全方位剖析 Linux 操作系统,太全了

Linux 简介

UNIX 是一个交互式系统,用于同时处理多进程和多用户同时在线。为什么要说 UNIX,那是因为 Linux 是由 UNIX 发展而来的,UNIX 是由程序员设计,它的主要服务对象也是程序员。Linux 继承了 UNIX 的设计目标。从智能手机到汽车,超级计算机和家用电器,从家用台式机到企业服务器,Linux 操作系统无处不在。

大多数程序员都喜欢让系统尽量简单,优雅并具有一致性。举个例子,从最底层的角度来讲,一个文件应该只是一个字节集合。为了实现顺序存取、随机存取、按键存取、远程存取只能是妨碍你的工作。相同的,如果命令

ls A*

意味着只列出以 A 为开头的所有文件,那么命令

rm A*

应该会移除所有以 A 为开头的文件而不是只删除文件名是 A* 的文件。这个特性也是最小吃惊原则(principle of least surprise)

最小吃惊原则一半常用于用户界面和软件设计。它的原型是:该功能或者特征应该符合用户的预期,不应该使用户感到惊讶和震惊。

一些有经验的程序员通常希望系统具有较强的功能性和灵活性。设计 Linux 的一个基本目标是每个应用程序只做一件事情并把他做好。所以编译器只负责编译的工作,编译器不会产生列表,因为有其他应用比编译器做的更好。

很多人都不喜欢冗余,为什么在 cp 就能描述清楚你想干什么时候还使用 copy?这完全是在浪费宝贵的 hacking time。为了从文件中提取所有包含字符串 ard 的行,Linux 程序员应该输入

grep ard f

Linux 接口

Linux 系统是一种金字塔模型的系统,如下所示

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应用程序发起系统调用把参数放在寄存器中(有时候放在栈中),并发出 trap 系统陷入指令切换用户态至内核态。因为不能直接在 C 中编写 trap 指令,因此 C 提供了一个库,库中的函数对应着系统调用。有些函数是使用汇编编写的,但是能够从 C 中调用。每个函数首先把参数放在合适的位置然后执行系统调用指令。因此如果你想要执行 read 系统调用的话,C 程序会调用 read 函数库来执行。这里顺便提一下,是由 POSIX 指定的库接口而不是系统调用接口。也就是说,POSIX 会告诉一个标准系统应该提供哪些库过程,它们的参数是什么,它们必须做什么以及它们必须返回什么结果。

除了操作系统和系统调用库外,Linux 操作系统还要提供一些标准程序,比如文本编辑器、编译器、文件操作工具等。直接和用户打交道的是上面这些应用程序。因此我们可以说 Linux 具有三种不同的接口:系统调用接口、库函数接口和应用程序接口

Linux 中的 GUI(Graphical User Interface) 和 UNIX 中的非常相似,这种 GUI 创建一个桌面环境,包括窗口、目标和文件夹、工具栏和文件拖拽功能。一个完整的 GUI 还包括窗口管理器以及各种应用程序。

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Linux 上的 GUI 由 X 窗口支持,主要组成部分是 X 服务器、控制键盘、鼠标、显示器等。当在 Linux 上使用图形界面时,用户可以通过鼠标点击运行程序或者打开文件,通过拖拽将文件进行复制等。

Linux 组成部分

事实上,Linux 操作系统可以由下面这几部分构成

  • 引导程序(Bootloader):引导程序是管理计算机启动过程的软件,对于大多数用户而言,只是弹出一个屏幕,但其实内部操作系统做了很多事情
  • 内核(Kernel):内核是操作系统的核心,负责管理 CPU、内存和外围设备等。
  • 初始化系统(Init System):这是一个引导用户空间并负责控制守护程序的子系统。一旦从引导加载程序移交了初始引导,它就是用于管理引导过程的初始化系统。
  • 后台进程(Daemon):后台进程顾名思义就是在后台运行的程序,比如打印、声音、调度等,它们可以在引导过程中启动,也可以在登录桌面后启动
  • 图形服务器(Graphical server):这是在监视器上显示图形的子系统。通常将其称为 X 服务器或 X。
  • 桌面环境(Desktop environment):这是用户与之实际交互的部分,有很多桌面环境可供选择,每个桌面环境都包含内置应用程序,比如文件管理器、Web 浏览器、游戏等
  • 应用程序(Applications):桌面环境不提供完整的应用程序,就像 Windows 和 macOS 一样,Linux 提供了成千上万个可以轻松找到并安装的高质量软件。

Shell

尽管 Linux 应用程序提供了 GUI ,但是大部分程序员仍偏好于使用命令行(command-line interface),称为shell。用户通常在 GUI 中启动一个 shell 窗口然后就在 shell 窗口下进行工作。

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shell 命令行使用速度快、功能更强大、而且易于扩展、并且不会带来肢体重复性劳损(RSI)。

下面会介绍一些最简单的 bash shell。当 shell 启动时,它首先进行初始化,在屏幕上输出一个 提示符(prompt),通常是一个百分号或者美元符号,等待用户输入

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等用户输入一个命令后,shell 提取其中的第一个词,这里的词指的是被空格或制表符分隔开的一连串字符。假定这个词是将要运行程序的程序名,那么就会搜索这个程序,如果找到了这个程序就会运行它。然后 shell 会将自己挂起直到程序运行完毕,之后再尝试读入下一条指令。shell 也是一个普通的用户程序。它的主要功能就是读取用户的输入和显示计算的输出。shell 命令中可以包含参数,它们作为字符串传递给所调用的程序。

可以把一系列 shell 命令放在一个文件中,然后将此文件作为输入来运行。shell 会按照顺序对他们进行处理,就像在键盘上键入命令一样。包含 shell 命令的文件被称为 shell 脚本(shell scripts)。

推荐一个 shell 命令的学习网站:https://www.shellscript.sh/

shell 脚本其实也是一段程序,shell 脚本中可以对变量进行赋值,也包含循环控制语句比如 if、for、while 等,shell 的设计目标是让其看起来和 C 相似(There is no doubt that C is father)。由于 shell 也是一个用户程序,所以用户可以选择不同的 shell。

