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标题: [分享] Linux内核 [打印本页]

作者: marquis 时间: 2013-5-20 22:24 标题: Linux内核

Linux系统大致可分为三层：
靠近硬件的底层是内核，即Linux操作系统常驻内存部分。
中间层是内核之外的shell层，即操作系统的系统程序部分。
最高层是应用层，即用户程序部分

Linux有两种不同的含义
严格技术角度：指的时开放源代码的Unix类操作系统的内核
一般意义：指以Linux内核为基础的操作系统，包括内核、系统工具、完整的开发环境和应用

kernel时操作系统的核心程序，由几个不同逻辑功能部分组成：
向外部提供对计算机设备的核心管理及调用，负责对计算机资源的抽象、分配和共享
代码分为两部分：
内核所在的地址空间称作内核空间
其他应用程序称为外部管理程序，大部分是对外围设备进行管理和界面操作，外部管理程序和用户进程所占据的地址空间成为外部空间

Unix内核用C语言写成
单一内核：所有的操作系统功能均被封装在内核中，与外部程序处于不同的地址空间。外部程序智能通过功能调用来访问内核
微内核：内核只提供最基本、最核心的一部分操作，如创建和删除任务、中断管理、进程管理、存储器管理、进程间通信等，而其他功能如文件系统、网络协议栈则在内核外操作。

微内核特点：
使操作系统具有良好的灵活性
操作系统内部结构简单清晰
程序代码维护十分方便
体现了面向对象式软件的结构特征

但是：Linux内核采用单一内核
原因：注重效率
Linux将代码执行效率作为操作系统第一要务
Linux内核的程序员都是世界各地的黑客，比起结构的清晰，更注重功能的强大和高效率的代码
特点：每个功能部件不能轻易拆除

从结构上看，Linux操作系统是采用单块结构的操作系统。
一般说来，可以将操作系统划分为内核和系统程序两部分。

进程控制系统用于进程管理、进程同步、进程通信、进程调度和内存管理等。

●内存管理控制内存分配与回收。

●文件系统管理文件、分配文件空间、管理空闲空间、控制对文件的访问并为用户检索数据。

●Linux系统支持三种类型的硬件设备：字符设备、块设备和网络设备。

●核心底层的硬件控制负责处理中断以及与机器通信。

作者: marquis 时间: 2013-5-20 22:24

本帖最后由 marquis 于 2013-5-20 23:03 编辑

5.2 进程管理
1．进程及其状态
简单说来，进程就是程序的一次执行过程。
进程至少要有三种基本状态。这三种基本状态是：运行态、就绪态和封锁态（或等待态）。
进程的状态可依据一定的条件和原因而变化
图片10.png

运行状态：指当前进程已分配CPOU，它是程序正在处理器上执行的状态。在一般单一CPU机制中，任何时刻处于运行状态的进程至多只有一个。
就绪状态：指进程已具备运行条件，但因为其他进程正占用CPU，所以暂时不能运行而等待分配CPU资源的状态。处于该状态的进程可以有多个。
封锁状态：只进程因等待某种事件发生（如等待某一输入、输出操作完成，等待其他进程发来的信号等）而暂时不能运行的状体。处于封锁状态的进程尚不具备运行条件。也成为不可运行状态或挂起状态。可以有多个。

2．Linux进程状态
图片11.png

3．进程的模式和类型
在Linux系统中，进程的执行模式划分为用户模式和内核模式
按照进程的功能和运行的程序来分，进程划分为两大类：一类是系统进程，另一类是用户进程
图片14.png

4．Linux线程
Linux把线程定义为进程的“执行上下文”
具有一段可执行的程序、专用的系统堆栈空间、私有的“线程控制块”（即thread_struct数据结构）
缺少自己的存储空间

5.2.2 进程的结构
1．task_struct结构
task_struct结构包含下列几方面的信息：
·进程状态
·调度信息
·标志符（PID）
·内部进程通讯(信号、管道、信号量等)
·链接信息（指向父进程、兄弟进程、子进程的指针）
·时间和计时器（记录进程的创建时间和运行所占用的
CPU时间）
·文件系统
·虚拟内存
·处理器信息

2．进程系统堆栈
每个进程都有一个系统堆栈，用来保存中断现场信息和进程进入内核模式后执行子程序（函数）嵌套调用的返回现场信息。
每个进程的系统堆栈和task_struct数据结构之间存在紧密联系，因而二者物理存储空间也连在一起
系统堆栈的大小静态确定，用户堆栈可在运行时动态扩展
图片13.png

5.2.3 对进程的操作
1．进程的创建
各个进程构成了树形的进程族系
内核在引导并完成了基本的初始化以后，就有了系统的第一个进程（即初始化进程，实际上是内核线程）。除此之外，所有其他的进程和内核线程都由这个原始进程或其子孙进程所创建。
除初始化进程外，其他进程都是用系统调用fork( )和clone( )创建的。
fork( )是全部复制，而clone( ) 有选择地复制

