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《Linux内核设计与实现》读书总结
 
 
Linux内核设计与实现
进程管理
进程：处于执行器的程序，包含代码段，打开的文件，信号，内核内部数据，内存地址空间，多个线程，存放全局变量的数据段
线程：进程中活动的对象队列，每次选择最左叶子。
调度器入口：选择优先级最高的调度类，进行调度。
睡眠与唤醒：运行队列，等待队列之间的相互转换。
用户抢占：发生条件，从系统调用返回用户空间时，从中断处理程序返回用户空间时。
内核抢占：中断程序正在执行，内核代码再一次具有可抢占型，内核显式调用schedule()，内核任务阻塞。
实时任务策略
SCHED_FIFO：先入先出算法，不使用时间片，可以一直执行。
SCHED_RR：带有时间片的SCHED_FIFO算法。
系统调用
内核通信
除了异常和中断外，用户进程通过系统调用与内核通信。
系统调用的优点：，无需知道磁盘以及文件系统类型；；，提供公共接口用以进程调用
调用关系：调用printf() -> c库中printf() -> c库中write() -> write()系统调用。
用户进程只需了解系统调用API功能，无需关心如何实现。
系统调用介绍
系统调用号：每个系统调用都需要一个系统调用号，通过指明调用号来执行系统调用。
应用程序通过软中断来通知内核执行系统调用：通过引发异常切换到内核态处理异常。
进入内核态后通过eax寄存器传递给内核调用号，通过其他寄存器传递参数。
系统调用实现
原则：接口简洁，参数少，越通用越好。
参数验证：检查用户指针是否有效，是否在合法用户区，是否可读可写。
权限验证：capable()检查是否可以对指定资源操作。
将系统调用函数添加到系统调用表，赋予系统调用号。
在c库中定义宏，完成设计寄存器并进入内核的操作。
用户态程序调用函数，从而产生系统调用。
中断与中断处理
中断概念
设备向内核发送信号，处理器便中断自己当前的工作转而处理中断
异常与中断不同，需要与处理器时钟同步，称之为同步中断；而硬件产生的为异步中断。
中断处理程序
在响应中断时，内核会执行特定函数，该函数为中断处理程序，是设备驱动的一部分。
中断可能随时发生，要求中断服务程序简短快速。
中断处理程序分为上下半部，上半部运行时间短，不允许被抢占。主要完成对中断的应答和复位操作；下半部分执行具体工作，可以被抢占，主要完成拷贝等耗时操作。
注册编写中断处理程序
通过request_irq()注册，通过free_irq()注销
每个中断服务程序需要占有一个中断线，可以共享也可以独占，同一个中断线的程序不能被抢占。
中断处理过程
产生中断->中断控制器->处理器->中断内核->do_IRQ()->是否有中断处理程序->运行中断服务程序->返回中断代码
中断服务程序过程：禁止中断->遍历中断线上的每一个程序，看是哪一个设备产生的中断->执行中断服务->返回
中断的下半部工作
中断的下半部概念
中断分为两个部分，一部分为上半部中断处理程序，一部分为下半部处理程序
中断处理程序不能阻塞，对时间要求高，因此有些中断操作不能全部在中断处理程序中运行，需要推迟到下半部执行
原始下半部解决方案
BH接口：静态创建的链表，只包含32个节点，执行时全局同步
任务队列：设置多个队列，根据某些情况选择某个队列执行
新的解决方案：软中断与tasklet，工作队列
软中断
软中断是下半部运行时刻的机制，是一组静态定义的下半部接口，可以在所有处理器上同时执行，即使两个类型相同也可以。
一个软中断不会抢占另一个软中断，唯一可以抢占软中断的是中断处理程序
软中断最多有32个，编译时被确定，保留给对时间要求最严格的下半部使用，例如网络和SCSI.
软中断执行时，允许相应中断，但自己不能休眠，每个处理器可以执行相同程序，数据全局共享，因此需要锁保护。
tasklet
tasklet是利用软中断实现的一种机制，与软中断几乎相同，但是可以动态创建，不允许相同的tasklet同时运行
当前的软中断被触发即被运行，但是运行过程中再被触发的软中断，则由内核进程组ksoftirqd运行。
工作队列
工作队列可以完全被推迟，交给内核线程运行，并且允许睡眠或阻塞。
工作队列通过创建工作者线程(worker thread)，来完成队列中的下半部任务；默认的工作者线程为events/n，可也动态创建，接受内核调度。
应该选择哪一种机制
选择软中断：需要速度最快，而且对共享数据不敏感，只用到单处理器变量
选择tasklet：需要速度，可以多处理器并发