Linux 应用程序

Linux 的命令行也就是 shell,它由大量标准应用程序组成。这些应用程序主要有下面六种

  • 文件和目录操作命令
  • 过滤器
  • 文本程序
  • 系统管理
  • 程序开发工具,例如编辑器和编译器
  • 其他

除了这些标准应用程序外,还有其他应用程序比如 Web 浏览器、多媒体播放器、图片浏览器、办公软件和游戏程序等

我们在上面的例子中已经见过了几个 Linux 的应用程序,比如 sort、cp、ls、head,下面我们再来认识一下其他 Linux 的应用程序。

我们先从几个例子开始讲起,比如

cp src dest

是将 a 复制一个副本为 b ,而

mv a b

是将 a 移动到 b ,但是删除原文件。

上面这两个命令有一些区别,cp 是将文件进行复制,复制完成后会有两个文件 a 和 b;而 mv 相当于是文件的移动,移动完成后就不再有 a 文件。cat 命令可以把多个文件内容进行连接。使用 rm 可以删除文件;使用 chmod 可以允许所有者改变访问权限;文件目录的的创建和删除可以使用 mkdir 和 rmdir 命令;使用 ls 可以查看目录文件,ls 可以显示很多属性,比如大小、用户、创建日期等;sort 决定文件的显示顺序

Linux 应用程序还包括过滤器 grep,grep 从标准输入或者一个或多个输入文件中提取特定模式的行;sort 将输入进行排序并输出到标准输出;head 提取输入的前几行;tail 提取输入的后面几行;除此之外的过滤器还有 cut 和 paste,允许对文本行的剪切和复制;od 将输入转换为 ASCII ;tr 实现字符大小写转换;pr 为格式化打印输出等。

程序编译工具使用 gcc ;

make 命令用于自动编译,这是一个很强大的命令,它用于维护一个大的程序,往往这类程序的源码由许多文件构成。典型的,有一些是 header files 头文件,源文件通常使用 include 指令包含这些文件,make 的作用就是跟踪哪些文件属于头文件,然后安排自动编译的过程。

Linux 内核结构

在上面我们看到了 Linux 的整体结构,下面我们从整体的角度来看一下 Linux 的内核结构

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内核直接坐落在硬件上,内核的主要作用就是 I/O 交互、内存管理和控制 CPU 访问。上图中还包括了 中断 和 调度器,中断是与设备交互的主要方式。中断出现时调度器就会发挥作用。这里的低级代码停止正在运行的进程,将其状态保存在内核进程结构中,并启动驱动程序。进程调度也会发生在内核完成一些操作并且启动用户进程的时候。图中的调度器是 dispatcher。

注意这里的调度器是 dispatcher 而不是 scheduler,这两者是有区别的

scheduler 和 dispatcher 都是和进程调度相关的概念,不同的是 scheduler 会从几个进程中随意选取一个进程;而 dispatcher 会给 scheduler 选择的进程分配 CPU。

然后,我们把内核系统分为三部分。

  • I/O 部分负责与设备进行交互以及执行网络和存储 I/O 操作的所有内核部分。

从图中可以看出 I/O 层次的关系,最高层是一个虚拟文件系统,也就是说不管文件是来自内存还是磁盘中,都是经过虚拟文件系统中的。从底层看,所有的驱动都是字符驱动或者块设备驱动。二者的主要区别就是是否允许随机访问。网络驱动设备并不是一种独立的驱动设备,它实际上是一种字符设备,不过网络设备的处理方式和字符设备不同。

上面的设备驱动程序中,每个设备类型的内核代码都不同。字符设备有两种使用方式,有一键式的比如 vi 或者 emacs ,需要每一个键盘输入。其他的比如 shell ,是需要输入一行按回车键将字符串发送给程序进行编辑。

网络软件通常是模块化的,由不同的设备和协议来支持。大多数 Linux 系统在内核中包含一个完整的硬件路由器的功能,但是这个不能和外部路由器相比,路由器上面是协议栈,包括 TCP/IP 协议,协议栈上面是 socket 接口,socket 负责与外部进行通信,充当了门的作用。

磁盘驱动上面是 I/O 调度器,它负责排序和分配磁盘读写操作,以尽可能减少磁头的无用移动。

  • I/O 右边的是内存部件,程序被装载进内存,由 CPU 执行,这里会涉及到虚拟内存的部件,页面的换入和换出是如何进行的,坏页面的替换和经常使用的页面会进行缓存。
  • 进程模块负责进程的创建和终止、进程的调度、Linux 把进程和线程看作是可运行的实体,并使用统一的调度策略来进行调度。

在内核最顶层的是系统调用接口,所有的系统调用都是经过这里,系统调用会触发一个 trap,将系统从用户态转换为内核态,然后将控制权移交给上面的内核部件。

Linux 进程和线程

下面我们就深入理解一下 Linux 内核来理解 Linux 的基本概念之进程和线程。系统调用是操作系统本身的接口,它对于创建进程和线程,内存分配,共享文件和 I/O 来说都很重要。

我们将从各个版本的共性出发来进行探讨。

基本概念

每个进程都会运行一段独立的程序,并且在初始化的时候拥有一个独立的控制线程。换句话说,每个进程都会有一个自己的程序计数器,这个程序计数器用来记录下一个需要被执行的指令。Linux 允许进程在运行时创建额外的线程。

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Linux 是一个多道程序设计系统,因此系统中存在彼此相互独立的进程同时运行。此外,每个用户都会同时有几个活动的进程。因为如果是一个大型系统,可能有数百上千的进程在同时运行。

在某些用户空间中,即使用户退出登录,仍然会有一些后台进程在运行,这些进程被称为 守护进程(daemon)。

Linux 中有一种特殊的守护进程被称为 计划守护进程(Cron daemon) ,计划守护进程可以每分钟醒来一次检查是否有工作要做,做完会继续回到睡眠状态等待下一次唤醒。

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Cron 是一个守护程序,可以做任何你想做的事情,比如说你可以定期进行系统维护、定期进行系统备份等。在其他操作系统上也有类似的程序,比如 Mac OS X 上 Cron 守护程序被称为 launchd 的守护进程。在 Windows 上可以被称为 计划任务(Task Scheduler)。

