Linux核心綜述

核心是什麼？它的任務是什麼呢？對這些問題的回答有很多，簡單的概括一下吧，核心是位于上層應用與硬體之間的一個軟體中間層，能為上層應用提供服務(例如提供的系統調用)，并且對其進行管理（例如何時配置設定給程序CPU、記憶體等資源），同時能夠驅動硬體完成功能動作。

如今對核心的實作有2種基本的理念，一種是微核心(microkernel)、另外一種則是一體化核心(Monolithic kernel)：

•   Microkernels：微核心僅實作了最基本的必要的核心功能（比如：記憶體管理、任務、線程、程序間通信等），其餘的所有服務（包括裝置驅動）在使用者模式下運作，而處理這些服務同處理其他的任何一個程式一樣。因為每個服務隻是在自己的位址空間運作。是以這些服務之間彼此之間都受到了保護。另外的技術優勢還包括：可擴充性好等等，劣勢在于會帶來額外的通信時間。

•  Monolithic kernels：核心的所有的子系統都被打包進一個單一檔案。Linux就屬于這樣的核心，但Linux實作了Modules，可以實作Modules的動态插入與删除

下圖是Linux系統的一個基本視圖：

• 程序（process）、任務切換（Task switch）和任務排程（Task Schedule）：每個程序都在自己運作的CPU的虛拟記憶體中配置設定有位址空間，互相之間是隔離的，通信需要調用核心服務。
  •  任務切換：核心在CPU硬體的幫助之下，完成任務狀态的保護及恢複
  • 任務排程：核心必須決定何時排程那個程序并配置設定給它多長的運作時間
• Unix Processes：
  • Linux實作了一個分級體系：程序必須來源于一個parent程序，init程序可以說是系統中其他所有程序的祖先程序，用pstree列印出的顯示比較類似的顯示了這個過程，為實作這個分級體系，Linux使用了fork和exec。
    • fork：執行對parent程序的一個幾乎完全的拷貝（PID不同），采用Copy on Write技術在parent或child程序寫操作時才區分parent和child的内容。
    • exec：在原空間中加載一新的程式并執行，old content被覆寫。
  •  線程（Threads）：在Linux中也存在兩種叫法，程序（a heavy process）和線程（a light thread），一個程序中可以包含多個線程，這些線程共享程序空間的資料和資源，但是代碼執行路徑不同，可以并行執行。Linux使用clone方法來産生線程，該方法類似fork，但是clone方法卻要嚴格區分與父程序共享的資源和線程獨享的資源。
  • 命名空間（Namespace）：利用命名空間，可以讓不同的processes擁有不同的系統視圖，例如，傳統Linux使用大量全局實體，如PID，利用指令空間，一些全局量可以劃分組，每個組擁有一個PID集合或者每個組提供不同的檔案系統視圖，卷不能同時挂載到不同視圖。當然，并不是核心的所有組成都使用了命名空間。

• 位址空間（Address Space）和優先級（Privilege level）：
  • 系統CPU的位數決定了可以管理的位址空間位數，這裡得到的位址空間是指虛拟位址空間（virtual address space），虛拟位址空間被劃分為核心位址空間（TASK_SIZE之上部分）和使用者位址空間（0～TASK_SIZE）兩部分。TASK_SIZE是一個與架構相關的值，例如IA-32架構，其值為3GiB，運作在使用者空間的各個程序認為自己獨享該空間，而核心位址空間則為各使用者空間程序所”共享”但不能通路，64位架構則更加複雜。
  •   優先級：CPU硬體定義了執行的不同優先級，但Linux隻使用2個：核心模式和使用者模式，使用者模式下運作的程序不能通路核心位址空間。 
    • 系統調用：發生系統調用時，為完成任務，程序依然運作在本程序上下文，可通路使用者空間
    • 中斷：程序運作在中斷上下文，不可通路使用者空間、不能睡眠
    • 核心線程：一般也不通路使用者空間，但可以睡眠，也可被排程，可用ps檢視，名字類似[kthreadd]，帶[]即是。

• 虛拟位址空間和實體位址空間：轉換使用頁表。但是大多數情況下，虛拟位址空間的大多數區域沒有使用，也沒有映射到實體記憶體。

• 頁表（Page Tables）：

如上文所述，由于大多數情況下虛拟位址空間的大多數區域沒有使用，也沒用映射到實體記憶體，因為為節省頁表所占用空間，使用分級 頁表，如下圖所示：

       幾個術語：

       PGD：Page Global Directory

       PMD：Page Middle Directory

       PTE： Page Table Entry

      這種方式節約了記憶體空間，但是每次通路記憶體就需要順着這個鍊走一遍，為加速，CPU采用了MMU（Memory Management Unit）         技術和TLB（Translation Lookaside Buffer）技術（Cache緩存轉換位址），注意緩存内容的更新。

• • CPU架構不同，頁表級數不同（IA-32的2級頁表，64位架構的3或4級頁表），但是架構無關代碼卻采用的是四級頁表。
  •  記憶體映射（Memory Mapping）：記憶體映射是指任意來源的資料映射進程序的虛拟位址空間，可以用處理通常記憶體的方法處理發生記憶體映射的位址空間，任意的改變都會自動改變源資料。如讀寫檔案時，來自硬碟的檔案映射進記憶體，核心自動把改變寫回該檔案。

•  實體記憶體配置設定

核心隻能配置設定整個頁框，對記憶體的更小劃分交給了庫，庫将核心傳回的頁框劃分成更小的部分，然後配置設定給程序。 

• •  The Buddy System

   所有大小（1，2，4，8，16…）的buddies都在核心的一個特定表中。當配置設定記憶體時，大的buddy分裂成小的buddies，小 的buddies也可以合成大的buddy以提供所需的記憶體。記憶體的頻繁配置設定也會帶來記憶體碎片問題 

