linux期末总结

下面总结针对老师上课时勾画的重点，仅供参考。时间有限，总结的比较仓促，大家发现有什么错误或者有需要补充的可以Q我，或者在群里给出补充和修改内容。大家应该以书本为重。第1,2章内核简介和从内核出发linux内核与windows内核差异答：操作系统内核可以分为两大阵营：单内核和微内核（第三阵营是外内核，主要用在科研系统中，不做讨论）单内核：把内核从整体上作为一个单独的大过程来实现，同时也运行在一个单独的地址空间。微内核：微内核并不作为一个单独的大过程来实现，相反，微内核的功能被划分成多个独立的过程，每个过程叫做一个服务器。（详细见中文版6页）Linux是单内核，windows是微内核。差异分析大家自己看着办，从6页自己选择性填写。内核版本表示，各个位置上数的代表含义答：linux内核有两种：稳定和处于开发中的。TTieMajorVersionTheRevision2.6.26.1TheMinorVersionThe-StableVersionFigure1.2Kernelversionnamingconvention.上图中：第一个数字是版本号，第二个数字是从版本号，第三个数字是修订版本号，第四个数字可选，表示稳定的版本号。从第二个数字的奇偶性可以判别该内核是稳定版还是开发版，奇数表示开发版，偶数表示稳定版。6表示是稳定版，而该稳定版本号是1.内核编译，编译完成后生成的镜像文件名称答：linux实验课不止一次用到内核编译，在这我简单说明下：先到官网下载一个linux版本的源代码，tar命令解压，如tarxvjflinux-x.y.z.bz2各参数含义:-x:解压，-v：显示所有过程，-j：有bz2属性的，-f：使用档案名字，切记，这个参数是最后一个参数，后面只能接档案名。解压后进入相应解压文件目录，进行编译前的相关配置及清理工作。使用一种内核编译方法，其中自动精简内核编译配置makelocalmodconfig适合于新手。开始编译sudomake-kpkgclean；make-kpkg--initrd--append-to-version=-xxxkernel_image。-xxx是自己取得一个名字。编译完成，cd..退到上以及目录执行sudodpkg-ilinuximage2.6.34.11xxx_i386.deb（镜像文件名称），安装生成的镜像文件。之后的配置grub开机启动项在此不赘述，有兴趣自行了解（主要有两个参数，default：决定grub引导时光标默认停留的引导标签位置，timeout:停留在引导标签页的时间）Linux是单内核，内核运行在单独的内核空间地址上。我当时记到的是执行时，内核全部载入。不过觉得有问题，书上说的是linux汲取微内核精华，支持动态装载内核模块，允许在需要的时刻动态地卸除和加载部分内核代码，大家自己判断。堆栈大小：用户空间和内核空间对应各自的栈，其中用户空间堆栈较大，且能动态增长。内核栈的准确大小随体系结构而变。在X86上，栈的大小在编译时配置。在32位机上，内核栈是2页，对应8KB；在64位机上。内核栈也是2页，对应16KB。第3章进程管理每个进程对应的PCB及task-struct内核把进程列表存放在叫做任务队列的双向循链表中，链表中的每一个项都是一个task-struct结构。Linux通过slab高速缓存层分配器分配task-struct结构，达到对象复用和缓存着色的目的。注意一下在内核栈中用structthread_info结构来指向进程描述符，即指向structtask_struct结构。每个任务的thread_info结构在它的内核栈的尾端分配。结构中的task域中存放的是指向该任务实际task_struct的指针。线程和进程的关系，fork(),clone()函数的用法及差别进程就是处于执行期的程序，当然还要包含其他资源，如打开的文件，挂起的信号，内核内部数据，处理器状态，一个活多个具有内存映射的内存空间地址及一个或多个执行的线程，存放全局变量的数据段等等。线程是进程中活动的对象，每个线程都有自己独立的程序计数器，进程栈和一组进程寄存器。内核调度的对象是线程而不是进程。Linux对进程和线程并不特别区分。Fork()函数创建进程，linux的fork()函数使用写时拷贝，子进程和父进程共享一份拷贝(子进程没有写入时)。