在 Linux 系统中,进程通过非常简单的方式来创建,fork 系统调用会创建一个源进程的拷贝(副本)。调用 fork 函数的进程被称为 父进程(parent process),使用 fork 函数创建出来的进程被称为 子进程(child process)。父进程和子进程都有自己的内存映像。如果在子进程创建出来后,父进程修改了一些变量等,那么子进程是看不到这些变化的,也就是 fork 后,父进程和子进程相互独立。

虽然父进程和子进程保持相互独立,但是它们却能够共享相同的文件,如果在 fork 之前,父进程已经打开了某个文件,那么 fork 后,父进程和子进程仍然共享这个打开的文件。对共享文件的修改会对父进程和子进程同时可见。

那么该如何区分父进程和子进程呢?子进程只是父进程的拷贝,所以它们几乎所有的情况都一样,包括内存映像、变量、寄存器等。区分的关键在于 fork 函数调用后的返回值,如果 fork 后返回一个非零值,这个非零值即是子进程的 进程标识符(Process Identiier, PID),而会给子进程返回一个零值,可以用下面代码来进行表示

head -20 file

父进程在 fork 后会得到子进程的 PID,这个 PID 即能代表这个子进程的唯一标识符也就是 PID。如果子进程想要知道自己的 PID,可以调用 getpid 方法。当子进程结束运行时,父进程会得到子进程的 PID,因为一个进程会 fork 很多子进程,子进程也会 fork 子进程,所以 PID 是非常重要的。我们把第一次调用 fork 后的进程称为 原始进程,一个原始进程可以生成一颗继承树

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Linux 进程间通信

Linux 进程间的通信机制通常被称为 Internel-Process communication,IPC 下面我们来说一说 Linux 进程间通信的机制,大致来说,Linux 进程间的通信机制可以分为 6 种

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下面我们分别对其进行概述

信号 signal

信号是 UNIX 系统最先开始使用的进程间通信机制,因为 Linux 是继承于 UNIX 的,所以 Linux 也支持信号机制,通过向一个或多个进程发送异步事件信号来实现,信号可以从键盘或者访问不存在的位置等地方产生;信号通过 shell 将任务发送给子进程。

你可以在 Linux 系统上输入 kill -l 来列出系统使用的信号,下面是我提供的一些信号

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进程可以选择忽略发送过来的信号,但是有两个是不能忽略的:SIGSTOP 和 SIGKILL 信号。SIGSTOP 信号会通知当前正在运行的进程执行关闭操作,SIGKILL 信号会通知当前进程应该被杀死。除此之外,进程可以选择它想要处理的信号,进程也可以选择阻止信号,如果不阻止,可以选择自行处理,也可以选择进行内核处理。如果选择交给内核进行处理,那么就执行默认处理。

操作系统会中断目标程序的进程来向其发送信号、在任何非原子指令中,执行都可以中断,如果进程已经注册了新号处理程序,那么就执行进程,如果没有注册,将采用默认处理的方式。

例如:当进程收到 SIGFPE 浮点异常的信号后,默认操作是对其进行 dump(转储)和退出。信号没有优先级的说法。如果同时为某个进程产生了两个信号,则可以将它们呈现给进程或者以任意的顺序进行处理。

Linux 中进程管理系统调用

现在关注一下 Linux 系统中与进程管理相关的系统调用。在了解之前你需要先知道一下什么是系统调用。

操作系统为我们屏蔽了硬件和软件的差异,它的最主要功能就是为用户提供一种抽象,隐藏内部实现,让用户只关心在 GUI 图形界面下如何使用即可。操作系统可以分为两种模式

  • 内核态:操作系统内核使用的模式
  • 用户态:用户应用程序所使用的模式

我们常说的上下文切换 指的就是内核态模式和用户态模式的频繁切换。而系统调用指的就是引起内核态和用户态切换的一种方式,系统调用通常在后台静默运行,表示计算机程序向其操作系统内核请求服务。

系统调用指令有很多,下面是一些与进程管理相关的最主要的系统调用

fork

fork 调用用于创建一个与父进程相同的子进程,创建完进程后的子进程拥有和父进程一样的程序计数器、相同的 CPU 寄存器、相同的打开文件。

exec

exec 系统调用用于执行驻留在活动进程中的文件,调用 exec 后,新的可执行文件会替换先前的可执行文件并获得执行。也就是说,调用 exec 后,会将旧文件或程序替换为新文件或执行,然后执行文件或程序。新的执行程序被加载到相同的执行空间中,因此进程的 PID 不会修改,因为我们没有创建新进程,只是替换旧进程。但是进程的数据、代码、堆栈都已经被修改。如果当前要被替换的进程包含多个线程,那么所有的线程将被终止,新的进程映像被加载执行。

这里需要解释一下进程映像(Process image) 的概念

什么是进程映像呢?进程映像是执行程序时所需要的可执行文件,通常会包括下面这些东西

  • 代码段(codesegment/textsegment)
  • 数据段(datasegment)
  • bss 段(bsssegment)
  • Data 段
  • 栈(stack)
  • 堆(heap)

下面是这些区域的构成图

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exec 系统调用是一些函数的集合,这些函数是

  • execl
  • execle
  • execlp
  • execv
  • execve
  • execvp

下面来看一下 exec 的工作原理

  1. 当前进程映像被替换为新的进程映像
  2. 新的进程映像是你做为 exec 传递的灿睡
  3. 结束当前正在运行的进程
  4. 新的进程映像有 PID,相同的环境和一些文件描述符(因为未替换进程,只是替换了进程映像)
  5. CPU 状态和虚拟内存受到影响,当前进程映像的虚拟内存映射被新进程映像的虚拟内存代替。

waitpid

等待子进程结束或终止

exit

在许多计算机操作系统上,计算机进程的终止是通过执行 exit 系统调用命令执行的。0 表示进程能够正常结束,其他值表示进程以非正常的行为结束。

其他一些常见的系统调用如下

系统调用指令描述pause挂起信号nice改变分时进程的优先级ptrace进程跟踪kill向进程发送信号pipe创建管道mkfifo创建 fifo 的特殊文件(命名管道)sigaction设置对指定信号的处理方法msgctl消息控制操作semctl信号量控制

Linux 进程和线程的实现

Linux 进程

在 Linux 内核结构中,进程会被表示为 任务,通过结构体 structure 来创建。不像其他的操作系统会区分进程、轻量级进程和线程,Linux 统一使用任务结构来代表执行上下文。因此,对于每个单线程进程来说,单线程进程将用一个任务结构表示,对于多线程进程来说,将为每一个用户级线程分配一个任务结构。Linux 内核是多线程的,并且内核级线程不与任何用户级线程相关联。

