linux内核阅读总结

    接着上篇CFS学习总结，下面对很久前看的一些Linux内核的主要模块写了个简单的总结，本总结个人针对某个模块的回忆，并不针对源码，主要目的是一方面加强自己的记忆，另一方面提炼出一些东西与大家分享（有时候代码看多了，对某个模块反而没有了一个整体的概念）。

一、Linux 启动过程分析

Linux的启动过程可以分为四个阶段：系统上电阶段， BIOS阶段，引导程序阶段，Linux内核阶段。

（1）系统上电阶段

对于x86体系结构来说，CPU上电后，eip = 0xffff fff0, CPU执行eip指向的指令，通常这是条跳转指令，即跳转到BIOS的入口。

（2）BIOS阶段

BIOS主要完成两个功能：加电自检，即POST（Power On Self Test）和加载内核引导程序，这里特指MBR（Master Boot Record主引导记录区512字节），POST过程主要完成系统硬件的检测，比如内存检测，系统总线检测等。

（3）引导程序阶段

这里说的内核引导程序包括两部分：MBR中的主引导程序和活动分区中的次引导程序。MBR中的主引导程序包含446字节的程序和64字节的磁盘分区表，主引导程序会扫描磁盘分区表，寻找活动的磁盘分区，将活动分区中的次引导程序加载到内存执行，次引导程序负责完成加载内核的任务。

（4）Linux内核阶段

内核被加载到内存后，首先为内核的运行做前期的准备，主要包括以下几个主要步骤：

• 设置c程序运行的堆栈
• 清空BSS段
• 设置中断描述符表（IDT）
• 设置全局描述符表（GDT）
• 置位CR0的PE位，开启保护模式（保护模式开启后必须紧跟一条长跳转指令，用来清空指令预取队列，并重新设置%CS段寄存器）
• 调用内核解压函数 – decompress_kernel()，并跳转到解压内核的入口
• 设置CR0的PG位，开启分页机制

基本的思想就是在内存中找一块安全的内存区，通常在内核数据段或堆结束的地方，在这段内存中将物理地址0开始的一段内存同时映射虚拟地址空间的0xC000 0000和0x0000 0000 开始的地址处。

• 跳转到start_kernel

二、Linux系统调用执行流程

Linux系统调用的执行流程可以描述为：

（1）       应用程序调用C库中的函数

（2）       C库函数的实现为触发int 0x80系统调用中断，系统调用号在%eax中

（3）       操作系统拿中断向量号0x80查询中断向量表，执行对应的中断处理函数

（4）       中断处理函数拿系统调用号%eax查询系统调用表，执行相应的系统调用

（5）       系统调用执行完成后返回应用程序

三、Linux中断分类和中断处理过程

中断的初始化主要包括：中断向量表的初始化，中断数组的初始化，中断处理函数的注册等。

中断产生和处理过程中硬件执行的操作：

设备通过中断请求线（IRQ线）向中断控制器发送一个中断信号，中断控制器接收到中断信号后，一方面经过译码电路将中断信号转化为中断号，保存在指定的IO ports中，另一方面通过与CPU的INTR管脚直接相连的INT线向CPU发送中断信号；

CPU收到中断信号后，等执行完当前指令，在执行下一条指令前，去检查有无中断处于Pending状态，如果有，通过INTA向中断控制器发送响应信号，并将中断号通过Data Line取回，然后读取IDT表，获得该中断号对应的IDT表中的第i项，然后根据IDT[i]描述符中指定的段选择子，去GDT表中查找，获得中断处理程序的基址，然后用基址+IDT[i]中指定的中断处理程序的偏移地址，来获得中断处理程序的地址，当然，在读取IDT和GDT表时还会有一些安全性检查。

CPU去判断有没有发生特权级的变化（用户态陷入内核态），如果有，通过tr寄存器获得TSS段的基址，从中读取内核态堆栈的ss和esp，此时就将用户态的堆栈切换到了内核态的堆栈，接着将用户态的ss和esp保存在内核堆栈中，如果此中断的类型是故障（fault），则重新修改cs和eip的值为产生中断的这条指令的地址，以便中断处理完成后，重新执行这条指令。然后，在内核栈中保存eflags，cs和eip的值，如果有硬件出错码，也将其保存到堆栈上，最后将cs:eip的值赋值为中断处理函数的基址+IDT[i]的偏移。

从用户态进入中断与从内核态进入中断的堆栈示意图如下。

IDT表的初始化：通过set_intr_gate()和trap_init()，后者用于初始化20个异常和一个系统调用相关的中断0x80。

在init_IRQ()中通过循环调用set_intr_gate(vector,interrupt[i])来初始化vector对应的IDT表项，这里的interrupt[256]数组，通过下面的代码把所有中断的处理函数都定义为统一的入口：common_interrupt。

 

体系结构无关的中断处理过程： do_IRQ()。

irq_desc数据包含了224个irq_desc_t描述符，每一个中断号对应一个描述符，这个描述符中的action链表，它指向irqaction的数据结构，代表这个中断对应的处理函数，共享同一中断向量的所有的处理函数都挂在这个链表上，通过遍历这个链表，并查是否要是设备注册的处理函数（dev_id）。

 

软中断（softirq）由内核静态分配，在编译时就确定了，个数有限，目前内核支持8/9个，具有优先级，主要与定时器，网络包的收发，块设备，调度，Tasklet等有关。在特定的点检查有无可执行的软中断：

（1）       local_bh_enable重新激活软中断时

（2）       do_IRQ完成中断处理过程后

（3）       ksoftirqd被唤醒时

Tasklet是I/O驱动程序中实现可延迟函数的首选，建立在软中断HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ之上，二者的区别是优先级不同，这两种Tasklet由对应的数组tasklet_vec和tasklet_hi_vec来管理，数组的每一项对应一个CPU，即tasklet是与CPU绑定的。

Workqueue由工作队列和工作者线程两部分构成，工作者线程会定期的扫描工作队列有无可处理的任务，软中断和tasklet运行在中断上下文，所以不可睡眠，workquue运行在进程上下文，可睡眠。