Linux内核设计与实现的方法是什么

今天小编给大家分享一下Linux内核设计与实现的方法是什么的相关知识点，内容详细，逻辑清晰，相信大部分人都还太了解这方面的知识，所以分享这篇文章给大家参考一下，希望大家阅读完这篇文章后有所收获，下面我们一起来了解一下吧。

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Unix强大的根本原因:

1. Unix简洁, 提供几百个系统调用, 设计目的明确

2. Unix中 所有东西都被当做文件对待

3. Unix内核和相关系统工具是用C语言开发的, 移植能力强大

4. Unix进程创建迅速, 有独特的fork机制

5. Unix提供简单稳定的进程间通信元语

Linux是类Unix系统, 借鉴了Unix设计并实现了Unix的API.

应用程序通常调用库函数(如C库函数)再由库函数通过系统调用界面, 让内核代其完成各种任务.

• Linux支持动态加载内核模块

• Linux支持对称多处理(SMP)机制

• Linux为 抢占式内核

• Linux并不区分线程和其他的一般进程

• Linux提供具有设备类的面向对象的设备模型, 热插拔事件, 以及用户控件的设备文件系统

中断和中断处理

中断是一种解决处理器和速度差异的方案, 只有在硬件需要的时候再向内核发出信号. 中断本质上是一种特殊的电信号.

• 内核响应特定中断, 然后 内核 调用特定的 中断处理程序 , 终端处理程序是设备驱动程序的一部分

• Linux中的终端处理程序是不可重入的, 同一个中断处理程序不会被同时调用

• 中断上下文不可以睡眠(我理解当前被中断的程序再中断处理结束后需要继续执行)

• 中断处理程序不在进程上下文中进行, 他们不能阻塞

• 中断处理分为两部分, 上半部为中断处理程序, 要求尽可能快的执行, 下半部( 用于减少中断处理程序的工作量  )执行与中断处理密切相关但中断处理程序本身不执行的工作

• 下半部的实现方法 软中断、tasklet、工作队列 ,

中断机制的实现:设置产生中断, 通过电信号给处理器的特定管脚发送一个信号, 处理器听着当前处理工作, 关闭中断系统 ,  然后调到内存中预定义的位置(中断处理程序的入口点)开始执行.计算终端号, do_IRQ() 对接收的中断进行应答, 禁止这条线上的中断传递.

内核同步

对于共享资源, 如果同时被多个线程访问和操作, 就可能发生各线程之间相互覆盖共享数据, 造成访问数据不一致.

同步实现通过主要 锁机制 对共享资源进行加锁, 只有持有锁的线程才能操作共享资源, 其他线程睡眠(或者轮询). 资源操作完成后, 持有锁的线程释放锁,  由等待线程抢锁.

内核同步方法:

1. 原子操作

2. 自旋锁 , 特性是当线程无法获取锁, 会一直忙循环( 忙等 )等待锁重新可以, 适用于短期轻量级加锁

3. 读/写自旋锁 (共享/排它锁), 一个或多个任务可以并发的持有读者锁, 写者锁只能被一个写任务持有.

4. 信号量 (睡眠锁), 如果一个任务试图获得一个被占用的信用量时, 信号量会将其推进一个等待队列, 然后让其睡眠. 当信号量可用后,  等待队列中的任务会被唤醒. 适用于锁被长期占用的时候.

5. mutex(计数为1的信号量), 这个是编程中最常见的.

6. 顺序锁

7. 屏障 (barriers), 用于确保指令序列和读写的执行顺序

内核中造成并发的原因:

• 中断, 几乎可以再任何时刻异步发生, 可能随时打断当前正在执行的代码

• 软中断和tasklet, 内核能在任何时刻唤醒或调度软中断或tasklet, 打断当前正在执行的代码

• 内核抢占

• 睡眠及与用户空间的同步

• 对称多处理, 多个处理器同时执行代码

内存管理

内核把物理页作为内存管理的基本单位, 内存管理单元(MMU, 管理内存并将虚拟地址转换为物理地址) 通常以页为单位来管理系统中的页表.