• • The Slab Cache

核心也經常需要小于page frame的塊，但由于核心不能使用标準庫提供的功能，是以它需要定義自己的、附加的記憶體管理層 次，這個層次建立在buddy系統之上并對buddy系統提供的頁框進行分割。它建立了一個對small objects使用的通用池， 即slab cache： 

• • •  對常用對象，核心建立自己的cache，僅存放特定類型的對象，池中對象按需移出及返還。slab cache自動與buddy系統互動，索要所需頁框。
    • 對普通的small memory blocks的配置設定，核心建立了一系列不同對象大小的池，可使用同一函數通路，即kmalloc和kfree。

标準workload，slab配置設定器可以很好工作，但是對于大型機或嵌入式系統并不行，linux針對這些用例提供了不同 的allocator，但仍向其他子產品提供相同的接口

• • Swapping and Page reclaim：

    Swapping通過利用硬碟可以虛拟的擴大可用記憶體，不常用的記憶體頁被swap out到硬碟上，并在頁表中使用特殊标記的項标     記，應用需要使用時則核心産生page fault将該頁swap in 記憶體。

     Page reclaim（頁回收）：需要将資料寫回到磁盤，然後回收頁框使用。

• Timing

核心必須能夠衡量時間及各時間點的不同，通常使用時鐘中斷來計時，每秒鐘的滴答數就是jiffies，用全局變量jiffies_64或其32位 的jiffies來表示，依賴于硬體架構，jiffies按HZ增加，一般是每秒增加1000～100，這個值是很粗粒度的，如今的高性能的timer，依 賴硬體，核心提供了額外的附加方法來提供更高的精度。這個周期性的tick應該是動态的，當沒有什麼任務時，它對周期性的時鐘中斷 可不反應。

• 系統調用

系統調用由核心實作，執行系統調用時，處理器必須從使用者模式進入核心模式，系統調用的實作随CPU架構甚至CPU不同而不同，一 般IA-32是利用軟中斷方式，但系統調用是使用者自主從使用者模式進入核心模式的唯一方法

• 裝置驅動

友善使用者程式利用/dev/下的裝置檔案驅動裝置，大緻分成字元裝置（順序讀寫、禁止随機讀寫、按位元組/字元讀寫）和塊裝置（随機讀 寫、塊讀寫，禁止按位元組讀寫）

•  網絡

        網卡依然由驅動控制，但/dev/沒有網絡裝置檔案。linux利用socket接口

• 檔案系統

利用VFS支援多種檔案系統。

• 子產品和熱插拔

子產品支援核心運作時動态加載和解除安裝。Modules僅在核心空間執行，與靜态編譯進核心的子產品擁有同等的權限。

• Caching

分為page cache和buffer cache，頁cache用于加速對磁盤等慢速裝置的通路，而buffer cache很久前多用于system cache，但 如今多被page cache代替

•  List處理

在<list.h>中存在：

其他結構體要使用它時，可以包含它：

雙向循環連結清單的頭也是list_head類型，并且常用LIST_HEAD(list_name)宏初始化。

•  對象管理和引用計數
  • 通用核心對象Generic Kernel objects：

    如下資料結構可作為basis内嵌到其他資料結構中：

              内嵌：

         k_name： 是通過sysfs傳回給使用者空間的對象名

         kref    ： 用于引用管理

         entry  ： 把kobject聯成一個連結清單

         parent  ：用于kobjects之間組成分層架構

         kset    ： 指向該kobject所在的kset

          ktype  ：  提供kobject嵌入的對象的更詳細的資訊

         原子性的引用計數，當其值為0時，該對象就可以從記憶體中删除了。

• •  有時需要将kobjects組合成一個集合，這就需要：

ktype  ：指向引發the behaviors of kset的遠端對象

list     ：指向組合成該set的kobject對象連結清單

uevent_ops：指向操作集合，用于将該set的資訊傳遞到使用者空間

kset隻是管理自身的特性，對所包含的kobjects不做任何操作。

kobj_type提供了與sysfs的接口。

• • 引用計數

   原子性使得即使在多核處理器中也可以，相應的輔助函數有kret_init()、kret_get()、kret_put()

• 資料類型
  •  類型定義

     核心使用typedef來定義各種新的類型，以獨立于架構，這種定義是放在架構相關代碼中的，有時核心也需要精确bit位數的                類型。

• •  位元組序

     根據系統架構的不同，存儲多位元組資料使用big-endian或little-endian來存儲多位資料，差別如下：

    核心提供了大量的函數/宏來在CPU使用的格式和存儲在記憶體中的格式之間的轉換

• •  Per-CPU Variables

    使用DEFINE_PER_CPU(name,type)來為系統中每個CPU建立一個該類型變量對象，使用時需要使                 用get_cpu(name,cpu)來擷取指定cpu上的該變量，smp_processor_id()來傳回目前active的cpu

• • 通路使用者空間

    一些代碼中有用__user标記的指針，用于标記這些指向使用者空間區域的指針

 應用程式錯誤一般會導緻段錯誤或者core dump，但是核心錯誤會導緻系統當機，所有的核心代碼都必須保護，以防止并    發，但由于對多核的支援，核心代碼必須是可重入的和線程安全的，即程式可以并行執行，但資料必須防止并行通路。核心必   須在大小端機器上都能運作。從2.6.23核心開始，IA-32和AMD64都統一到x86目錄下了，但仍區分。