内核

系统调用

进程管理相关

内存管理相关

文件管理相关

信号处理相关

对于一些不严重的信号，可以忽略，该干啥干啥，但是像 SIGKILL（用于终止一个进程的信号）和 SIGSTOP（用于中止一个进程的信号）是不能忽略的，每种信号都定义了默认的动作

进程间通信相关

Glibc

除了封装了丰富的API，最重要的是封装了操作系统提供的系统服务，即系统调用的封装

初始化

BIOS到bootloader

电脑刚加电的时候，会做一些重置的工作，将 CS 设置为 0xFFFF，将 IP 设置为 0x0000，所以第一条指令就会指向 0xFFFF0，正是在 ROM 的范围内。在这里，有一个 JMP 命令会跳到 ROM 中做初始化工作的代码，于是，BIOS 开始进行初始化的工作

启动盘一般在第一个扇区，占 512 字节，而且以 0xAA55 结束。这是一个约定，当满足这个条件的时候，就说明这是一个启动盘，在 512 字节以内会启动相关的代码

Linux 里面有一个工具，叫 Grub2，就可以对启动盘的这个代码进行配置

menuentry 'CentOS Linux (3.10.0-862.el7.x86_64) 7 (Core)' --class centos --class gnu-linux --class gnu --class os --unrestricted $menuentry_id_option 'gnulinux-3.10.0-862.el7.x86_64-advanced-b1aceb95-6b9e-464a-a589-bed66220ebee' {  load_video  set gfxpayload=keep  insmod gzio  insmod part_msdos  insmod ext2  set root='hd0,msdos1'  if [ x$feature_platform_search_hint = xy ]; then    search --no-floppy --fs-uuid --set=root --hint='hd0,msdos1'  b1aceb95-6b9e-464a-a589-bed66220ebee  else    search --no-floppy --fs-uuid --set=root b1aceb95-6b9e-464a-a589-bed66220ebee  fi  linux16 /boot/vmlinuz-3.10.0-862.el7.x86_64 root=UUID=b1aceb95-6b9e-464a-a589-bed66220ebee ro console=tty0 console=ttyS0,115200 crashkernel=auto net.ifnames=0 biosdevname=0 rhgb quiet   initrd16 /boot/initramfs-3.10.0-862.el7.x86_64.img}

grub2 第一个要安装的就是 boot.img。它由 boot.S 编译而成，一共 512 字节，正式安装到启动盘的第一个扇区，然后再加载core.img，core.img由 lzma_decompress.img、diskboot.img、kernel.img 和一系列的模块组成，功能比较丰富，能做很多事情

boot.img 先加载的是 core.img 的第一个扇区。如果从硬盘启动的话，这个扇区里面是 diskboot.img，diskboot.img 的任务就是将 core.img 的其他部分加载进来，先是解压缩程序 lzma_decompress.img，再往下是 kernel.img

在真正的解压缩之前，lzma_decompress.img 做了一个重要的决定，就是调用 real_to_prot，切换到保护模式：

  1. 启用分段，就是在内存里面建立段描述符表，将寄存器里面的段寄存器变成段选择子，指向某个段描述符，这样就能实现不同进程的切换了
  2. 启动分页

kernel.img 对应的代码是 startup.S 以及一堆 c 文件，在 startup.S 中会调用 grub_main，这是 grub kernel 的主函数，grub_load_config() 开始解析配置文件，最后会调用 grub_command_execute (“normal”, 0, 0)进行选择操作系统

一旦，选定了某个操作系统，启动某个操作系统，就要开始调用 grub_menu_execute_entry()，然后启动内核

内核初始化

内核的初始化过程，主要做了以下几件事情：

  1. 初始化0号进程：INIT_TASK(init_task)
    1. trap_init()：设置了很多中断门（Interrupt Gate），用于处理各种中断
    2. mm_init()：初始化内存管理模块
    3. ched_init()： 初始化调度模块
  2. 初始化1号进程：kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS)
    1. 它会尝试运行 ramdisk 的“/init”，从内核态进入到用户态，用来管理用户态进程
  3. 初始化2号进程：kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES)，用来管理内核态进程

