a.正规文件(regular file) b.目录(directroy) c.符号链(symbolic link) d.块设备文件(block-oriented device file) e.字符设备文件(charactor-oriented device file) f.管道(pipe)命名管道(named pipe)(即FIFO) h.套接字(socket)
2.内核分配给进程的虚拟地址空间由以下内存区域组成:a.程序的可执行代码 b.程序的初始化数据 c.程序的未初始化数据 d.初始程序栈(即用户态栈) e.需要共享的库的可执行代码和数据 f.堆(由程序动态请求的内存)
3.设备驱动程序- 内核通过设备驱动程序(device driver)与I/O设备打交道。设备驱动程序包含在内核中，由控制一个或多个设备的数据结构和函数组成。
- 这些设备包括硬盘、键盘、鼠标和监视器等。通过特定的接口,每个驱动程序与内核中的其余部分(甚至与其他驱动程序)相互作用:
- 优点: 1.可以把特定设备的代码封装在特定的模块中。 2.厂商可以不懂内核代码,只知道接口规范,就能增加新的设备。 3.内核以统一的方式对待所有的设备，并且通过相同的接口访问这些设备。 4.可以把设备驱动程序写成模块，并动态装到内核中，不需要重启系统，不需要的时候可以卸载模块，以减少存储在RAM中的内核映像大小。
a.可运行状态 b.可中断状态 c.不可中断的等待状态 d.暂停状态 e.僵死状态
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Linux内核源码/内存调优/文件系统/进程管理/设备驱动/网络协议栈-学习视频教程-腾讯课堂
第三章、进程调度1.涉及进程调度a.传统上把进程分类:
- I/O范围(I/O-bound):频繁地使用I/O设备,并花费很多时间等待I/O操作的完成。
- CPU范围(CPU-bound):需要大量CPU时间的数值计算应用程序。
b.非传统分类:
- 交互式进程:如命令shell、文本编辑程序及图像应用程序。
- 批处理进程:如编译程序、数据库搜索引擎及科学计算。
- 实时进程:视频和音频应用程序、机器人控制程序及从物理传感器上收集数据的程序。
a.在内核态中运行的进程不会被其他进程取代,除非这个进程主动放弃CPU的控制权 b.中断或异常处理可以中断在内核态中运行的进程。但是,在中断处理程序结束时,该进程的内核控制路径被恢复 c.执行中断或异常处理的内核控制路径只能被执行中断或异常处理的其他内核控制路径所中断
2.SMP原子操作 从Intel 80286开始引入lock指令解决这中问题。- lock只是一个用于一条汇编指令之前的特殊字节。当控制单元检测到一个lock字节时,就锁定内存总线
- 这样其他处理器就不能存取下一条汇编语言指令的目的操作数所指定的内存单元。只有在这条指令执行完成时总线锁才会被释放。
- 因此，带有lock前缀的读-修改-写指令即使在多处理器环境中也是原子的。
- 内核数据结构进行同步访问的常用方法是使用信号量和自旋锁。
a.超级块对象(superblock object):存放已安装文件系统的有关信息。对于基于磁盘的文件系统,这类对象通常对应于存放在磁盘上的文件系统控制块(filesystem control block)。 b.索引节点对象(inode object):存放关于具体文件的一般信息。对于基于磁盘的文件系统,这类对象通常对应于存放在磁盘上的文件控制块(file control block)。每个索引节点对象都有一个索引节点号，这个号唯一地标识文件系统中的指定文件。 c.文件对象(file object):存放打开文件与进程之间交互的相关信息。这类信息仅当进程访问文件期间存在于内核内存中。 d.目录项对象(dentry object):存放目录项与对应文件进行连接的信息。每个基于磁盘的文件系统都以自己特有的方式将该类信息存在磁盘上。
slab分配高速缓存中。
e.进程->文件对象->目录项对象->索引节点->(超级块对象)->磁盘文件。
2.虚拟文件系统,目录项对象属于以下四种状态之一:a.空闲状态: 还没有被VFS使用,对于德内存区由slab分配器进行管理。 b.未使用状态:该目录项对象当前还没有被内核使用。该对象的引用计数器d_count为NULL。但其d_indoe域只想相关索引节点。为了必要时回收内存，目录项包含有效信息，它的内存可能被丢失。 c.正在使用状态:该对象被内核使用。d_count的值为正数。目录项包含有效的信息，并且不能被丢弃。 d.负状态:与目录项相关的索引节点不复存在,那是因为相应的磁盘索引节点已被删除,d_count域被置NULL。