对于每个进程来说,在内存中都会有一个 task_struct 进程描述符与之对应。进程描述符包含了内核管理进程所有有用的信息,包括 调度参数、打开文件描述符等等。进程描述符从进程创建开始就一直存在于内核堆栈中。

Linux 和 Unix 一样,都是通过 PID 来区分不同的进程,内核会将所有进程的任务结构组成为一个双向链表。PID 能够直接被映射称为进程的任务结构所在的地址,从而不需要遍历双向链表直接访问。

我们上面提到了进程描述符,这是一个非常重要的概念,我们上面还提到了进程描述符是位于内存中的,这里我们省略了一句话,那就是进程描述符是存在用户的任务结构中,当进程位于内存并开始运行时,进程描述符才会被调入内存。

进程位于内存被称为 PIM(Process In Memory) ,这是冯诺伊曼体系架构的一种体现,加载到内存中并执行的程序称为进程。简单来说,一个进程就是正在执行的程序。

当执行 fork 系统调用时,调用进程会陷入内核并创建一些和任务相关的数据结构,比如内核堆栈(kernel stack) 和 thread_info结构。

关于 thread_info 结构可以参考

https://docs.huihoo.com/doxygen/linux/kernel/3.7/arch_2avr32_2include_2asm_2thread__info_8h_source.html

这个结构中包含进程描述符,进程描述符位于固定的位置,使得 Linux 系统只需要很小的开销就可以定位到一个运行中进程的数据结构。

进程描述符的主要内容是根据父进程的描述符来填充。Linux 操作系统会寻找一个可用的 PID,并且此 PID 没有被任何进程使用,更新进程标示符使其指向一个新的数据结构即可。为了减少 hash table 的碰撞,进程描述符会形成链表。它还将 task_struct 的字段设置为指向任务数组上相应的上一个/下一个进程。

task_struct : Linux 进程描述符,内部涉及到众多 C++ 源码,我们会在后面进行讲解。

从原则上来说,为子进程开辟内存区域并为子进程分配数据段、堆栈段,并且对父进程的内容进行复制,但是实际上 fork 完成后,子进程和父进程没有共享内存,所以需要复制技术来实现同步,但是复制开销比较大,因此 Linux 操作系统使用了一种 欺骗 方式。即为子进程分配页表,然后新分配的页表指向父进程的页面,同时这些页面是只读的。当进程向这些页面进行写入的时候,会开启保护错误。内核发现写入操作后,会为进程分配一个副本,使得写入时把数据复制到这个副本上,这个副本是共享的,这种方式称为 写入时复制(copy on write),这种方式避免了在同一块内存区域维护两个副本的必要,节省内存空间。

在子进程开始运行后,操作系统会调用 exec 系统调用,内核会进行查找验证可执行文件,把参数和环境变量复制到内核,释放旧的地址空间。

现在新的地址空间需要被创建和填充。如果系统支持映射文件,就像 Unix 系统一样,那么新的页表就会创建,表明内存中没有任何页,除非所使用的页面是堆栈页,其地址空间由磁盘上的可执行文件支持。新进程开始运行时,立刻会收到一个缺页异常(page fault),这会使具有代码的页面加载进入内存。最后,参数和环境变量被复制到新的堆栈中,重置信号,寄存器全部清零。新的命令开始运行。

下面是一个示例,用户输出 ls,shell 会调用 fork 函数复制一个新进程,shell 进程会调用 exec 函数用可执行文件 ls 的内容覆盖它的内存。

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Linux 线程

现在我们来讨论一下 Linux 中的线程,线程是轻量级的进程,想必这句话你已经听过很多次了,轻量级体现在所有的进程切换都需要清除所有的表、进程间的共享信息也比较麻烦,一般来说通过管道或者共享内存,如果是 fork 函数后的父子进程则使用共享文件,然而线程切换不需要像进程一样具有昂贵的开销,而且线程通信起来也更方便。线程分为两种:用户级线程和内核级线程

Linux 调度

下面我们来关注一下 Linux 系统的调度算法,首先需要认识到,Linux 系统的线程是内核线程,所以 Linux 系统是基于线程的,而不是基于进程的。

为了进行调度,Linux 系统将线程分为三类

  • 实时先入先出
  • 实时轮询
  • 分时

实时先入先出线程具有最高优先级,它不会被其他线程所抢占,除非那是一个刚刚准备好的,拥有更高优先级的线程进入。实时轮转线程与实时先入先出线程基本相同,只是每个实时轮转线程都有一个时间量,时间到了之后就可以被抢占。如果多个实时线程准备完毕,那么每个线程运行它时间量所规定的时间,然后插入到实时轮转线程末尾。

注意这个实时只是相对的,无法做到绝对的实时,因为线程的运行时间无法确定。它们相对分时系统来说,更加具有实时性

Linux 系统会给每个线程分配一个 nice 值,这个值代表了优先级的概念。nice 值默认值是 0 ,但是可以通过系统调用 nice 值来修改。修改值的范围从 -20 – +19。nice 值决定了线程的静态优先级。一般系统管理员的 nice 值会比一般线程的优先级高,它的范围是 -20 – -1。

下面我们更详细的讨论一下 Linux 系统的两个调度算法,它们的内部与调度队列(runqueue) 的设计很相似。运行队列有一个数据结构用来监视系统中所有可运行的任务并选择下一个可以运行的任务。每个运行队列和系统中的每个 CPU 有关。

Linux O(1) 调度器是历史上很流行的一个调度器。这个名字的由来是因为它能够在常数时间内执行任务调度。在 O(1) 调度器里,调度队列被组织成两个数组,一个是任务正在活动的数组,一个是任务过期失效的数组。如下图所示,每个数组都包含了 140 个链表头,每个链表头具有不同的优先级。

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Linux 系统中的同步

下面来聊一下 Linux 中的同步机制。早期的 Linux 内核只有一个 大内核锁(Big Kernel Lock,BKL) 。它阻止了不同处理器并发处理的能力。因此,需要引入一些粒度更细的锁机制。