系统调用的执行

32 位系统调用过程

64 位系统调用过程

系统调用表

# 32位系统调用表5  i386  open      sys_open  compat_sys_open# 64位系统调用表2  common  open      sys_open
// 系统调用声明asmlinkage long sys_open(const char __user *filename,                                int flags, umode_t mode);

系统调用实现本质就是通过一些宏定义，再根据上述的声明，在编译时进行生成

进程管理

加载程序到进程

20221020152453

进程数据结构

任务ID

pid_t pid; // 进程的idpid_t tgid; // 线程组idstruct task_struct *group_leader;  // 主线程

信号处理

struct signal_struct    *signal;struct sighand_struct    *sighand; // 哪些信号正在通过信号处理函数进行处理sigset_t      blocked; // 哪些信号被阻塞暂不处理sigset_t      real_blocked;sigset_t      saved_sigmask;struct sigpending    pending; // 哪些信号尚等待处理/* 信号处理函数默认使用用户态的函数栈，这三个变量就是用来记录栈的状态 */unsigned long      sas_ss_sp;size_t        sas_ss_size;unsigned int      sas_ss_flags;

任务状态

volatile long state;    /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */int exit_state;unsigned int flags;
/* 状态的取值 *//* Used in tsk->state: */#define TASK_RUNNING                    0 // 表示进程在时刻准备运行的状态。当处于这个状态的进程获得时间片的时候，就是在运行中#define TASK_INTERRUPTIBLE              1 // 可中断的睡眠状态，可以响应信号#define TASK_UNINTERRUPTIBLE            2 // 不可中断的睡眠状态，即使kill信号也无法响应#define __TASK_STOPPED                  4 // 接收到 SIGSTOP、SIGTTIN、SIGTSTP 或者 SIGTTOU 信号之后进入该状态#define __TASK_TRACED                   8 // 进程被 debugger 等进程监视，进程执行被调试程序所停止/* Used in tsk->exit_state: */#define EXIT_DEAD                       16 // 进程的最终状态#define EXIT_ZOMBIE                     32 // 当进程exit()退出之后，他的父进程没有通过wait()系统调用回收他的进程描述符的信息，该进程会继续停留在系统的进程表中#define EXIT_TRACE                      (EXIT_ZOMBIE | EXIT_DEAD)/* Used in tsk->state again: */#define TASK_DEAD                       64#define TASK_WAKEKILL                   128#define TASK_WAKING                     256#define TASK_PARKED                     512#define TASK_NOLOAD                     1024#define TASK_NEW                        2048#define TASK_STATE_MAX                  4096

flags:

#define PF_EXITING    0x00000004 // 表示正在退出#define PF_VCPU      0x00000010 // 运行在虚拟 CPU 上#define PF_FORKNOEXEC    0x00000040 // fork 完了，还没有 exec

进程调度

//是否在运行队列上int        on_rq;//优先级int        prio;int        static_prio;int        normal_prio;unsigned int      rt_priority;//调度器类const struct sched_class  *sched_class;//调度实体struct sched_entity    se;struct sched_rt_entity    rt;struct sched_dl_entity    dl;//调度策略unsigned int      policy;//可以使用哪些CPUint        nr_cpus_allowed;cpumask_t      cpus_allowed;struct sched_info    sched_info;

运行统计信息

u64        utime;//用户态消耗的CPU时间u64        stime;//内核态消耗的CPU时间unsigned long      nvcsw;//自愿(voluntary)上下文切换计数unsigned long      nivcsw;//非自愿(involuntary)上下文切换计数u64        start_time;//进程启动时间，不包含睡眠时间u64        real_start_time;//进程启动时间，包含睡眠时间

