Linux內核設計與實現的方法是什么

今天小編給大家分享一下Linux內核設計與實現的方法是什么的相關知識點，內容詳細，邏輯清晰，相信大部分人都還太了解這方面的知識，所以分享這篇文章給大家參考一下，希望大家閱讀完這篇文章后有所收獲，下面我們一起來了解一下吧。

Unix強大的根本原因:

1. Unix簡潔, 提供幾百個系統調用, 設計目的明確

2. Unix中 所有東西都被當做文件對待

3. Unix內核和相關系統工具是用C語言開發的, 移植能力強大

4. Unix進程創建迅速, 有獨特的fork機制

5. Unix提供簡單穩定的進程間通信元語

Linux是類Unix系統, 借鑒了Unix設計并實現了Unix的API.

應用程序通常調用庫函數(如C庫函數)再由庫函數通過系統調用界面, 讓內核代其完成各種任務.

• Linux支持動態加載內核模塊

• Linux支持對稱多處理(SMP)機制

• Linux為 搶占式內核

• Linux并不區分線程和其他的一般進程

• Linux提供具有設備類的面向對象的設備模型, 熱插拔事件, 以及用戶控件的設備文件系統

中斷和中斷處理

中斷是一種解決處理器和速度差異的方案, 只有在硬件需要的時候再向內核發出信號. 中斷本質上是一種特殊的電信號.

• 內核響應特定中斷, 然后 內核 調用特定的 中斷處理程序 , 終端處理程序是設備驅動程序的一部分

• Linux中的終端處理程序是不可重入的, 同一個中斷處理程序不會被同時調用

• 中斷上下文不可以睡眠(我理解當前被中斷的程序再中斷處理結束后需要繼續執行)

• 中斷處理程序不在進程上下文中進行, 他們不能阻塞

• 中斷處理分為兩部分, 上半部為中斷處理程序, 要求盡可能快的執行, 下半部( 用于減少中斷處理程序的工作量  )執行與中斷處理密切相關但中斷處理程序本身不執行的工作

• 下半部的實現方法 軟中斷、tasklet、工作隊列 ,

中斷機制的實現:設置產生中斷, 通過電信號給處理器的特定管腳發送一個信號, 處理器聽著當前處理工作, 關閉中斷系統 ,  然后調到內存中預定義的位置(中斷處理程序的入口點)開始執行.計算終端號, do_IRQ() 對接收的中斷進行應答, 禁止這條線上的中斷傳遞.

內核同步

對于共享資源, 如果同時被多個線程訪問和操作, 就可能發生各線程之間相互覆蓋共享數據, 造成訪問數據不一致.

同步實現通過主要 鎖機制 對共享資源進行加鎖, 只有持有鎖的線程才能操作共享資源, 其他線程睡眠(或者輪詢). 資源操作完成后, 持有鎖的線程釋放鎖,  由等待線程搶鎖.

內核同步方法:

1. 原子操作

2. 自旋鎖 , 特性是當線程無法獲取鎖, 會一直忙循環( 忙等 )等待鎖重新可以, 適用于短期輕量級加鎖

3. 讀/寫自旋鎖 (共享/排它鎖), 一個或多個任務可以并發的持有讀者鎖, 寫者鎖只能被一個寫任務持有.

4. 信號量 (睡眠鎖), 如果一個任務試圖獲得一個被占用的信用量時, 信號量會將其推進一個等待隊列, 然后讓其睡眠. 當信號量可用后,  等待隊列中的任務會被喚醒. 適用于鎖被長期占用的時候.

5. mutex(計數為1的信號量), 這個是編程中最常見的.

6. 順序鎖

7. 屏障 (barriers), 用于確保指令序列和讀寫的執行順序

內核中造成并發的原因:

• 中斷, 幾乎可以再任何時刻異步發生, 可能隨時打斷當前正在執行的代碼

• 軟中斷和tasklet, 內核能在任何時刻喚醒或調度軟中斷或tasklet, 打斷當前正在執行的代碼

• 內核搶占

• 睡眠及與用戶空間的同步

• 對稱多處理, 多個處理器同時執行代碼

內存管理

內核把物理頁作為內存管理的基本單位, 內存管理單元(MMU, 管理內存并將虛擬地址轉換為物理地址) 通常以頁為單位來管理系統中的頁表.