Linux 提供了若干不同类型的同步变量,这些变量既能够在内核中使用,也能够在用户应用程序中使用。在地层中,Linux 通过使用 atomic_set 和 atomic_read 这样的操作为硬件支持的原子指令提供封装。硬件提供内存重排序,这是 Linux 屏障的机制。

具有高级别的同步像是自旋锁的描述是这样的,当两个进程同时对资源进行访问,在一个进程获得资源后,另一个进程不想被阻塞,所以它就会自旋,等待一会儿再对资源进行访问。Linux 也提供互斥量或信号量这样的机制,也支持像是 mutex_tryLock 和 mutex_tryWait 这样的非阻塞调用。也支持中断处理事务,也可以通过动态禁用和启用相应的中断来实现。

Linux 内存管理

Linux 内存管理模型非常直接明了,因为 Linux 的这种机制使其具有可移植性并且能够在内存管理单元相差不大的机器下实现 Linux,下面我们就来认识一下 Linux 内存管理是如何实现的。

基本概念

每个 Linux 进程都会有地址空间,这些地址空间由三个段区域组成:text 段、data 段、stack 段。下面是进程地址空间的示例。

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数据段(data segment) 包含了程序的变量、字符串、数组和其他数据的存储。数据段分为两部分,已经初始化的数据和尚未初始化的数据。其中尚未初始化的数据就是我们说的 BSS。数据段部分的初始化需要编译就期确定的常量以及程序启动就需要一个初始值的变量。所有 BSS 部分中的变量在加载后被初始化为 0 。

和 代码段(Text segment) 不一样,data segment 数据段可以改变。程序总是修改它的变量。而且,许多程序需要在执行时动态分配空间。Linux 允许数据段随着内存的分配和回收从而增大或者减小。为了分配内存,程序可以增加数据段的大小。在 C 语言中有一套标准库 malloc 经常用于分配内存。进程地址空间描述符包含动态分配的内存区域称为 堆(heap)。

第三部分段是 栈段(stack segment)。在大部分机器上,栈段会在虚拟内存地址顶部地址位置处,并向低位置处(向地址空间为 0 处)拓展。举个例子来说,在 32 位 x86 架构的机器上,栈开始于 0xC0000000,这是用户模式下进程允许可见的 3GB 虚拟地址限制。如果栈一直增大到超过栈段后,就会发生硬件故障并把页面下降一个页面。

当程序启动时,栈区域并不是空的,相反,它会包含所有的 shell 环境变量以及为了调用它而向 shell 输入的命令行。举个例子,当你输入

cp cxuan lx

时,cp 程序会运行并在栈中带着字符串 cp cxuan lx ,这样就能够找出源文件和目标文件的名称。

当两个用户运行在相同程序中,例如编辑器(editor),那么就会在内存中保持编辑器程序代码的两个副本,但是这种方式并不高效。Linux 系统支持共享文本段作为替代。下面图中我们会看到 A 和 B 两个进程,它们有着相同的文本区域。

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数据段和栈段只有在 fork 之后才会共享,共享也是共享未修改过的页面。如果任何一个都需要变大但是没有相邻空间容纳的话,也不会有问题,因为相邻的虚拟页面不必映射到相邻的物理页面上。

除了动态分配更多的内存,Linux 中的进程可以通过内存映射文件来访问文件数据。这个特性可以使我们把一个文件映射到进程空间的一部分而该文件就可以像位于内存中的字节数组一样被读写。把一个文件映射进来使得随机读写比使用 read 和 write 之类的 I/O 系统调用要容易得多。共享库的访问就是使用了这种机制。如下所示

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我们可以看到两个相同文件会被映射到相同的物理地址上,但是它们属于不同的地址空间。

映射文件的优点是,两个或多个进程可以同时映射到同一文件中,任意一个进程对文件的写操作对其他文件可见。通过使用映射临时文件的方式,可以为多线程共享内存提供高带宽,临时文件在进程退出后消失。但是实际上,并没有两个相同的地址空间,因为每个进程维护的打开文件和信号不同。

Linux 内存管理系统调用

下面我们探讨一下关于内存管理的系统调用方式。事实上,POSIX 并没有给内存管理指定任何的系统调用。然而,Linux 却有自己的内存系统调用,主要系统调用如下

系统调用描述s = brk(addr)改变数据段大小a = mmap(addr,len,prot,flags,fd,offset)进行映射s = unmap(addr,len)取消映射

如果遇到错误,那么 s 的返回值是 -1,a 和 addr 是内存地址,len 表示的是长度,prot 表示的是控制保护位,flags 是其他标志位,fd 是文件描述符,offset 是文件偏移量。

brk 通过给出超过数据段之外的第一个字节地址来指定数据段的大小。如果新的值要比原来的大,那么数据区会变得越来越大,反之会越来越小。

mmap 和 unmap 系统调用会控制映射文件。mmp 的第一个参数 addr 决定了文件映射的地址。它必须是页面大小的倍数。如果参数是 0,系统会分配地址并返回 a。第二个参数是长度,它告诉了需要映射多少字节。它也是页面大小的倍数。prot 决定了映射文件的保护位,保护位可以标记为 可读、可写、可执行或者这些的结合。第四个参数 flags 能够控制文件是私有的还是可读的以及 addr 是必须的还是只是进行提示。第五个参数 fd 是要映射的文件描述符。只有打开的文件是可以被映射的,因此如果想要进行文件映射,必须打开文件;最后一个参数 offset 会指示文件从什么时候开始,并不一定每次都要从零开始。

Linux 内存管理实现

内存管理系统是操作系统最重要的部分之一。从计算机早期开始,我们实际使用的内存都要比系统中实际存在的内存多。内存分配策略克服了这一限制,并且其中最有名的就是 虚拟内存(virtual memory)。通过在多个竞争的进程之间共享虚拟内存,虚拟内存得以让系统有更多的内存。虚拟内存子系统主要包括下面这些概念。

大地址空间

操作系统使系统使用起来好像比实际的物理内存要大很多,那是因为虚拟内存要比物理内存大很多倍。

保护

系统中的每个进程都会有自己的虚拟地址空间。这些虚拟地址空间彼此完全分开,因此运行一个应用程序的进程不会影响另一个。并且,硬件虚拟内存机制允许内存保护关键内存区域。