进程亲缘关系

struct task_struct __rcu *real_parent; /* real parent process */struct task_struct __rcu *parent; /* recipient of SIGCHLD, wait4() reports */struct list_head children;      /* list of my children */struct list_head sibling;       /* linkage in my parent's children list */

大部分情况下，real_parent 和 parent 是一样的

如果在 bash 上使用 GDB 来 debug 一个进程，这个时候 GDB 是 parent，bash 是这个进程的 real_parent

进程权限

/* Objective and real subjective task credentials (COW): */const struct cred __rcu         *real_cred;/* Effective (overridable) subjective task credentials (COW): */const struct cred __rcu         *cred;
struct cred {......        kuid_t          uid;            /* real UID of the task */        kgid_t          gid;            /* real GID of the task */        kuid_t          suid;           /* saved UID of the task */        kgid_t          sgid;           /* saved GID of the task */        kuid_t          euid;           /* effective UID of the task */        kgid_t          egid;           /* effective GID of the task */        kuid_t          fsuid;          /* UID for VFS ops */        kgid_t          fsgid;          /* GID for VFS ops */......        kernel_cap_t    cap_inheritable; /* caps our children can inherit */        kernel_cap_t    cap_permitted;  /* caps we're permitted */        kernel_cap_t    cap_effective;  /* caps we can actually use */        kernel_cap_t    cap_bset;       /* capability bounding set */        kernel_cap_t    cap_ambient;    /* Ambient capability set */......} __randomize_layout;

函数调用

struct thread_info    thread_info;void  *stack;

2022102417311

对于32位：

对于64位：

参数传递用到了 rdi、rsi、rdx、rcx、r8、r9 这 6 个寄存器，用于传递存储函数调用时的 6 个参数。如果超过 6 的时候，还是需要放到栈里面

每个线程都会分配一个内核栈，分配的内核栈是8k（32位），16k（64位）

当系统调用从用户态到内核态的时候，首先要做的第一件事情，就是将用户态运行过程中的 CPU 上下文保存起来，其实主要就是保存在这个结构的寄存器变量里。这样当从内核系统调用返回的时候，才能让进程在刚才的地方接着运行下去

在内核态，32 位和 64 位的内核栈和 task_struct 的关联关系不同。32 位主要靠 thread_info，64 位主要靠 Per-CPU 变量

调度

20221025172511

unsigned int policy; // 调度策略/* 优先级 */int prio, static_prio, normal_prio;unsigned int rt_priority;

调度策略

/* 相同条件小，优先级高的总是可以抢占优先级低的 */#define SCHED_NORMAL    0#define SCHED_FIFO    1 // 实时：先入先出#define SCHED_RR    2 // 实时：轮询#define SCHED_BATCH    3 // 普通：后端批处理、不用交互的进程#define SCHED_IDLE    5 // 普通：特别空闲的时候才跑的进程#define SCHED_DEADLINE    6 // 实时：调度器总是选择其 deadline 距离当前时间点最近的那个任务

完全公平调度算法

在普通调度中使用，随着时间片轮转，每次都会选中一个进程，每个被选中的进程自身的vruntime就增大，辅之以权重，每次挑选vruntime最小的进程进行调度以达到公平的目的

调度实体与调度队列

struct sched_entity {  struct load_weight    load;  struct rb_node      run_node;  struct list_head    group_node;  unsigned int      on_rq;  u64        exec_start;  u64        sum_exec_runtime;  u64        vruntime;  u64        prev_sum_exec_runtime;  u64        nr_migrations;  struct sched_statistics    statistics;......};struct rq {  /* runqueue lock: */  raw_spinlock_t lock;  unsigned int nr_running;  unsigned long cpu_load[CPU_LOAD_IDX_MAX];......  struct load_weight load;  unsigned long nr_load_updates;  u64 nr_switches;  struct cfs_rq cfs;  struct rt_rq rt;  struct dl_rq dl;......  struct task_struct *curr, *idle, *stop;......};/* CFS-related fields in a runqueue */struct cfs_rq {  struct load_weight load;  unsigned int nr_running, h_nr_running;  u64 exec_clock;  u64 min_vruntime;#ifndef CONFIG_64BIT  u64 min_vruntime_copy;#endif  struct rb_root tasks_timeline;  struct rb_node *rb_leftmost;  struct sched_entity *curr, *next, *last, *skip;......};