调用fork()函数的是父进程，新产生的是子进程。在该调用结束时，在返回点的这个相同位置上，父进程恢复执行，子进程开始执行，即现在有两个进程在执行了，而且执行的是相同的一块代码，哪个获得处理器就执行。Fork()系统调用从内核返回两次，当进程pid为0时表示父进程子在运行，pid>0时表示子进程在运行，pid<0表示创建子进程失败。对于clone()函数，首先看其参数标志：>3-1档皿戟)參赴标志舍kx产进盘斗李盯幵囲虫件CLOND.I^S號|'述段共件泵统信息CLONL_IDLI：rAiiKCLGNE_MFWN5为尹进卑创建祈的命右空询clone_pareht串定『进程与生进程怫軒同程CIjOKL_PTHAC：ECbOKE.SETTTD将T1U冋雪亡用户空间CLGKE^ETFLS为F进稚册毬斷的TL£ebONE_S[GHAbiD父HHf?代虬馆宵惟印甬柿码EMSCf进穆片取号他mVSEM_UNDOiJ|^CLaNF_TIIItEA[)迂-r-进科.验人和同的蝇粹虫CLONE.VFOKK圈f+ivfoiiojsu乂进氏难k黑祎了-进思杵幷盹醒CIX)NE^_lJKTHACF.n站止跟眛进程庄子进禅卜逞制^FfCLONt-PTRACECI.()NE_$TOPCHASKSTOPPED状屯护培进程CLONE^SBITLS为子进殍创建矫的TLSOhftad-l«;・lsto理clCI^ONE_C}1ILD_CLEARTID甫除了进翹的口1>CLONe_CHILD.SETTIIJ讴atriafe的tid(：LONEJaARENT.SETTlD徙賈乂进秤的TR>CLONE_VMHF进軽幷享舱址空囘看一个有关clone的函数：clone(CLONE_VM|CLONE_FS|CLONE_FILES|CLONE_SIGHAND,0);这个函数调用与fork()差不多。这里是线程创建，所以在调用clone()的时候需要传递一些参数标志来指明所需要共享的资源.实际上fork()函数是通过调用clone()来实现的。只需传递相应的参数标志。具体有关clone().fork()等进程线程创建函数说明可以看下中文版3.3,3.4节。3.进程的5种状态答:TASK_RUNNING（运行），TASK_INTERRUPTIBLE（可中断），TASK_UNINTERRUPTIBLE（不可中断），_TASK_TRACED（追踪），_TASK_STOPPED（停止）；4.写时拷贝答：传统的fork()系统调用直接把所有的资源复制给新船将改建的进程，这种实现过于简单且效率低下，因为它拷贝的数据也许并不共享，而且更糟糕的是，新进程打算用一个新的映像，那之前的复制就全都浪费了。Linux的fork()使用写时拷贝，写实拷贝是一种可以推迟甚至免除拷贝数据的技术。内核一开始并不复制整个进程的地址空间。而是让父子进程共享一个拷贝。当子进程需要写入时，数据才被复制，这时子进程拥有了自己的拷贝。写时拷贝避免了拷贝大量根本就不会被使用的数据，当子进程没有数据写入时，fork()函数的实际开销就是复制父进程的页表以及给子进程创建唯一的进程描述符。第4章进程调度1.进程调度答：首先说明一下进程的分类：I/O消耗型进程，处理器消耗型进程。进程的调度就是针对这两种不同类型的进程展开的。前者经常处于可运行状态，但是运行时间较短，在等待更多I/O请求时会被阻塞；后者从系统响应速度考虑，不应该让他经常运行，所以降低其调度频率，延长运行时间。当然也不是绝对的，进程调度通常要在两个矛盾的目标中寻求平衡：进程的响应时间和最大系统利用率。普通进程调度算法：完全公平调度算法（CFS）用户空间的nice值范围（-20-19）值越小，优先级越高。CFS是一个针对普通进程的调度类，在linux中被称为SCHED_NORMAL。CFS对时间片分配方式进行根本性的重新设计，即不再根据nice值的大小分配相应的时间片,而是依据nice值分配给进程一个处理器的使用比重。CFS允许每个进程运行一段时间，循环轮转，选择运行最少的进程作为下一个运行进程，CFS在所有可运行的进程总数基础上计算出一个进程应该运行多久，而不是依靠nice值来计算时间片。nice值在CFS中被作为进程获得的处理器运行比的权重：越高的nice值进程获得更低的处理器使用权重，这是相对默认nice值而言的；相反，更低的nice值的进程获得更高的处理器使用权重。