据到内存。
1.3.6 计时
每次定时器中断会更新内核全局变量jiffies。 jiffies系统从启动以来的时钟滴答数tick。 HZ常量每秒时钟滴答次数即每秒jiffies会增加HZ数。 如系统启动5秒后jiffies HZ * 5。HZ值通常为100、250、1000。
1.3.7 系统调用
系统调用原理 1. 使用int 0x80或syscall指令触发系统调用中断。 2. 执行中断服务程序ISR。 3. 从EAX寄存器中读取系统调用号。 4. ISR执行系统调用号对应处理函数。 5. 通过寄存器或栈传递函数返回值给用户空间。 6. 用户程序恢复执行。 系统调用号是有限的所有可能多个系统调用一个号如socketbindconnect等都会调用SYSTEM_socket具体通过参数区分。 x86常用的寄存器EAX、EBX、ECX、EDX 0x80号中断对应的中断处理程序是system_call。
1.3.8 设备驱动程序
字符设备 连续数据流按字节为单位读写。 只能顺序读取不支持随机存取。 块设备 可随机存取某区域不需要按顺序。 只能以块通常512B为单位读写。 通常有缓存机制。
1.3.9 网络
网卡不能通过设备文件访问。
1.3.10 文件系统
inode存储文件属性。包含 文件类型普通文件、目录、符号链接等。 文件权限读、写、执行。 文件大小。 文件的访问和修改时间。 文件数据的物理磁盘位置。 Ext2特点 inode也存储在磁盘上目录也表示为普通文件。 inode存储文件属性。
一个目录文件的内容是该目录下所有文件的inode指针。
1.3.11 模块和热插拔
热插拔原理 1. 内核检测热插拔。 2. 内核调用modprobe/hotplug等应用程序。 3. 加载相应驱动或子系统。
1.3.12 缓存
块设备的缓存管理 分配内存页面。 映射块设备数据将块设备的数据映射到分配的页面上。 缓存管理当需要访问块设备时先检查缓存中是否存在所需的数据。如果存在直接访问缓存中数据而无需访问实际的块设备。 数据同步修改块设备数据后将数据从缓存写回到块设备上确保数据同步。
1.3.13 链表处理
struct list_head { struct list_head *next, *prev
}; 表头struct list_head *p; void list_add(struct list_head *new, struct list_head *head) //从表头插入
{ __list_add(new, head, head-next);
}
void list_add_tail(struct list_head *new, struct list_head *head)//从表尾插入
{ __list_add(new, head-prev, head);
}
void __list_add(struct list_head *new, struct list_head *prev, struct list_head *next)
{ new-next next; new-prev prev; next-prev new; prev-next new
}
int list_empty(struct list_head *head)
{ return head-next head;
}
1.3.14 对象管理和引用计数
kset kobj ktype作用 用于设备模型。 构建内核中的对象系统。 总结 kobject 表示内核中的各种实体。 kset 表示内核对象的集合可组织和管理这些对象。 可有一个或多个子 kset形成父子关系的树形结构。 ktype 定义了 kobj对象的属性、方法。如提供/sys中对象对应的读写函数。 struct kobject { const char *name; struct list_head entry; 用于将当前对象链接到父对象中。 struct kobject *parent; 父对象 struct kset *kset; 所属kset struct kobj_type *ktype; struct kernfs_node *sd; /* sysfs directory entry */ struct kref kref; 引用计数
};
kobject相关函数 kobject_getkobject_putkobject_registerkobject_add struct kset { //作用归类 struct list_head list; 连接该kset集合所有kobject spinlock_t list_lock; struct kobject kobj 该kset所有kobject的父对象。 struct kset_uevent_ops *uevent_ops; 生成uevent事件给hotplug进程实现热插拔功能。
} struct kobj_type { //即ktype作用提供sysfs文件系统接口 const struct sysfs_ops *sysfs_ops; struct attribute **default_attrs;
}; 引用计数kref值封装在一个结构中以防止直接/-操作该值。必须使用对应API如 kref_get(struct kref *kref); kref_put();
1.3.15 数据类型
pid_tsector_tstruct kref 这些变量不能直接访问需通过指定函数。 MIPS CPU可同时支持大小端需设置。 cpu_to_le64将64位数据转成小端。 不存在cpu_to_le8函数因为8位数据char大小端都一样。如下图 判断大小端的代码
int num 0x11223344;
int isBigEnd()
{ int *p # char *p2 (char*)p; if (*p20x11){ return 1; } return 0;
} per-cpu变量 多处理器中为每个CPU都分配一个值。数据在各自CPU缓存中可快速访问不同CPU缓存中避免同步加锁。 定义方法 DEFINE_PER_CPU(type, name) 读写变量值 int value get_cpu_var(per_cpu_var); //读写操作... put_cpu_var(per_cpu_var); __user表示该指针属于用户地址空间。
1.3.16 本书的局限性
1.4 为什么内核是特别的
许多体系不支持非对齐的内存访问。
1.5 行文注记
1.6 小结