第六章、管理I/O设备1.三类内存地址:a.逻辑地址(CPU内部使用) b.线性地址(CPU内部使用) c.物理地址(CPU从物理上驱动数据总线所用的内存地址) d.总线地址(bus address):除CPU之外的硬件设备驱动数据总线所用的内存地址。
2.设备文件(mknod()系统调用来创建设备文件):用来表示Linux所支持的大部分I/O设备的,除了文件名，每个设备文件都还有三个主要属性。a.类型(type):块设备或字符设备 b.主号(major number):从1到255之间的一个数，用以标识设备的类型，通常，具有相同主号和相同类型的所有设备文件共享相同的文件操作集合。因为他们是由同一设备驱动程序处理的。 c.次号(minor number):在一组主号相同的设备之间唯一标识特定设备所使用的一个数字。
3.没有对应设备文件的I/O设备- 比如网卡:网卡把向外发送的数据放入通往远程计算机系统的一条线上，把从远程系统中接受到的报文装入内核内存。
- 由于没有使用文件系统,所以系统管理员必须建立设备名和网络地址之间的联系。
- 应用程序和网络接口之间的数据通信不是基于标准的有关文件的系统调用。
- 而是基于socket()、bind()、listen()、accept()和connect()系统调用。
- 这些系统调用对网络地址进行操作。这组系统调用由Unix BSD中首先引入，现在已经成为网络设备的标准变成模型。
- 它会通过文件系统访问磁盘分区的一些数据块;而在进程访问设备文件时,它只要驱动硬件设备就可以了。VFS的责任是为应用程序隐藏设备文件与正规文件之间的差异。
- VFS改变打开的设备文件的缺省文件操作。可以把对设备文件的任一系统调用转换成对设备相关的函数的调用，而不是对主文件系统对于函数的调用。
- 设备相关的函数对硬件设备进行操作以完成进程所请求的操作。
- 驱动程序:控制I/O设备的一组相关的函数称为设备驱动程序(device driver)。由于每个设备都有一个唯一的I/O控制器，因此也就有唯一的命令和唯一的状态信息，所以大部分I/O设备类型都有自己的驱动程序。
a.如果设备驱动程序被包含在一个内核模块中,那么把引用计数器的值加1,以便只有把设备文件关闭之后才能卸载这个模块。 b.如果设备驱动程序要处理多个同类型的设备，那么就是用次号来选择合适的驱动程序，如果需要，还要使用专门的文件操作表选择驱动程序。 c.检查该设备是否真正存在，现在是否正在工作。 d.如果必要，向硬件设备发送一个初始化命令序列。 e.初始化设备驱动程序的数据结构。
6.内核支持的级别a.根本不支持:应用程序使用设当的in和out汇编语言指令直接与设备的I/O端口进行交互。 b.最小支持:内核不能设别硬件设备,但能识别I/O接口。用户程序把I/O接口是为能够读写字符流的顺序设备。 c.扩展支持:内核设备硬件设备,并处理I/O设备本身,事实上，这种设备可能就没有对应的设备文件。
7.访问I/O设备的地址,可以从/proc/ioports文件中获得。8.内核对于块设备的支持特点:a.通过VFS提供统一接口 b.对磁盘数据进行有效的链接 c.为数据提供磁盘高速缓存
9.内核基本上把I/O数据传送划分成两类:a.缓冲区I/O操作:所传送的数据保存在缓冲区中，缓冲区是磁盘数据在内核中的普通内存容器。每个缓冲区都和一个特定的块相关联而这个块由一个设备号和一个块号来标识 b.页I/O操作:所传输的数据保存在页框中,每个页框包含的数据都属于正规文件。因为没有必要把这种数据存放在相邻的磁盘中。
- 所以就是用文件的索引节点和文件内的偏移量来标识这种数据。主要用于读取正规文件、文件内存映射和交换。
- 扇区(sector):扇区是硬件设备传送数据的基本单元。
a.高级驱动程序:处理VFS层。 b.低级驱动程序:处理硬件设备。
第七章、访问正规文件1.从正规文件读取数据:generic_file_read()函数实现了大部分文件系统的正规文件的read方法。2.对正规文件进行预读:正规文件的预读需要的算法比物理块的预读需要的算法更复杂:a.由于数据是逐页进行读取的,因此预读算法不必考虑页内偏移量，只考虑所访问的页在文件内部的位置就可以了。 b.当前访问与上一次访问不是顺序的时,预读就必须从头开始重新执行。 c.当进程一直反复地访问同一页时(该文件只有很少的一部分被使用),应该减慢预读的速度甚至停止执行。 d.如果需要,预读算法必须激活低级I/O设备驱动程序来确保新页会被读取。 e.内核通过多次调用一个名为:try_to_read_ahead()的函数来执行预读操作(read ahead operation),一次预读一页。 f.对于每个请求页,内核都要调用generic_file_readhead()函数，该函数确定是否要执行预读操作。