2．进程的等待
父进程可用系统调用wait3( )等待它的任一个子进程终止，也可以用系统调用wait4( )等待某个特定的子进程终止。

wait3( )算法如下：
（1）如果父进程没有子进程，则出错返回。
（2）如果发现有一个终止的子进程，则取出子进程的进程号，把子进程的CPU使用时间等加到父进程上，释放子进程占用的task_struct和系统空间堆栈，以供新进程使用。
（3）如果发现有子进程，但都不处于终止态，则父进程睡眠，等待由相应的信号唤醒。

3．进程的终止
进程可使用系统调用exit( )终止自己
其实现算法如下：
（1）撤消所有的信号量。
（2）释放其所有的资源，包括存储空间、已打开的文件、工作目录、信号处理表等。
（3）置进程状态为“终止态”（TASK_ZOMBIE）。
（4）向它的父进程发送子进程终止的信号。
（5）执行进程调度。

4．进程映像的更换
改换进程映像的工作很复杂，是由系统调用execve( )实现的，它用一个可执行文件的副本来覆盖该进程的内存空间。

ELF可执行文件格式示意图
图片15.png

execve( )系统调用的基本算法如下：
（1）验证文件的可执行性，即用户
有权执行它。
（2）读文件头，检查它是一个可装入模块。
（3）释放原有的内存空间。
（4）按照可执行文件的要求分配新的内存空间，并装入内存

5.2.4 进程调度
进程调度机制主要涉及到调度方式、调度时机和调度策略
1．调度方式
基本上采用“抢占式优先级”方式

2．调度策略——三种不同的调度策略
SCHED_FIFO——短实时进程，对时间性要求比较强
SCHED_RR——较长时间的实时进程，对应“时间片轮转法”
SCHED_OTHER——交互式的分时进程，这类进程的优先权取决于两个因素：一个因素是进程剩余时间配额；另一个是进程的优先数nice ——优先数越小，其优先级越高
后台进程的优先级低于任何交互（前台）进程的优先级

3．调度时机
（1）当前进程调用系统调用nanosleep( )或者pause( )，使自己进入睡眠状态，主动让出一段时间的CPU使用权。
（2）进程终止，永久地放弃对CPU的使用。
（3）在时钟中断处理程序执行过程中，发现当前进程连续运行的时间过长。
（4）当唤醒一个睡眠进程时，发现被唤醒的进程比当前进程更有资格运行。
（5）一个进程通过执行系统调用来改变调度策略或者降低自身的优先权（如nice命令），从而引起立即调度。

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作者: marquis 时间: 2013-5-20 22:26

本帖最后由 marquis 于 2013-5-20 23:18 编辑

5.2.5 shell基本工作原理
它不属于内核部分，而是在核心之外，以用户态方式运行。其基本功能是解释并执行用户打入的各种命令，实现用户与Linux核心的接口。
图片17.png

后面是本章节的实例部分。请各位同学自己把代码敲到计算机里面，并进行编译、运行。
编译的工具为计算机自带的gcc工具

进程属性
进程的组成元素
程序的当前上下文（context），它是程序当前执行的状态
程序的当前执行目录
程序访问的文件和目录
程序的信任状态，或者叫做访问权限
内存和其他分配给进程的资源

进程标识号
进程的两个知名属性：进程号（Process ID, PID）和父进程号（Parent Process ID，PPID）
PID/PPID都为整数，唯一标识一个进程
所有的进程有个共同的祖先：pid=1的进程，即init进程
图片18.jpg

Real和effective标识号
进程的属性
图片19.png

用户和用户组的信息
getlogin（）函数返回用户的登录名
getpwname()函数以上面的函数返回值为参数，从/etc/passwd文件中返回该登录名的所有信息。
#include <unistd.h>
char *getlogin(void)
#include <pwd.h>
struct passwd *getpwnam(const char *name)
图片21.jpg

使用system创建进程
system函数原型如下：
#include <stdlib.h>
int system(const char *string)
它通过把system传递给/bin/sh –c来执行 string所指定的命令，string中可以包含选项和参数，接着整个命令行（/bin/sh –c string）又传递给系统调用execve（随后介绍）。如果没有/bin/sh，system返回127，如果出现其他错误，则返回-1；如果至此那个成功则返回string的代码
图片22.jpg

Fork系统调用创建进程
fork调用创建一个新进程
语法：
#include <unistd.h>
pid_t fork(void)
如果fork成功，就向父进程返回子进程的pid，并向子进程返回0.
fork创建的新进程是和父进程（出了pid和ppid）一样的副本，包括真实有效的UID，GID，进程组和会话ID、环境、资源限制、打开的文件以及共享的进程段
父进程和子进程之间有一点区别。子进程没有继承父进程的超时设置（使用alarm调用）、父进程的文件锁、或者未决信号。
图片23.jpg

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