Linux 作业系统 --- 简介

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Linux作业系统是Linus Torvalds于芬兰赫尔辛基大学当学生时，希望在IBM PC 个人电脑上实作出类似UNIX系统的一个专案。在Linux 刚发展时主要参考的对象是荷兰阿姆斯特丹大学教授Andrew S. Tanenbaum 的Minix 系统，后来Torvalds 决定利用GNU 工具全面改写，于是发展出一个全新的作业系统，后来该作业系统被称为Linux。

Linux的系统架构大致分为『硬体』、『核心』、『函式库』、『使用者程式』等四层，
硬体层主要包含许多硬体装置的驱动程式、核心层乃是由Linus Torvalds所维护的Linux作业系统，而函式库层则对作业系统的功能进行封装后，提供给使用者程式呼叫使用。

图10.12 Linux 的基本架构

当行程需要作业系统服务(例如读取档案) 时，可以利用『系统呼叫』请求作业系统介入，此时处理器会由使用者模式(User Mode) 切换到核心模式(Kernel Mode)，核心模式具有最高的权限，可以执行任何的动作。图10.12中的系统呼叫界面所扮演的，正是这样一个中介的角色。

Linux 所支援的硬体模组众多，这些模组必须被挂载到作业系统当中，当然不可能由Torvalds 一个人包办写出所有的驱动程式。所以Linux 定订了一整套输出入介面规格，透过注册机制与反向呼叫函数，让驱动程式得以挂载到作业系统中。作业系统会在适当的时机呼叫这些驱动函数，以便取得输出入资料。而这正是硬体模组介面的功能。这个介面可以载入Loadable Kernel Module (大部分都是驱动程式)，以进行装置输出入的动作。

Linux 2.6 版的核心包含『行程』、『记忆体』、『档案』、『输出入』、『网路』等五大子系统。行程系统是支援行程与执行绪等功能，实作了排程、行程切换等程式。记忆体系统可利用硬体的MMU 单元支援虚拟记忆体等机制。档案系统的最上层称为虚拟档案系统(Virtual File System: VFS) ，VFS 是一组档案操作的抽象介面，我们可以将任何的真实档案系统，像是FAT32, EXT2, JFS 等，透过VFS 挂载到Linux 中。真实档案系统是在档案结构的组织下，利用区块装置驱动模组所建构出来的。网路系统也是透过网路装置驱动模组与TCP/IP
相关程式码所堆叠出来的。而输出入系统则统合了『区块、字元、网路』等三类装置，以支援档案、网路与虚拟记忆体等子系统。

Linux 是一个注重速度与实用性的系统，因此没有采用微核心的技术，以避免因为行程切换次数过多而减慢执行速度。目前围绕着Linux 作业系统已经形成了一个庞大的产业，几乎没有任何一家公司能主导Linux 的发展方向，因为Linux 是开放原始码社群被工业化后的结果。

由于开放原始码的影响，Linux拥有众多的版本，像是Red Hat、Ubuntu、Fedora、Debian 等，但是这些版本几乎都利用Tovarlds 所维护的核心，整合其他开放原始码软体后所形成的，因此虽然版本众多却有统一的特性。

由于Linux 原本是以GNU 工具所开发的，因此也被称为GNU/Linux。由于GNU工具支援IEEE 所制定的POSIX 标准，该标准对UNIX 平台的函式库进行了基本的统一动作，因此Linux 自然也就属于POSIX 标准的成员之一。

虽然Tovarlds 最早是利用IBM PC 开发Linux 作业系统的，但是目前Linux 已经被移值到各种平台上。因此Linux 所支援的处理器非常众多，包含IA32、MIPS、ARM、Power PC 等。当您想要将Linux 移植到新的处理器上时，必须重新编译Linux 核心，您可以利用GNU 的gcc, make 等工具编译Linux 核心与大部分的Linux 程式。