每个 CPU 都有自己的 struct rq 结构，其用于描述在此 CPU 上所运行的所有进程，其包括一个实时进程队列 rt_rq 和一个 CFS 运行队列 cfs_rq，调度器首先会先去实时进程队列找是否有实时进程需要运行，如果没有才会去 CFS 运行队列找是否有进程需要运行，内核会在每一个时钟周期末尾触发rebalance，这样可以进行各个CPU的任务再均衡，同时每个CPU如果发现自己队列空了，会进行任务窃取，执行别的CPU的任务

调度器操作

主动调度

static ssize_t tap_do_read(struct tap_queue *q,         struct iov_iter *to,         int noblock, struct sk_buff *skb){......  while (1) {    if (!noblock)      prepare_to_wait(sk_sleep(&q->sk), &wait,          TASK_INTERRUPTIBLE);......    /* Nothing to read, let's sleep */    schedule();  }......}

调度过程：

挑选一个任务，如果该任务不是当前任务，则准备上下文切换，上下文所做的事就是保存内核栈的栈顶指针、寄存器到TSS里面

抢占式调度

当发现当前进程应该被抢占，即运行的时间够多了，会将这个进程打上一个标签 TIF_NEED_RESCHED，等待它调用__schedule时重新进行调度

抢占时机：

  1. 对于用户态的进程：
    1. 从系统调用中返回的那个时刻
    2. 从中断中返回的那个时刻
  2. 对于内核态的进程：
    1. preempt enable调用__ schedule
    2. do_ IRQ后retint_ kernel调用__ schedule

进程创建

2022102617444

线程创建与使用

创建

创建进程与创建线程

创建进程的话，调用的系统调用是 fork，在 copy_process 函数里面，会将五大结构 files_struct、fs_struct、sighand_struct、signal_struct、mm_struct 都复制一遍，从此父进程和子进程各用各的数据结构。而创建线程的话，调用的是系统调用 clone，在 copy_process 函数里面， 五大结构仅仅是引用计数加一，也即线程共享进程的数据结构

线程私有数据管理：

// 创建一个 key，伴随着一个析构函数// key 一旦被创建，所有线程都可以访问它，但各线程可根据自己的需要往 key 中填入不同的值int pthread_key_create(pthread_key_t *key, void (*destructor)(void*))// 设置 key 对应的 valueint pthread_setspecific(pthread_key_t key, const void *value)// 获取值void *pthread_getspecific(pthread_key_t key)

同步与互斥

内存管理

Linux 将虚拟地址空间分为内核空间跟用户空间

内核里面，无论是从哪个进程进来的，看到的都是同一个内核空间

段表全称段描述符表（segment descriptors），放在全局描述符表 GDT（Global Descriptor Table）里面，所有的段的起始地址都是一样的

Linux的页表

进程空间管理

在 struct mm_struct 里面，这些变量定义了代码、全局变量、堆、栈、内存映射区等区域的统计信息和位置

unsigned long mmap_base;  /* base of mmap area */unsigned long total_vm;    /* Total pages mapped */unsigned long locked_vm;  /* Pages that have PG_mlocked set */unsigned long pinned_vm;  /* Refcount permanently increased */unsigned long data_vm;    /* VM_WRITE & ~VM_SHARED & ~VM_STACK */unsigned long exec_vm;    /* VM_EXEC & ~VM_WRITE & ~VM_STACK */unsigned long stack_vm;    /* VM_STACK */unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;unsigned long start_brk, brk, start_stack;unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;