內核把也劃分為不同的區( zone ), 使用區對具有相似特性的頁進行分組

// <linux/gfp.h> 該函數分配2的order次方個連續`物理頁`, 返回指針指向***個頁的page結構體  staticinlinestructpage *  alloc_pages(gfp_tgfp_mask,unsignedintorder)  // 釋放物理頁  externvoidfree_pages(unsignedlongaddr,unsignedintorder);  //<linux/slab.h>以字節為單位分配一塊內核內存(物理上連續)  static__always_inlinevoid*kmalloc(size_tsize,gfp_tflags)  //釋放kmalloc分配的內存塊  voidkfree(constvoid*);

虛擬文件系統

虛擬文件系統為用戶控件程序提供了文件和文件系統相關接口.

文件的元數據, 被存儲在一個單獨的數據結構中, 被稱為 inode (索引節點)

虛擬文件系統(VFS)有四個主要的對象模型:

• 超級塊對象, 代表一個具體的已安裝文件系統, 存儲特定文件系統的信息

• 索引節點對象, 代表一個具體文件, 包含內核在操作文件或目錄時需要的全部信息, 一個索引節點代表文件系統中的一個文件,

• 目錄項對象, 代表一個目錄項, 是路徑的一個組成部分, VFS把目錄當做文件處理 , 目錄項對象沒有對應的磁盤數據結構

• 文件對象, 代表進程打開的文件, 進程直接處理的是文件

// <linux/fs.h> 文件對象的數據結構 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 */

塊I/O層

系統中能夠 隨機訪問 固定大小數據片(chunks)的硬件設備稱作塊設備, 如硬盤. 按照字符流的方式被 有序訪問 的硬件設備稱為字符設備,  如鍵盤

# <linux/bio.h>I/O設備基本容器由bio結構體表示

• I/O調度程序 用于管理塊設備的請求隊列, 決定隊列中的請求排列順序以及什么時刻派發請求到掛設備. 這樣有利于減少磁盤的尋址時間,  從而提高全局的吞吐量

• linux實際使用的I/O調度程序有 linux電梯, 最終期限I/O調度, 預測I/O調度程序, 空操作的I/O調度程序

進程地址空間

內核需要管理用戶空間中進程的內存, 這個內存稱為 進程地址空間 , 系統中所有進程之間以虛擬方式共享內存.

進程地址空間由進程可尋址的虛擬內存組成, 每個進程有32位或64位地址空間.

虛擬地址空間, 可被訪問的合法地址空間稱為 內存區域 :

• 可執行文件代碼的內存映射, 稱為代碼段

• 可執行文件的已初始化全局變量的內存映射, 稱為數據段

• 包含未初始化全局變量,bss(block started by symbol)段的零頁的內存映射

• 用于進程用戶空間棧的零頁內存映射

• 每一個如C庫或動態鏈接程序等共享庫的代碼段、數據段和bss會被載入進程的地址空間

• 任何內存映射文件

• 任何共享內存段

• 任何匿名的內存映射, 如malloc分配的內存

內核使用內存描述符結構體表示進程的地址空間, 內存描述符由mm_struct( <linux/sched.h> )結構體表示.  內核線程沒有進程地址空間, 也沒有相關的內存描述符, 所有內核線程沒有用戶上下文

應用程序操作的對象是 映射到物理內存上的虛擬內存 , 而處理器操作的是物理內存, Linux使用三級頁表完成地址轉換, 每個虛擬地址作為索引指向頁表,  頁表項則指向下一級的頁表. 在多級頁表中通過TLB(translate lookaside buffer)作為一個虛擬地址映射到物理地址的緩存

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