内存映射

内存映射用来向进程地址空间映射图像和数据文件。在内存映射中,文件的内容直接映射到进程的虚拟空间中。

公平的物理内存分配

内存管理子系统允许系统中的每个正在运行的进程公平分配系统的物理内存。

共享虚拟内存

尽管虚拟内存让进程有自己的内存空间,但是有的时候你是需要共享内存的。例如几个进程同时在 shell 中运行,这会涉及到 IPC 的进程间通信问题,这个时候你需要的是共享内存来进行信息传递而不是通过拷贝每个进程的副本独立运行。

下面我们就正式探讨一下什么是 虚拟内存

虚拟内存的抽象模型

在考虑 Linux 用于支持虚拟内存的方法之前,考虑一个不会被太多细节困扰的抽象模型是很有用的。

处理器在执行指令时,会从内存中读取指令并将其解码(decode),在指令解码时会获取某个位置的内容并将他存到内存中。然后处理器继续执行下一条指令。这样,处理器总是在访问存储器以获取指令和存储数据。

在虚拟内存系统中,所有的地址空间都是虚拟的而不是物理的。但是实际存储和提取指令的是物理地址,所以需要让处理器根据操作系统维护的一张表将虚拟地址转换为物理地址。

为了简单的完成转换,虚拟地址和物理地址会被分为固定大小的块,称为 页(page)。这些页有相同大小,如果页面大小不一样的话,那么操作系统将很难管理。Alpha AXP系统上的 Linux 使用 8 KB 页面,而 Intel x86 系统上的 Linux 使用 4 KB 页面。每个页面都有一个唯一的编号,即页面框架号(PFN)。

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上面就是 Linux 内存映射模型了,在这个页模型中,虚拟地址由两部分组成:偏移量和虚拟页框号。每次处理器遇到虚拟地址时都会提取偏移量和虚拟页框号。处理器必须将虚拟页框号转换为物理页号,然后以正确的偏移量的位置访问物理页。

上图中展示了两个进程 A 和 B 的虚拟地址空间,每个进程都有自己的页表。这些页表将进程中的虚拟页映射到内存中的物理页中。页表中每一项均包含

  • 有效标志(valid flag): 表明此页表条目是否有效
  • 该条目描述的物理页框号
  • 访问控制信息,页面使用方式,是否可写以及是否可以执行代码

要将处理器的虚拟地址映射为内存的物理地址,首先需要计算虚拟地址的页框号和偏移量。页面大小为 2 的次幂,可以通过移位完成操作。

如果当前进程尝试访问虚拟地址,但是访问不到的话,这种情况称为 缺页异常,此时虚拟操作系统的错误地址和页面错误的原因将通知操作系统。

通过以这种方式将虚拟地址映射到物理地址,虚拟内存可以以任何顺序映射到系统的物理页面。

缓存

上面的虚拟内存抽象模型可以用来实施,但是效率不会太高。操作系统和处理器设计人员都尝试提高性能。 但是除了提高处理器,内存等的速度之外,最好的方法就是维护有用信息和数据的高速缓存,从而使某些操作更快。在 Linux 中,使用很多和内存管理有关的缓冲区,使用缓冲区来提高效率。

缓冲区缓存

缓冲区高速缓存包含块设备驱动程序使用的数据缓冲区。

还记得什么是块设备么?这里回顾下

块设备是一个能存储固定大小块信息的设备,它支持以固定大小的块,扇区或群集读取和(可选)写入数据。每个块都有自己的物理地址。通常块的大小在 512 – 65536 之间。所有传输的信息都会以连续的块为单位。块设备的基本特征是每个块都较为对立,能够独立的进行读写。常见的块设备有 硬盘、蓝光光盘、USB 盘

与字符设备相比,块设备通常需要较少的引脚。

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缓冲区高速缓存通过设备标识符和块编号用于快速查找数据块。 如果可以在缓冲区高速缓存中找到数据,则无需从物理块设备中读取数据,这种访问方式要快得多。

页缓存

页缓存用于加快对磁盘上图像和数据的访问

它用于一次一页地缓存文件中的内容,并且可以通过文件和文件中的偏移量进行访问。当页面从磁盘读入内存时,它们被缓存在页面缓存中。

交换区缓存

仅仅已修改(脏页)被保存在交换文件中

只要这些页面在写入交换文件后没有修改,则下次交换该页面时,无需将其写入交换文件,因为该页面已在交换文件中。 可以直接丢弃。 在大量交换的系统中,这节省了许多不必要的和昂贵的磁盘操作。

硬件缓存

处理器中通常使用一种硬件缓存。页表条目的缓存。在这种情况下,处理器并不总是直接读取页表,而是根据需要缓存页的翻译。 这些是转换后备缓冲区 也被称为 TLB,包含来自系统中一个或多个进程的页表项的缓存副本。

引用虚拟地址后,处理器将尝试查找匹配的 TLB 条目。 如果找到,则可以将虚拟地址直接转换为物理地址,并对数据执行正确的操作。 如果处理器找不到匹配的 TLB 条目, 它通过向操作系统发信号通知已发生 TLB 丢失获得操作系统的支持和帮助。系统特定的机制用于将该异常传递给可以修复问题的操作系统代码。 操作系统为地址映射生成一个新的 TLB 条目。 清除异常后,处理器将再次尝试转换虚拟地址。这次能够执行成功。

使用缓存也存在缺点,为了节省精力,Linux 必须使用更多的时间和空间来维护这些缓存,并且如果缓存损坏,系统将会崩溃。

Linux 页表

Linux 假定页表分为三个级别。访问的每个页表都包含下一级页表

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图中的 PDG 表示全局页表,当创建一个新的进程时,都要为新进程创建一个新的页面目录,即 PGD。

要将虚拟地址转换为物理地址,处理器必须获取每个级别字段的内容,将其转换为包含页表的物理页的偏移量,并读取下一级页表的页框号。这样重复三次,直到找到包含虚拟地址的物理页面的页框号为止。

Linux 运行的每个平台都必须提供翻译宏,这些宏允许内核遍历特定进程的页表。这样,内核无需知道页表条目的格式或它们的排列方式。

文件系统

在 Linux 中,最直观、最可见的部分就是 文件系统(file system)。下面我们就来一起探讨一下关于 Linux 中国的文件系统,系统调用以及文件系统实现背后的原理和思想。这些思想中有一些来源于 MULTICS,现在已经被 Windows 等其他操作系统使用。Linux 的设计理念就是 小的就是好的(Small is Beautiful) 。虽然 Linux 只是使用了最简单的机制和少量的系统调用,但是 Linux 却提供了强大而优雅的文件系统。