3.写正规文件:write()系统调用会涉及把数据从调用进程的用户态地址空间中移动到内核数据结构中，然后再移动到磁盘上。- 文件对象的write方法允许每种文件类型都定义一个专用的写操作。
a.写操作发生时,有效数据是在缓冲区高速缓存中，而不是在页高速缓存中，更确切地说，当write方法修改了文件的任何部分时。与这些部分对应的页高速缓存中的所有页都不再包含有效数据。一个进程可能认为自己在读取正确数据，但是却没看到其他进程对这些数据所做的修改。 b.所有基于磁盘的文件系统的write方法都要调用update_vm_cache()函数来修改读操作所使用的页高速缓存。 c.通过页高速缓存对正规文件执行的写操作,只能用于网络文件系统。文件的write方法是使用generic_file_write()函数实现。
4.内存映射:一个线性区可以和基于磁盘的文件系统中的一个文件(或者文件的一部分)相关联。这就是说,内核会把线性区中对一个页中字节的访问转换成对正规文件中相对于字节的操作，这种技术成为内存映射。a.共享的:对线性区中的任何写操作都会修改磁盘上的文件。而且，如果进程对共享内存映射中的一个页进行写，那么这种修改对于其他映射了相同文件的所有进程来说都是可见的。 b.私有的:当进程创建的映射只是为读文件，而不是写文件时才会使用。处于这种目的，私有映射的效率要比共享映射的效率更高。但是私有映射页的认识写操作都会使内核不再映射该文件中的页。一个写操作即不会改磁盘上的文件，对访问相同文件的其他进程来说这种改变也是不可见的。 c.使用mmap()系统调用创建一个新的内存映射。必须指定MAP_SHARED或MAP_PRIVATE标志。
第八章、磁盘数据结构1.任何Ext2分区中的第一个块从不受Ext2文件系统的管理,因为这一块是为启动扇区所保留的。Ext2分区的其余部分被分成块组(block group)。2.块组中的每个块包含下列信息之一:a.一个Ext2文件系统超级块的拷贝 b.一组块组描述符的拷贝 c.一个数据块位图:标识在一组中块的使用和空闲状况。 d.一个索引节点位图 e.一组索引节点 f.属于文件的一块数据;即一个数据块。
3.如果一个块中不包含任何有意义的信息,就说这个块是空的。4.在Ext2文件系统中的所有块组大小相同并被顺序存放,因此，内核可以从块组的整数索引很容易地得到磁盘中一个块组的位置。5.超级块与组描述符被复制到每个块组中。只有块组0中所包含的超级块和描述符才由内核使用，而其余的超级块和组描述符保持不变事实上,内核甚至不考虑它们。6./sbin/e2fsck程序对Ext2文件系统的状态执行一致性检查时,就引用存放在块组0中的超级块和组描述符，然后把它们拷贝到其他所有的块组中。7.每组之多有8 x b块，b是以字节单位的块大小。8.示例:- 8GB的Ext2分区
- 块的大小为4KB
- 块位图的大小4KB(b=4KB)
- 最多描述32KB的数据块
- 每个块组的容量:4KB x 32KB = 128MB
- 最多需要的块组数: n = 8GB/128MB = 64
a.超级块的域:
- 索引节点的总数
- 以块位单位的文件系统的大小
- 保留的块数
- 空闲块计数器空闲索引节点计数器
- 第一次使用的块号(总为1)
- 块的大小
- 片的大小
- 每组中的块数
- 每组中的片数 ..... b.组描述符:每个块组有自己的组描述符，为ext2_group_desc结构。
- Ext2组描述符的域
- 块位图的块号
- 索引节点位图的块号
- 第一个索引节点表块的块号
- 组中空闲块的个数
- 组中索引节点的个数
- 组中目录的个数
- ..... c.位图:是位的序列，0表示相应的索引节点块或数据块是空闲的，1表示占用。 d.索引节点表:所有索引节点的大小相同，即128字节。索引节点表第一个块的块号存放在组描述符的bg_inode_table域中。
- Ext2磁盘索引节点的域:
- 文件类型和访问权限
- 拥有者的标识符
- 以字节为单位的文件长度
- 最后一次文件访问的时间 .......