（注意这里nice的相对值才影响处理器权重的分配，具体例子见书42页）实时进程调度算法内核空间的优先级范围（0-MAX_RI_PRIO-1）,MAX_RI_PRIO=100实时调度策略：对应的调度类是SCHED_FIFO（先进先出）和SCHED_RR由于SCHED_NORMAL级的进程nice值共享了这个取值空间，所以它的取值范围是（MAX_RI_PRIO-MAX_RI_PRIO+39）,即nice值从（-20-19）直接对应到（100-139）第5章系统调用系统调用过程答：首先强调一点，在linux中，系统调用是用户空间访问内核的唯一手段；除异常与陷入外，它们是内核唯一的合法入口。Linux的系统调用比其他许多操作系统执行的要快。Linux很短的上下文切换时间是一个重要的原因，进出内核被优化得简洁高效。另外一个原因是系统调用处理程序和每一个系统调用本身也非常简洁。系统调用层次结构：用户程序——>C库（即API）：INT0x80-—>system_call>系统调用服务例程>内核程序执行系统调用的连锁反应：陷入内核，传递系统调用号和参数，执行正确的系统调用函数并把返回值带回用户空间。宏调用：Linux提供一组宏，用于在用户空间对系统调用进行访问。形如_syscalln（）,其中n的范围0到6,代表需要传递的系统调用参数个数，每个宏有2+2*n个参数。另外补充：应用程序接口（API），要了解的看书57页；系统调用号，每个系统调用对应一个独一无二的系统调用号，一旦分配就不能再有任何改变否则编译好的应用程序就会崩溃详细见书59页第6章内核数据结构内核中的数据结构答：链表：链表是一种存放和操作可变数量（常称为节点）的数据结构队列：一种先进先出的数据结构（生产者消费者问题）Linux通过队列实现kfifo，提供两个主要操作：enqueue（入队）和dequeue（出队）。维护两个偏移量：入口偏移和出口偏移。映射：也称为关联数组，实际上是一个由唯一键组合的集合，而每个键必然关联一个特定的值。二叉树：主要了解自平衡二叉树，即一个所有叶子节点深度之差不超过1的二叉搜索树。（不明白的见书85）数据结构的适用范围：如果你的数据集合的主要操作是遍历数据，就使用链表。如果你的代码符合生产者/消费者模式，怎使用队列。如果你需要映射一个UID到一个对象，就使用映射。如果你需要存储大量数据，并且迅速检索，呢么红黑树最好（自平衡二叉树）第7章中断和中断处理中断本质是一种特殊的电信号，由硬件设备发向处理器。中断处理程序：内核执行一个函数来响应一个特定的中断，该函数叫做中断处理程序或中断服务例程。中断处理程序运行在被我们称之为中断上下文的特殊上下文中。该上下文也被称作原子上下文，即该上下文中代码不可阻塞。必须保证中断处理程序能够快速执行。中断分两部分：上半部和下半部，用来平衡快速执行和完成大量工作量之间的矛盾。中断处理程序是上半部分：接收到一个中断，立即开始执行，但只做有严格时限的工作，如对接收的中断应答和硬件复位，这些工作在所用中断被禁止时完成；下半部分在第8章中说明。（例子见书93页）中断注册函数：驱动程序通过request_irq函数注册一个中断处理程序，并且激活给定的中断线，以处理中断。Free_irq（）注销中断处理程序，禁用其中断线。说到这里，简单给出IRQ的定义：不同的设备对应的中断不同，通过一个唯一的数字标识。这些数字标识通常被称作中断请求线（IRQ）,如IRQ0是时钟中断，IRQ1是键盘中断。一条中断请求线对应一种中断，可连接多个同种类型的硬件设备。共享的中断处理程序与非共享的中断处理程序的差异:答：a.request_irq（）的参数flags必须设置IRQF_SHARED标志。对于每个注册中断处理程序来说，dev参数必须唯一。中断处理程序必须能够区分它的设备是否真的产生了中断。共享的中断线的驱动程序都必须满足以上要求。中断统计信息查看答：两个宏,in_interrupt（）,in_irq,说明见下表：#6-2中断控解方法的列寒说卿景止本地中斷倩疏10G 方案 气瓶 现场处置方案 .pdf气瓶 现场处置方案 .doc见习基地管理方案.doc关于群访事件的化解方案建筑工地扬尘治理专项方案下载 越有可能造成死锁。第10章内核同步方法原子操作(AtomicOperations)：它是其他同步方法的基石。