Linux内核设计与实现（原书第3版）笔记
2016年07月28日
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Linux内核设计与实现（原书第3版）
- p28 do_fork()：有意让child先执行，一般child马上会exec()，避免了CoW的额外开销 ...?
- 线程创建/fork/vfork 3者调用clone()时参数的不同
- wait4
- O(1)调度：根据nice分配时间片
- 调度器类？CFS是normal情况下的？
- CFS：优化交互任务的实时响应，挑选vruntime最小的那个，rbtree中的leftmost
- p47 规划化：
- if(!sleep) se->vruntime -= cfs_rq->min_vruntime;
- 休眠进程：位于某个wait_queue上（等待队列使用：inotify_read()，这里是异步IO吗？）
- 可中断的：如果收到信号，会提前醒过来
- 用户抢占：内核返回user space时，如果need_sched，会导致schedule()调用
- 内核抢占：只要没有持有锁，正在执行的代码就是可重入的，也是可抢占的（安全性指的是不会崩溃？但正确性需要用户自己保证？）
- thread_info#preempt_count 加锁的次数
- if( need_sched && !preempt_count) schedule();
- 如果代码自行调用schedule()，它应该保证该抢占调度是安全的
- 2种实时调度：SCHED_FIFO（一直执行，除非让出CPU）、SCHED_RR（一直执行，直到时间片用光，带deadline的执行？）
- 处理器绑定：task_struct#cpus_allowed sched_setaffinity()
- syscall
- ＊为什么getpid()返回的是tgid
- 软中断：int $0x80，或sysenter（更快地陷入）
- 权限检查：suser() --> capable()
- 用户空间访问系统调用（Ｃ库的实现方式）：_syscalln() n为0～6，代表需要传递的参数个数
- 确保你需要syscall，否则使用sysfs更好
- 内核数据结构
- list_head：要遍历的同时删除，list_for_each_entry_safe(p, next, header, member_name)
- 队列 kfifo
- idr：映射用户空间UID
- rbtree
- 中断
- 注册：request_irq(irq_number, handler, flags*, name, dev) 由于它最终会调用kmalloc()，可能会睡眠！
- 无须可重入
- handler：使用spin_lock以避免SMP上其他CPU同时访问
- ret_from_intr()
- /proc/interrupts
- local_irq_disable();之前，先local_irq_save(&flags);安全一点，flags不能传递给另一函数，必须是同一stack frame
- 状态判断：in_interrupt()（中断处理）、in_irq()（下半部）
- 下半部
- 最早的叫bottom half（BH）
- 任务队列（task queue）：不够灵活，对于性能要求高的网络子系统，不能胜任
- 2.3+ 软中断与tasklet：２个不同类型的tasklet可同时执行
- 2.5+ 彻底丢弃BH、任务队列 --> 工作队列
- 软中断：softirq_action、softirq_vec[NR_SOFTIRQ=32]（实际使用９个，映射为优先级？）
- tasklets：HI_SOFTIRQ TASKLET_SOFTIRQ（内部用动态的链表组织）
- ksoftirqd/n
- work queue：退后到某个内核线程执行（！ｏi see）
- workqueue_struct 工作线程worker_thread()
- cpuworkqueue_struct 每ＣＰＵ的
- work_struct
- 老的任务队列及keventd
- 内核同步
- atomic_t
- spin lock
- 如果确定中断在加锁前是激活的，则无须保存irq状态：spin_lock_irq(&lk);//这个函数名其实挺费解的~~
- spin_lock_bh()：加锁，同时禁止所有下半部的执行
- 读写自旋锁（rwlock）：递归地获得同一个读锁是安全的
- 信号量
- 不一致的命名方法：init_MUTEX？
- down_interruptable/up(&mr_sem);
- rw_semaphore
- 互斥体（mutex）指的是任何可以睡眠的强制互斥锁，比如计数为1的信号量
- 完成变量（completion）
- 历史遗留话题：BLK
- 2.6+ 顺序锁（seqlock_t）：类似于STM？，seq锁对写更优先
- 抢占：preempt_disable(); 支持嵌套
- barrier：rmb(); wmb(); read_barrier_depends();*（确保屏障前的读在屏障后的读之前完成）barrier()（编译器屏障）
- 定时器和时间管理
- HZ：x86默认为100（10ms单位），其他体系结构为250或1000
- jiffies
- time_before宏：把unsigned long转换为long再相减！
- struct timespec xtime; //精确到ns？
- timer_list
- 延迟执行：e.g.重新设置网卡的以太模式需要2ms
- udelay ndelay mdelay BogoMIPS
- schedule_timeout()
- mm
- struct page: 在于描述物理内存本身，而不是包含在里面的数据
- struct zone：x86-32上normal区域为16~896MB
- kmalloc()
- gfp_mask
- vmalloc()
- slab层
- 每个高速缓存：p = kmem_cache("task_struct", sizeof(struct task_struct), ARCH_MIN_TASKALIGN, SLAB_PANIC|SLAB_NOTRACK, NULL);
- 内核栈：1或2页，如果1页，则使用单独的中断栈
- 高端内存映射：__GFP_HIGHMEM获得的页没有逻辑地址？
- 永久映射：kmap 有数量限制
- 临时映射：kmap_atomic
- 老式的每CPU的分配：data[NR_CPUS] --> get_cpu()禁止内核抢占
- 新的每CPU：DEFINE_PER_CPU(type,name); --> get_cpu_var(name)
- VFS
- 操作对象：{super, inode, dentry, file}_operations
- inode
- permission(inode,mask)：允许特定的访问模式，返回0，支持访问控制链（ACLS）的文件系统需要
- setxattr：允许key/value与文件关联（hiden/invisible？）
- struct file：没有对应的磁盘数据，通过f_dentry -> 指向相关的inode -> 文件是否dirty
- 和文件系统相关的数据结构
- struct file_system_type;
- struct vfsmount;
- 和进程相关数据结构
- struct files_struct;
- 块I/O层
- struct buffer_head; BH_xxx标志，弊端：大块数据的IO分解为多个buffer_head，不必要的负担和空间浪费
- struct bio; 代表的是I/O操作，而buffer_head仅描述磁盘的一个块
- struct bio_vec: { page, offset, len } 三元组
- 请求队列（request_queue）
- I/O调度
- Linus电梯：尝试合并读请求；防止饥饿；根据扇区位置调整插入（优化物理访问性能？）；默认到队列尾部
- 最终期限：写是异步的，而读必然是同步阻塞的！--> 减少读请求饥饿现象（降低了全局吞吐量）；3个队列：读、写、派发
- 预测I/O（默认调度）：请求提交后有意空闲片刻，如果这期间应用有相邻的其他读请求，则可提高性能（总感觉这里的设计考虑因素并不多？？）
- CFQ：I/O请求按进程放入不同队列
- Noop：仅执行合并，用于无寻道开销的，如闪存卡
- 进程地址空间
- mm_struct
- vm_area_struct
- VMA标志，vm_operations_struct
- 可通过内存描述符的mmap和mm_rb域访问内存区域（分别使用list和rbtree）
- 页表：PGD、PMD、PTE
- 页高速缓存和回写
- struct address_space; //physical pages of a file ...
- radix_tree
- flusher线程、pdflush
- 设备与模块
- 字符设备（只提供流式访问）、块设备（可随机读写）、网络设备
- kobject ktype kset
- sysfs：把kobject与dentry联系起来
- kobject_uevent()：内核空间向用户空间发送信号
- 调试
- 可移植性
- 字节顺序：u32 __cpu_to_be32(u32) 把cpu字节顺序转换为高位优先