Linux 并不是一个小型的作业系统，因此在启动时通常必须透过启动载入器载入Linux 。在桌上型电脑中，常被使用的Linux启动载入器有GRUB、LILO 等。但是在高阶的嵌入式系统当中，Linux 最常用的启动程式则是U-Boot，这是因为U-Boot 所支援的处理器非常众多，因此成为目前最广为使用的嵌入式启动载入器。

在本系列的文章中，我们将分别就Linux 中的行程、记忆体、输出入、档案等四大子系统，分别进行说明，以便让读者能更进一步的理解Linux 作业系统。

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Linux 作业系统 --- 中断机制

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一直认为，理解中断是理解内核的开始。中断已经远远超过仅仅为外围设备服务的范畴，它是现代体系结构的重要组成部分。
1、基本输入输出方式
现代体系结构的基本输入输出方式有三种：
(1)程序查询：
CPU周期性询问外部设备是否准备就绪。该方式的明显的缺点就是浪费CPU资源，效率低下。
但是，不要轻易的就认为该方式是一种不好的方式(漂亮的女人不一定好，不漂亮的女人通常很可爱)，通常效率低下是由于CPU在大部分时间没事可做造成的，这种轮询方式自有应用它的地方。例如，在网络驱动中，通常接口(Interface)每接收一个报文，就发出一个中断。而对于高速网络，每秒就能接收几千个报文，在这样的负载下，系统性能会受到极大的损害。
为了提高系统性能，内核开发者已经为网络子系统开发了一种可选的基于查询的接口NAPI(代表new API)。当系统拥有一个高流量的高速接口时，系统通常会收集足够多的报文，而不是马上中断CPU。
(2)中断方式
这是现代CPU最常用的与外围设备通信方式。相对于轮询，该方式不用浪费稀缺的CPU资源，所以高效而灵活。中断处理方式的缺点是每传送一个字符都要进行中断，启动中断控制器，还要保留和恢复现场以便能继续原程序的执行，花费的工作量很大，这样如果需要大量数据交换，系统的性能会很低。
(3)DMA方式
通常用于高速设备，设备请求直接访问内存，不用CPU干涉。但是这种方式需要DMA控制器，增加了硬件成本。在进行DMA数据传送之前，DMA控制器会向CPU申请总线控制 权，CPU如果允许，则将控制权交出，因此，在数据交换时，总线控制权由DMA控制器掌握，在传输结束后，DMA控制器将总线控制权交还给CPU。

2、中断概述
2.1、中断向量
X86支持256个中断向量，依次编号为0~255。它们分为两类：
(1)异常，由CPU内部引起的，所以也叫同步中断，不能被CPU屏蔽；它又分为Faults(可更正异常，恢复后重新执行)，Traps(返回后执行发生trap指令的后一条指令)和Aborts(无法恢复，系统只能停机)；
(2)中断，由外部设备引起的。它又分为可屏蔽中断(INTR)和非可屏蔽中断(NMI)。
Linux对256个中断向量分配如下：
(1)0~31为异常和非屏蔽中断，它实际上被Intel保留。
(2)32~47为可屏蔽中断。
(3)余下的48~255用来标识软中断；Linux只用了其中一个，即128(0x80)，用来实现系统调用。当用户程序执行一条int 0x80时，就会陷入内核态，并执行内核函数system_call()，该函数与具体的架构相关。
2.2、可屏蔽中断
X86通过两个级连的8259A中断控制器芯片来管理15个外部中断源，如图所示：