原子操作可以保证指令以原子的方式执行执行过程不被打断。自旋锁(spinlock)：自旋锁最多只能被一个可执行的线程持有。如果一个线程企图得到一个已经被持有的自旋锁，那么该线程就会一直进行忙循环等待—等待锁重新可用。如果锁未被征用，则立即获得。说的简单些，一个被征用的自旋锁使得请求它的线程在等待锁重新可用时自旋，即忙等待。自旋锁特征：不休眠(正确性有待考证)，不可递归，可以使用在中断处理程序中，加锁前首先禁止本地中断，解锁后打开本地中断。读写自旋锁：解决读者写者问题,优先照顾读者。解释：当读锁被持有时，写操作为了互斥访问只能等待，但是，读者确可以继续成功地获得锁。读者很多时，写者容易产生饥饿。信号量(Semaphores)：信号量是一种睡眠锁。如果一个任务试图获得一个已经被占用的信号量，信号量会将其推进一个等待队列，然后让其睡眠。为了找到一种更加简单的睡眠锁，内核引入了互斥体(metux),指任何可以睡眠的强制互斥锁，简单的说互斥体是一种互斥信号。自旋锁与信号量的比较便用什去’自擁枷与價号■的比软盥議饶先便用巾腕樹翅觀徴世优先便用自挂抽用悄号虽中號上下文屮加饋持有锁需要隔託艳用信号量顺序锁(Sequentiallocks):通常被称为seq锁。这种锁提供一种简单机制，用于读写共享数据。实现这个锁主要依靠一个计数器。写操作会使序列值增加，而在读操作之前和之后都会去读取序号，如果前后相等，说明读操作未被打断，否则被打断。顺序锁优先照顾写者，即在没有其他写者的时候，写锁总是可以被一个写者获得，读者不影响写者。当有多个写者的时候，读者很可能饥饿。顺序与屏障的概念与定义(OrderingandBarriers)答：当处理多处理器之间或硬件设备之间的同步问题时，有时需要在你的程序代码中以指定的顺序发出读内存和写内存指令。在和硬件交互时，时常要确保一个给定的读操作发生在其他读操作或写操作之前。另外，在多处理器上，可能需要按写数据的顺序读数据(称之为RAW,即写后读相关)。编译器与处理器为了提高效率，会对读写操作重排序。所有可能重排序读和写操作的处理器提供了机器指令来确保顺序要求,即和顺序执行的效果等效。同样的,也可以指示编译器不要给定点周围的指令进行重新排序。这些确保顺寻的指令称之为屏障(barriers)第12章内存管理1.Page表示答：内核把物理页作为内存管理的基本单位。内存管理单元(MMU)通常以也为单位进行处理。大多数32为体系结构支持4KB的页，64位体系结构支持8KB的页。页结构用structpage表示，有兴趣的同学可以在书上186页看下，书上给出了几个域的解释。注意一点：page结构与物理页相关。2.区(zones)内核使用区对具有相似特性的页进行分租。Linux主要使用了四种分区ZONE_DMA------这个分区包含的页能用来执行DMA操作。(块数据读取)ZONE_DMA32——和ZONE_DMA类似，该区包含的页面可用来执行DMA操作，但这些页面只能被32位设别访问。ZONE_NORMAL这个区包含的都是能正常映射的页。ZONE_HIGHEM这个区包含“高端内存”，其中的页并不能永久地映射到内核地址空间。*11-1上的区区描述物理内存ZDNE_DMADMA便出时杠正常可址的贡16-8WMBZONE动応映射的臥>8%MB高速缓存层(slab)的作用答：高速缓存：快速存储频繁使用的对象类型，便于数据频繁分配和回收。使用CPU数据的原因答：1.减少了数据锁定。需要确保本地处理器只会访问它自己的数据。使用每个CPU数据可以大大减少缓存失效。(理想情况下只会访问自己的数据，而不需要去操作其他处理器缓存中的数据，导致更新自己的缓存，发生缓存失效)内存空间分配，各分配函数的使用范围Kmalloc():与用户空间malloc()类似，只是多了一个flags参数，kmalloc()函数是一个简单的借口，用它获得以字节为单位的一块内存。Vmalloc():工作方式类似于kmalloc()，只是vmalloc()分配的内存虚拟地址是连续的，而kmalloc()分配的物理地址是连续的。Slab:高速缓存层用于数据频繁的分配和回收。详细设计见书198页。使用范围：A.如果需要连续的物理页，则使用kmalloc().B．如果想从高端内存分配，使用alloc_pages().