Linux内核子系统

一、内存管理子系统
1.1 子系统简介

System Call Interface(SCI):系统调用接口
Porcess Management(PM):进程管理
Virtual File System(VFS):虚拟文件系统
Memory Management(MM):内存管理
Network Stack:网络堆栈
Arch:Cpu相关的信息
Device Drivers(DD):设备驱动

1.2 管理模型

可以分成两个部分：①虚拟地址映射（左下右）②物理地址分配（中间部分）

1.3 虚拟地址映射
虚拟地址：将应用程序员看到的内存空间定义为虚拟地址控件（或地址控件）
物理地址：物理内存条所提供的内存空间
线行地址：指一段连续的，不分段的范围为0到4GB的地址控件，一个线行地址就是限行地址空间的一个绝对地址。

0~3G是用户空间
3G~4G是内核空间（四个部分）:
直接映射区（3G~3G+896MB):地址减去3G直接映射了物理内存
vmalloc区：3G~4G都可以寻址->1G寻址
永久内核映射区：高段地址直接映射
固定映射区：直接映射特殊寄存器

1.4 物理地址分配
虚拟地址通过段便宜穿换成线性地址，线性地址通过分页机制找到对应的物理地址

分页机制：CR3中存放了最基本的物理地址，线性地址内的Directory字段决定页目录中的目录项，而目录项指向适当的页表。地址的Table字段依次又决定页表中的表项，而表项含有页所在页框的物理地址。
前面两段是10bit的，OFFSET是12bit的。

1.5 物理内存分配

三条物理内存分配路线：
①用户用malloc、fork、excute、mmap分配一段空间时，只有当访问虚拟地址时。Linux才会分配实实在在的物理内存（缺页异常）
②内核态使用vmalloc分配， 同样访问时才分配。
③kmalloc预先分配地址。

二、Linux进程管理子系统
1.Linux进程要素
1.1进程与程序
程序：存放在磁盘上的一系列代码和数据的可执行映像，是一个静止的实体。
进程：是一个执行中的程序，它是动态的实体。

1.2进程四要素
①有一段程序供其执行。这段程序不一定是某个进程所专有，可以与其他进程公用。
②有进程专用的内核空间堆栈
③在内核中有一个task_struct数据结构，即通常所说的“进程控制块”。有了这个数据结构，进程才能成为内核调度的一个基本单位接受内核的调度。
④有独立的用户空间


1.3Linux进程状态
①TASK_RUNNING

进程正在被CPU执行，或者已经准备就绪，随时可以执行。当一个进程刚被创建时，就处于TASK_RUNNING状态。
②TASK_INTERRUPTIBLE

处于等待中的进程，待等待条件为真时被唤醒，也可以被信号或者中断唤醒。
③TASK_UNINTERRUPTIBLE

处于等待中的进程，待资源有效时唤醒，但不可以由其它进程通过信号(signal)或中断唤醒。

④TASK_KILLABLE

Linux2.6.25新引入的进程睡眠状态，原理类似于TASK_UNINTERRUPTIBLE，但是可以被致命信号(SIGKILL)唤醒。
⑤TASK_TRACED

正处于被调试状态的进程。
⑥TASK_DEAD

进程退出时(调用do_exit)，所处的状态。

1.4linux进程描述
在Linux内核代码中，线程、进程都使用结构task_struct(sched.h)来表示，它包含了大量描述进程/线程的信息，其中比较重要的有：

pid_t pid; //进程号

long state; //进程状态

int prio; //进程优先级

2.Linux进程调度
2.1什么是调度
从就绪的进程中选出最适合的一个来执行。

2.2 调度策略
SCHED_NORMAL(SCHED_OTHER):普通的分

时进程

SCHED_FIFO :先入先出的实时进程

SCHED_RR：时间片轮转的实时进程

SCHED_BATCH:批处理进程

SCHED_IDLE: 只在系统空闲时才能够被调度执行的进程

2.3 调度时机
主动式：在内核中直接调用schedule()。当进程需要等待资源等而暂时停止运行时，会把自己的状态置于挂起（睡眠），并主动请求调度，让出CPU。
范例:

1. current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;

2. schedule();

被动式：被动式调度又名：抢占式调度。分为：用户态抢占(Linux2.4、Linux2.6)和内核态抢占(Linux2.6)。
①调度时机-用户态抢占：
用户抢占发生在：

    从系统调用返回用户空间。

    从中断处理程序返回用户空间。

内核即将返回用户空间的时候，如果need_resched标志被设置，会导致schedule()被调用，即发生用户抢占。

    当某个进程耗尽它的时间片时，会设置need_resched标志
    当一个优先级更高的进程进入可执行状态的时候，也会设置need_resched标志。
②调度时机-内核态抢占
用户态抢占缺陷

进程/线程一旦运行到内核态，就可以一直执行，直到它主动放弃或时间片耗尽为止。这样会导致一些非常紧急的进程或线程将长时间得不到运行，降低整个系统的实时性。

改进方式

允许系统在内核态也支持抢占，更高优先级的进程/线程可以抢占正在内核态运行的低优先级进程/线程。

2.4 内核抢占可能发生在：

    中断处理程序完成，返回内核空间之前。

    当内核代码再一次具有可抢占性的时候，如解锁及使能软中断等。

2.5 在支持内核抢占的系统中，某些特例下是不允许抢占的：

    内核正在运行中断处理。

    内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断的底半部)处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。

    进程正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等，当持有这些锁时，不应该被抢占，否则由于抢占将可能导致其他进程长期得不到锁，而让系统处于死锁状态。

    内核正在执行调度程序Scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。

2.6 调度时机-抢占计数
为保证Linux内核在以上情况下不会被抢占，抢占式内核使用了一个变量preempt_count，称为内核抢占计数。这一变量被设置在进程的thread_info结构中。每当内核要进入以上几种状态时，变量preempt_count就加1，指示内核不允许抢占。每当内核从以上几种状态退出时，变量preempt_count就减1，同时进行可抢占的判断与调度。