- 文件的索引节点号没有必要再磁盘上存放,因为它的值可以从块组号和它在索引节点表中的相对于位置而得出。
- VFS方法的read和mmap是由很多文件系统共用的通用函数实现的。这些方法存放在ext2_file_operations表中：
- lseek -> ext2_file_lseek()
- read -> generic_file_read()
- write -> ext2_file_write() .......
- 正规文件:正规文件只有在开始有数据时才需要数据块。
- 目录:Ext2以一种特殊的文件实现了目录,这种文件的数据块存放了文件名和相应的所有节点号。
- 数据块中包含了类型为ext2_dir_entry_2的结构
- 名字域最大为EXT2_NAME_LEN(通常是255)个字符的边长数组。
- 目录项的长度是4的倍数
- 符号链:符号链的路径名达到60个字符，就把它存放在索引节点的i_blocks域，该域是由15个4字节整数组成的数组，因此无需数据块
- 如果路径名大于60个字符，就需要一个单独的数据块。
- 设备文件、管道和套接字:这些类型的文件不需要数据块，所有必须的信息都存放在索引节点中。
- 0 未知
- 1 正规文件
- 2 目录
- 3 字符设备
- 4 块设备
- 5 命名管道
- 6 套接字
- 7 符号链
- 引入文件的洞是为了避免磁盘空间的浪费。它们被广泛地用在数据库引用中，更一般的说，用于文件上散列法的所有应用。 第十八章 进程通信 1.进程间通信的机制: 管道和FIFO(管道):最适合在进程之间实现生产者/消费者的交互。有些进程往管道中写入数据,而另外一些进程则从管道中读取数据。 无名管道:用户无法打开一个现有的管道。除非管道是由一个公共的祖先进程创建的。 有名管道:有磁盘索引节点,因此任何进程都可以访问FIFO,没有使用数据块，使用内核缓冲区。 信号量IPC(Interprocess Communicatoin),表示一组系统调用,这组系统调用 允许用户态进程: a.通过信号量和其他进程进行同步 b.向其他进程发送消息或者从其他进程处接受消息 c.和其他进程共享一个线性区 使用IPC资源: 信号量:semget() 消息队列:msgget() 共享内存:shmget() 消息：允许进程异步地交换信息(小块数据)。可以认为消息是传递附加信息的信号。 共享内存:当进程之间在高效地共享大量数据时,这是一种最合适的交互方式。 套接字(socket):涉及到网络相关。
不同的可执行文件格式: Linux的一个著名之处就是能执行其他操作系统所编译的二进制文件。 共享库:很多可执行文件并不包含运行程序所需要的所有代码,而是希望在运行时由内核从函数库装入函数。 执行上下文中的其他信息:包括程序员熟悉的命令行参数与环境变量。
3.进程的信任状和能力:Unix系统与每个进程的一些信任相关,信任状把进程与一个特定的用户或用户组捆绑在一起。信任状在多用户系统上尤为重要,因为信任状可以决定每个进程能做什么，不能做什么，这样既保证了每个用户个人数据的完整性也保证了系统整体上的稳定性。
a.进程的能力:一种能力仅仅是一个标志,它表明是否允许进程执行一个特定的操作或一组特定的操作。
4.库:所有的全局外部符号名的线性地址。这些地址的分配或解析是由连接程序完成的,链接程序把程序所有的目标文件收集起来并构造可执行文件。5.静态库/共享库动态库的优缺点:进程不需要拷贝目标代码、仅仅执行一个内存映射，把库文件的相关部分映射到进程的地址空间中。 缺点也很明显,动态的启动时间较长，移植性也不如静链接的好，系统中所包含的库版本发生变化时， 动态库连接的程序可能不适合本地运行。 静态库的优缺点:占用大量的磁盘空间。每个静态连接的可执行文件都复制库代码的一部分。 gcc编译器提供-static选项告诉链接程序使用静态库。