如果不需要物理上连续的页，而仅仅需要虚拟地址连续的页，就使用vmalloc().如果要创建和撤销很大的数据结构，那么考虑建立slab告诉缓存。下面强调一下在kmalloc()函数中最,长用的两个标志：GFP_APOMIC,GFP_KERNEL.GFP_APOMIC表示进行不睡眠的高优先级分配。对于可以睡眠的代码，则使用GFP_KERNEL获取所需的内存。第13章虚拟文件系统1.四种文件对象答:A.超级块对象(superblockobject)：代表一个具体的已经安装的文件系统。B.索引节点对象(inodeobject)：代表一个具体文件。C.目录项对象(dentryobject)：代表一个目录项，是路径的一个组成部分。D.文件对象(fileobject):代表由进程打开的文件。简单说明：前两者一般保存在硬盘上。后两者在使用时才有，即这两种对象实际上没有对应的磁盘数据。四种类型对象之间关系图：jptHjnlI*-.lildrfurWy□rikti腔化快hifdliGinidLT•L由」冷irrap訂:ni：iL旳=的|||比商歯dwrnhashrabel*vfarnau^!rrriSiwrtdala?■J眄］弓皿!i*J_nkdJhinmlnxj*n»第15章进程地址空间1.内存描述符内核使用内存描述符结构表示进程的地址空间，该结构包含了和进程地址空间有关的全部信息。用mm_struct结构表示。下图给出了mm_struct的详细内容。要是觉得不清楚可以去看书248页。讲的很清楚。最好记熟书上详细给出的该结构中某些域表示的含义。Struct1Ma-truct-(structrea_呂tru^t"内核区城错表Sstructrb_rootmm£b；/*虛检内存区域垃一盟樽占/structvm_area_gtrijct*mn^p_cache；"星后便用的內存区威“unsignedlonqfreeareacache；"第一4地址空fFl|洞7PQd.t*pgd：八贝全局目录"atomlc_tnun__usBZ9『厂城地比空何的聊户*atomictmm_couint;/石主僅用计tfr・rintTOap_count;"內存瓦峡敷目打atmetrwsemaphore皿耳P_3ew"内存区城怡号盘“3pinlock_tpage_table_lockjstruct1ist^headnnList;/*包售全部皿struct的锥丧*#unBlgnedLongstartleodej"牝码段的开始馳址耳unsignedLongend_code;"代円段的皓車地址*丿undign^dLong8tart_diata;”数蜡的首地址unsignedLongenadata；"数据的尾地址样unsignedLongstartbrk;"堆的酎地hl"unsignedlcn^brk；"程的星睑址*urLaignedlonqstart_3tackF"进程栈的苗地址"umflLqnedion?arg_start?融令行裁数的首地址runsignedlongarg^end；g令石譬敦的駅地址百/unsignedLongenvstartp"环境窘昼片地址“uneigKedlongenv_end;"环境变量的用地址■/unsignedIon4"所分配的构理匾"/unsignedlonq八全部塚晰翹甘吟unsignedlonglock©d_vinj"上樹的页血«£目呼ur>6igriedlongdcf_£laqBj八默认的访间标志打unsignedlong八憐惰(laay)TLB交像俺码斗unsignedlongswapAddrees；严最后被扫描的堆址叫unBigneddua^ablB：1;丿•足否可以严生内存倍总转储•/intusad^hugetlb：/*昱否便用了hug*七lti*winL_conC€Xtwtcontext：门体痍结构特殊敦馆Lintcorewaiters:"内核转储等待藝理叮structcowipletion*cor®_atartup^dena；/*core幵始完成*/structcompletioncoredone;/*core皓車完脱“El^lQCk^t10GtX_llMt_10Ck；/*ALOstructkioctK♦ioctxliBt;/*AIO370琏表百/structkioctxdefault_kioctx；/*AIOK认r/o上下文“