外部设备要使用中断线，首先要申请中断号(IRQ)，每条中断线的中断号IRQn对应的中断向量为n+32，IRQ和向量之间的映射可以通过中断控制器商端口来修改。X86下8259A的初始化工作及IRQ与向量的映射是在函数init_8259A()(位于arch/i386/kernel/i8259.c)完成的。
CPU通过INTR引脚来接收8259A发出的中断请求，而且CPU可以通过清除EFLAG的中断标志位(IF)来屏蔽外部中断。当IF=0时，禁止任何外部I/O请求，即关中断(对应指令cli)。另外，中断控制器有一个8位的中断屏蔽寄存器(IMR)，每位对应8259A中的一条中断线，如果要禁用某条中断线，相应的位置1即可，要启用，则置0。
IF标志位可以使用指令STI和CLI来设置或清除。并且只有当程序的CPL<=IOPL时才可执行这两条指令，否则将引起一般保护性异常(通常来说，in，ins，out，outs，cli，sti只有在CPL<=IOPL时才能执行，这些指令称为I/O敏感指令)。
以下一些操作也会影响IF标志位：
    (1)PUSHF指令将EFLAGS内容存入堆栈，且可以在那里修改。POPF可将已经修改过的内容写入EFLAGS寄存器。
    (2)任务切换和IRET指令会加载EFLAGS寄存器。因此，可修改IF标志。
    (3)通过中断门处理一个中断时，IF标志位被自动清除，从而禁止可尽屏蔽中断。但是，陷阱门不会复位IF。
2.3、异常及非屏蔽中断
异常就是CPU内部出现的中断,也就是说，在CPU执行特定指令时出现的非法情况。非屏蔽中断就是计算机内部硬件出错时引起的异常情况。从上图可以看出，二者与外部I/O接口没有任何关系。Intel把非屏蔽中断作为异常的一种来处理，因此，后面所提到的异常也包括了非屏蔽中断。在CPU执行一个异常处理程序时，就不再为其他异常或可屏蔽中断请求服务，也就是说，当某个异常被响应后，CPU清除EFLAG的中IF位，禁止任何可屏蔽中断(IF不能禁止异常和非可屏蔽中断)。但如果又有异常产生，则由CPU锁存（CPU具有缓冲异常的能力），待这个异常处理完后，才响应被锁存的异常。我们这里讨论的异常中断向量在0～31之间，不包括系统调用（中断向量为0x80）。

2.4、中断描述符表
2.4.1、中断描述符
在实地址模式中，CPU把内存中从0开始的1K字节作为一个中断向量表。表中的每个表项占四个字节，由两个字节的段地址和两个字节的偏移量组成，这样构成的地址便是相应中断处理程序的入口地址。但是，在保护模式下，由四字节的表项构成的中断向量表显然满足不了要求。这是因为，除了两个字节的段描述符，偏移量必用四字节来表示；要有反映模式切换的信息。因此，在保护模式下，中断向量表中的表项由8个字节组成，中断向量表也改叫做中断描述符表IDT（Interrupt
Descriptor Table）。其中的每个表项叫做一个门描述符（gate descriptor），“门”的含义是当中断发生时必须先通过这些门，然后才能进入相应的处理程序。门描述符的一般格式如下：

中断描述符表中可放三类门描述符：
(1)中断门(Interrupt gate)

其类型码为110，它包含一个中断或异常处理程序所在的段选择符和段内偏移。控制权通过中断门进入中断处理程序时，处理器清IF标志，即关中断，以避免嵌套中断的发生。中断门中的DPL（Descriptor Privilege Level）为0，因此，用户态的进程不能访问Intel的中断门。所有的中断处理程序都由中断门激活，并全部限制在内核态。设置中断门的代码如下：

Idt_table为中断描述符表，其定义位于arch/i386/kernel/traps.c中，如下：

(2)陷阱门(Trap gate)
其类型码为111,与中断门类似，其唯一的区别是，控制权通过陷阱门进入处理程序时维持IF标志位不变，也就是说，不关中断。其设置代码如下：

3)任务门(Task gate)
IDT中的任务门描述符格式与GDT和LDT中的任务门格式相同，含有一个任务TSS段的选择符，该任务用于处理异常或中断，Linux用于处理Double fault。其设置代码如下：

它们各自的格式如下：

此外，在Linux中还有系统门(System gate)，用于处理用户态下的异常overflow，bound以及系统调用int 0x80；以及系统中断门(system interrupt gate)，用来处理int3，这样汇编指令int3就能在用户态下调用。

2.4.2、中断描述表初始化
中断描述表的最终初始化是init/main.c中的start_kernel()中完成的

中断门的设置是在init_IRQ()中完成的，如下：