Linux 文件系统基本概念

Linux 在最初的设计是 MINIX1 文件系统,它只支持 14 字节的文件名,它的最大文件只支持到 64 MB。在 MINIX 1 之后的文件系统是 ext 文件系统。ext 系统相较于 MINIX 1 来说,在支持字节大小和文件大小上均有很大提升,但是 ext 的速度仍没有 MINIX 1 快,于是,ext 2 被开发出来,它能够支持长文件名和大文件,而且具有比 MINIX 1 更好的性能。这使他成为 Linux 的主要文件系统。只不过 Linux 会使用 VFS 曾支持多种文件系统。在 Linux 链接时,用户可以动态的将不同的文件系统挂载倒 VFS 上。

Linux 中的文件是一个任意长度的字节序列,Linux 中的文件可以包含任意信息,比如 ASCII 码、二进制文件和其他类型的文件是不加区分的。

为了方便起见,文件可以被组织在一个目录中,目录存储成文件的形式在很大程度上可以作为文件处理。目录可以有子目录,这样形成有层次的文件系统,Linux 系统下面的根目录是 / ,它通常包含了多个子目录。字符 / 还用于对目录名进行区分,例如 /usr/cxuan 表示的就是根目录下面的 usr 目录,其中有一个叫做 cxuan 的子目录。

在 Linux 中,有两种路径,一种是 绝对路径(absolute path) ,绝对路径告诉你从根目录下查找文件,绝对路径的缺点是太长而且不太方便。还有一种是 相对路径(relative path) ,相对路径所在的目录也叫做工作目录(working directory)。

如果 /usr/local/books 是工作目录,那么 shell 命令

cp books books-replica 

就表示的是相对路径,而

cp /usr/local/books/books /usr/local/books/books-replica

则表示的是绝对路径。

在 Linux 中经常出现一个用户使用另一个用户的文件或者使用文件树结构中的文件。两个用户共享同一个文件,这个文件位于某个用户的目录结构中,另一个用户需要使用这个文件时,必须通过绝对路径才能引用到他。如果绝对路径很长,那么每次输入起来会变的非常麻烦,所以 Linux 提供了一种 链接(link) 机制。

Linux 文件系统的另外一个特性是支持 加锁(locking)。在一些应用中会出现两个或者更多的进程同时使用同一个文件的情况,这样很可能会导致竞争条件(race condition)。一种解决方法是对其进行加不同粒度的锁,就是为了防止某一个进程只修改某一行记录从而导致整个文件都不能使用的情况。

POSIX 提供了一种灵活的、不同粒度级别的锁机制,允许一个进程使用一个不可分割的操作对一个字节或者整个文件进行加锁。加锁机制要求尝试加锁的进程指定其 要加锁的文件,开始位置以及要加锁的字节

Linux 系统提供了两种锁:共享锁和互斥锁。如果文件的一部分已经加上了共享锁,那么再加排他锁是不会成功的;如果文件系统的一部分已经被加了互斥锁,那么在互斥锁解除之前的任何加锁都不会成功。为了成功加锁、请求加锁的部分的所有字节都必须是可用的。

在加锁阶段,进程需要设计好加锁失败后的情况,也就是判断加锁失败后是否选择阻塞,如果选择阻塞式,那么当已经加锁的进程中的锁被删除时,这个进程会解除阻塞并替换锁。如果进程选择非阻塞式的,那么就不会替换这个锁,会立刻从系统调用中返回,标记状态码表示是否加锁成功,然后进程会选择下一个时间再次尝试。

加锁区域是可以重叠的。下面我们演示了三种不同条件的加锁区域。

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如上图所示,A 的共享锁在第四字节到第八字节进行加锁

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如上图所示,进程在 A 和 B 上同时加了共享锁,其中 6 – 8 字节是重叠锁

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如上图所示,进程 A 和 B 和 C 同时加了共享锁,那么第六字节和第七字节是共享锁。

如果此时一个进程尝试在第 6 个字节处加锁,此时会设置失败并阻塞,由于该区域被 A B C 同时加锁,那么只有等到 A B C 都释放锁后,进程才能加锁成功。

Linux IO

我们之前了解过了 Linux 的进程和线程、Linux 内存管理,那么下面我们就来认识一下 Linux 中的 I/O 管理。

Linux 系统和其他 UNIX 系统一样,IO 管理比较直接和简洁。所有 IO 设备都被当作文件,通过在系统内部使用相同的 read 和 write 一样进行读写。

Linux IO 基本概念

Linux 中也有磁盘、打印机、网络等 I/O 设备,Linux 把这些设备当作一种 特殊文件 整合到文件系统中,一般通常位于 /dev 目录下。可以使用与普通文件相同的方式来对待这些特殊文件。

特殊文件一般分为两种:

块特殊文件是一个能存储固定大小块信息的设备,它支持以固定大小的块,扇区或群集读取和(可选)写入数据。每个块都有自己的物理地址。通常块的大小在 512 – 65536 之间。所有传输的信息都会以连续的块为单位。块设备的基本特征是每个块都较为对立,能够独立的进行读写。常见的块设备有 硬盘、蓝光光盘、USB 盘与字符设备相比,块设备通常需要较少的引脚。

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块特殊文件的缺点基于给定固态存储器的块设备比基于相同类型的存储器的字节寻址要慢一些,因为必须在块的开头开始读取或写入。所以,要读取该块的任何部分,必须寻找到该块的开始,读取整个块,如果不使用该块,则将其丢弃。要写入块的一部分,必须寻找到块的开始,将整个块读入内存,修改数据,再次寻找到块的开头处,然后将整个块写回设备。

另一类 I/O 设备是字符特殊文件。字符设备以字符为单位发送或接收一个字符流,而不考虑任何块结构。字符设备是不可寻址的,也没有任何寻道操作。常见的字符设备有 打印机、网络设备、鼠标、以及大多数与磁盘不同的设备