内核把也划分为不同的区( zone ), 使用区对具有相似特性的页进行分组

//  该函数分配2的order次方个连续`物理页`, 返回指针指向***个页的page结构体  staticinlinestructpage *  alloc_pages(gfp_tgfp_mask,unsignedintorder)  // 释放物理页  externvoidfree_pages(unsignedlongaddr,unsignedintorder);  //以字节为单位分配一块内核内存(物理上连续)  static__always_inlinevoid*kmalloc(size_tsize,gfp_tflags)  //释放kmalloc分配的内存块  voidkfree(constvoid*);

虚拟文件系统

虚拟文件系统为用户控件程序提供了文件和文件系统相关接口.

文件的元数据, 被存储在一个单独的数据结构中, 被称为 inode (索引节点)

虚拟文件系统(VFS)有四个主要的对象模型:

• 超级块对象, 代表一个具体的已安装文件系统, 存储特定文件系统的信息

• 索引节点对象, 代表一个具体文件, 包含内核在操作文件或目录时需要的全部信息, 一个索引节点代表文件系统中的一个文件,

• 目录项对象, 代表一个目录项, 是路径的一个组成部分, VFS把目录当做文件处理 , 目录项对象没有对应的磁盘数据结构

• 文件对象, 代表进程打开的文件, 进程直接处理的是文件

//  文件对象的数据结构 structfile { union{ structllist_node fu_llist; structrcu_head fu_rcuhead;  } f_u; structpath f_path; structinode *f_inode;/* cached value */ conststructfile_operations *f_op;  /*  * Protects f_ep_links, f_flags.  * Must not be taken from IRQ context.  */ spinlock_tf_lock; atomic_long_tf_count; unsignedintf_flags; fmode_tf_mode; structmutex f_pos_lock; loff_tf_pos; structfown_struct f_owner; conststructcred *f_cred; structfile_ra_state f_ra;   u64 f_version; #ifdefCONFIG_SECURITY void*f_security; #endif /* needed for tty driver, and maybe others */ void*private_data;  #ifdefCONFIG_EPOLL /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */ structlist_head f_ep_links; structlist_head f_tfile_llink; #endif/* #ifdef CONFIG_EPOLL */ structaddress_space *f_mapping; } __attribute__((aligned(4)));/* lest something weird decides that 2 is OK */

块I/O层

系统中能够 随机访问 固定大小数据片(chunks)的硬件设备称作块设备, 如硬盘. 按照字符流的方式被 有序访问 的硬件设备称为字符设备,  如键盘

# I/O设备基本容器由bio结构体表示

• I/O调度程序 用于管理块设备的请求队列, 决定队列中的请求排列顺序以及什么时刻派发请求到挂设备. 这样有利于减少磁盘的寻址时间,  从而提高全局的吞吐量

• linux实际使用的I/O调度程序有 linux电梯, 最终期限I/O调度, 预测I/O调度程序, 空操作的I/O调度程序

进程地址空间

内核需要管理用户空间中进程的内存, 这个内存称为 进程地址空间 , 系统中所有进程之间以虚拟方式共享内存.

进程地址空间由进程可寻址的虚拟内存组成, 每个进程有32位或64位地址空间.

虚拟地址空间, 可被访问的合法地址空间称为 内存区域 :

• 可执行文件代码的内存映射, 称为代码段

• 可执行文件的已初始化全局变量的内存映射, 称为数据段

• 包含未初始化全局变量,bss(block started by symbol)段的零页的内存映射

• 用于进程用户空间栈的零页内存映射

• 每一个如C库或动态链接程序等共享库的代码段、数据段和bss会被载入进程的地址空间

• 任何内存映射文件

• 任何共享内存段

• 任何匿名的内存映射, 如malloc分配的内存

内核使用内存描述符结构体表示进程的地址空间, 内存描述符由mm_struct( )结构体表示.  内核线程没有进程地址空间, 也没有相关的内存描述符, 所有内核线程没有用户上下文

应用程序操作的对象是 映射到物理内存上的虚拟内存 , 而处理器操作的是物理内存, Linux使用三级页表完成地址转换, 每个虚拟地址作为索引指向页表,  页表项则指向下一级的页表. 在多级页表中通过TLB(translate lookaside buffer)作为一个虚拟地址映射到物理地址的缓存

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