6.程序段和进程的线性区:- 逻辑上,Unix程序的线性地址空间传统上被划分为几个叫段(segment)的区间: a.正文段:包含可执行代码。 b.数据段:包含初始化的数据,也就是说,初始值存放在可执行文件中的所有静态变量和全局变量(因为程序在启动时必须知道它们的值) c.bss段:包含未初始化的数据,也就是说，初值没有存放在可执行文件中的所有全局变量(因为程序在引用它们之前才赋值) d.堆栈段:包含程序的堆栈，堆栈中有返回地址、参数和被执行函数的局部变量。
堆:线性区包含动态分配给进程的内存区。 /sbin/init程序，它创建和监视在操作系统外层实现的所有进程的活动。init进程对应的线性区可以从(/proc/1/maps)文件得到这样的信息。
7.执行跟踪(execution tracing):是一个程序监视另一个程序执行的一种技术。被跟踪的程序一步一步地执行，直到接受到一个信号或调用一个系统调用。执行跟踪由调试程序(debugger)广泛应用,当然还使用其他技术(包括在被调试程序中插入断点及运行时访问它的变量)。
8.ptrace()系统调用进程执行跟踪。设置了CAP_SYS_PTRACE能力的进程可以跟踪系统中的任何进程(除了init)。- 相反,没有CAP_SYS_PTRACE能力的进程P只能跟踪
- 与P有相同属主的进程。此外，两个进程不能同时跟踪一个进程。 a.ptrace()系统调用修改被跟踪进程描述符的p_pptr域以使它指向跟踪进程,因此,跟踪进程变为被跟踪进程的有效父进程跟踪结束时,以PTRAC_DETACH命令调用ptrace()时,这个系统调用把p_pptr设置为p_oppter的值，恢复被跟踪进程原来的父进程。 b.被跟踪进程相关的几个监控事件为: 一条单独汇编指令执行的结束 进入一个系统调用 从一个系统调用退出 接收到一个信号 c.当一个监控的事件发生时，被跟踪的程序停止,并将SIGCHID信号发送给它的父进程。当父进程希望恢复子进程的执行时，就是用PTRACE_CONT、PTRACE_SINGLESTEP和PTRACE_SYSCALL命令中的一条,这取决于父进程要监控那种事件。
- 类型为linux_binfmt的对象所描述的可执行格式实质上提供以下三种方法: a.loadbinary:通读存放在可执行文件中的信息为当前进程建立一个新的执行环境。 b.load_shlib:用于动态地把一个共享库捆绑到一个已经在运行的进程,这个是由uselib()系统调用激活的。 c.core_dump:在名为core的文件中存放当前进程的执行上下文。这个文件通常是在进程接收到一个缺省操作为"dump"的信号时被创建的其格式取决于被执行程序的可执行类型。linux_binfmt对象:处于一个简单的连接链表中,第一个元素的地址被存放在formats变量中。可以通过调用register_binfmt()和unregister_binfmt()函数在链表中插入和删除元素。formats链表中的最后一个元素:是一个对解释脚本(interpreted script)的可执行格式进行描述的一个对象。定义了load_binary()方法。其相应的do_load_script()可执行文件是否是以两个#!开始，如果是,这个函数就以另一个可执行文件的路径作为参数解释第一行的其余部分，并把文件名作为参数传递过去以执行这个脚本文件。
- Linux允许用户注册自己定义的可执行格式:用如下的格式项/proc/sys/fs/binfmt_misc/register文件写入一个字符串:name:type:offset:string:mask:interpreter:
- name:新格式的标识符 type:识别类型(M表示魔数,E表示扩展) offse:魔数在文件中的起始偏移量 string:或者以魔数,或者以扩展名匹配的字节序列 mask:屏蔽string中的一些位的字符串 interpreter:程序解释器的完整路径名
- 可执行文件的前128字节填充linux_binprm结构的buf域。
- exec类函数:这些函数能用可执行文件所描述的新上下文代替进程的上下文。