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每个设备特殊文件都会和 设备驱动 相关联。每个驱动程序都通过一个 主设备号 来标识。如果一个驱动支持多个设备的话,此时会在主设备的后面新加一个 次设备号 来标识。主设备号和次设备号共同确定了唯一的驱动设备。

我们知道,在计算机系统中,CPU 并不直接和设备打交道,它们中间有一个叫作 设备控制器(Device Control Unit)的组件,例如硬盘有磁盘控制器、USB 有 USB 控制器、显示器有视频控制器等。这些控制器就像代理商一样,它们知道如何应对硬盘、鼠标、键盘、显示器的行为。

绝大多数字符特殊文件都不能随机访问,因为他们需要使用和块特殊文件不同的方式来控制。比如,你在键盘上输入了一些字符,但是你发现输错了一个,这时有一些人喜欢使用 backspace 来删除,有人喜欢用 del 来删除。为了中断正在运行的设备,一些系统使用 ctrl-u 来结束,但是现在一般使用 ctrl-c 来结束。

网络

I/O 的另外一个概念是网络, 也是由 UNIX 引入,网络中一个很关键的概念就是 套接字(socket)。套接字允许用户连接到网络,正如邮筒允许用户连接到邮政系统,套接字的示意图如下

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套接字的位置如上图所示,套接字可以动态创建和销毁。成功创建一个套接字后,系统会返回一个文件描述符(file descriptor),在后面的创建链接、读数据、写数据、解除连接时都需要使用到这个文件描述符。每个套接字都支持一种特定类型的网络类型,在创建时指定。一般最常用的几种

  • 可靠的面向连接的字节流
  • 可靠的面向连接的数据包
  • 不可靠的数据包传输

可靠的面向连接的字节流会使用管道 在两台机器之间建立连接。能够保证字节从一台机器按照顺序到达另一台机器,系统能够保证所有字节都能到达。

除了数据包之间的分界之外,第二种类型和第一种类型是类似的。如果发送了 3 次写操作,那么使用第一种方式的接受者会直接接收到所有字节;第二种方式的接受者会分 3 次接受所有字节。除此之外,用户还可以使用第三种即不可靠的数据包来传输,使用这种传输方式的优点在于高性能,有的时候它比可靠性更加重要,比如在流媒体中,性能就尤其重要。

以上涉及两种形式的传输协议,即 TCP 和 UDP,TCP 是 传输控制协议,它能够传输可靠的字节流。UDP 是 用户数据报协议,它只能够传输不可靠的字节流。它们都属于 TCP/IP 协议簇中的协议,下面是网络协议分层

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可以看到,TCP 、UDP 都位于网络层上,可见它们都把 IP 协议 即 互联网协议 作为基础。

一旦套接字在源计算机和目的计算机建立成功,那么两个计算机之间就可以建立一个链接。通信一方在本地套接字上使用 listen 系统调用,它就会创建一个缓冲区,然后阻塞直到数据到来。另一方使用 connect 系统调用,如果另一方接受 connect 系统调用后,则系统会在两个套接字之间建立连接。

socket 连接建立成功后就像是一个管道,一个进程可以使用本地套接字的文件描述符从中读写数据,当连接不再需要的时候使用 close 系统调用来关闭。

Linux I/O 系统调用

Linux 系统中的每个 I/O 设备都有一个特殊文件(special file)与之关联,什么是特殊文件呢?

在操作系统中,特殊文件是一种在文件系统中与硬件设备相关联的文件。特殊文件也被称为 设备文件(device file)。特殊文件的目的是将设备作为文件系统中的文件进行公开。特殊文件为硬件设备提供了借口,用于文件 I/O 的工具可以进行访问。因为设备有两种类型,同样特殊文件也有两种,即字符特殊文件和块特殊文件

对于大部分 I/O 操作来说,只用合适的文件就可以完成,并不需要特殊的系统调用。然后,有时需要一些设备专用的处理。在 POSIX 之前,大多数 UNIX 系统会有一个叫做 ioctl 的系统调用,它用于执行大量的系统调用。随着时间的发展,POSIX 对其进行了整理,把 ioctl 的功能划分为面向终端设备的独立功能调用,现在已经变成独立的系统调用了。

下面是几个管理终端的系统调用

系统调用描述tcgetattr获取属性tcsetattr设置属性cfgetispeed获取输入速率cfgetospeed获取输出速率cfsetispeed设置输入速率cfsetospeed设置输出速率

Linux IO 实现

Linux 中的 IO 是通过一系列设备驱动实现的,每个设备类型对应一个设备驱动。设备驱动为操作系统和硬件分别预留接口,通过设备驱动来屏蔽操作系统和硬件的差异。

当用户访问一个特殊的文件时,由文件系统提供此特殊文件的主设备号和次设备号,并判断它是一个块特殊文件还是字符特殊文件。主设备号用于标识字符设备还是块设备,次设备号用于参数传递。

每个驱动程序 都有两部分:这两部分都是属于 Linux 内核,也都运行在内核态下。上半部分运行在调用者上下文并且与 Linux 其他部分交互。下半部分运行在内核上下文并且与设备进行交互。驱动程序可以调用内存分配、定时器管理、DMA 控制等内核过程。可被调用的内核功能都位于 驱动程序 – 内核接口 的文档中。

I/O 实现指的就是对字符设备和块设备的实现

Linux 中的模块

UNIX 设备驱动程序是被静态加载到内核中的。因此,只要系统启动后,设备驱动程序都会被加载到内存中。随着个人电脑 Linux 的出现,这种静态链接完成后会使用一段时间的模式被打破。相对于小型机上的 I/O 设备,PC 上可用的 I/O 设备有了数量级的增长。绝大多数用户没有能力去添加一个新的应用程序、更新设备驱动、重新连接内核,然后进行安装。

Linux 为了解决这个问题,引入了 可加载(loadable module) 机制。可加载是在系统运行时添加到内核中的代码块。

当一个模块被加载到内核时,会发生下面几件事情:第一,在加载的过程中,模块会被动态的重新部署。第二,系统会检查程序程序所需的资源是否可用。如果可用,则把这些资源标记为正在使用。第三步,设置所需的中断向量。第四,更新驱动转换表使其能够处理新的主设备类型。最后再来运行设备驱动程序。

在完成上述工作后,驱动程序就会安装完成,其他现代 UNIX 系统也支持可加载机制。

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