32位

64位

物理内存管理

20221028154236

伙伴系统

20221028164523

用户态内存映射

内存映射不仅仅是物理内存和虚拟内存之间的映射，还包括将文件中的内容映射到虚拟内存空间

2022103114517

内核态内存映射

尽管在某些情况下才需要物理上连续的内存块，但是很多内核代码都用kmalloc来获得内存，而不是vmalloc。这主要是出于性能的考虑。vmalloc函数为了把物理内存上不连续的页转换为虚拟地址空间上连续的页，必须专门建立页表项。糟糕的是，通过vmalloc获得的页必须一个个地进行映射，因为它们物理上是不连续的，这就会导致比直接内存映射大得多的TLB抖动，vmalloc仅在不得已时才会用--典型的就是为了获得大块内存时。

文件系统

硬盘文件系统

每个文件都会对应一个 inode；一个文件夹就是一个文件，也对应一个 inode

2022103117555

间接块间接访问

Extents

位图：用来记录哪些块是空闲，哪些块已经被使用

文件系统的格式

目录的存储

软硬链接的存储

虚拟文件系统

2022111171821

挂载

想要操作文件系统，第一件事情就是注册文件系统：

register_filesystem(&ext4_fs_type);static struct file_system_type ext4_fs_type = {  .owner    = THIS_MODULE,  .name    = "ext4",  .mount    = ext4_mount,  .kill_sb  = kill_block_super,  .fs_flags  = FS_REQUIRES_DEV,};

如果一种文件系统的类型曾经在内核注册过，这就说明允许你挂载并且使用这个文件系统

struct dentry *mount_fs(struct file_system_type *type, int flags, const char *name, void *data){  struct dentry *root;  struct super_block *sb;......  root = type->mount(type, flags, name, data);......  sb = root->d_sb;......}

打开文件

文件缓存

2022111191419

输入输出系统

除了常规的软硬件IO控制，Linux通过文件系统接口屏蔽驱动程序的差异

操作设备，都是基于文件系统的接口

202211214577

字符设备

工作的条件：

块设备

2022113162443

进程间通信

管道模型

管道是内核里面的一串缓存

信号

中断要注册中断处理函数，但是中断处理函数是在内核驱动里面的，信号也要注册信号处理函数，信号处理函数是在用户态进程里面的。

用户进程对信号的处理方式：

// 设置信号处理的方式int sigaction(int signum, const struct sigaction *act,                     struct sigaction *oldact);

2022113191142

信号处理流程

IPC机制

共享内存与信号量

使用之前都要生成 key，然后通过 key 得到唯一的 id，并且都是通过 xxxget 函数，这三种进程间通信机制是使用统一的机制管理起来的，都叫 ipcxxx

struct ipc_namespace {......  struct ipc_ids  ids[3];......}#define IPC_SEM_IDS  0#define IPC_MSG_IDS  1#define IPC_SHM_IDS  2#define sem_ids(ns)  ((ns)->ids[IPC_SEM_IDS])#define msg_ids(ns)  ((ns)->ids[IPC_MSG_IDS])#define shm_ids(ns)  ((ns)->ids[IPC_SHM_IDS])
struct ipc_ids {  int in_use;  unsigned short seq;  struct rw_semaphore rwsem;  struct idr ipcs_idr;  int next_id;};struct idr {  struct radix_tree_root  idr_rt;  unsigned int    idr_next;};

202211716251

共享内存机制

信号量机制

网络系统

socket

一些关于socket的系统调用：

在创建socket时，有三个参数：

三次握手过程

不同类型的socket的内核数据结构及其对应的实现函数

有一种机制，就是当一些网络包到来触发了中断，内核处理完这些网络包之后，我们可以先进入主动轮询 poll 网卡的方式，主动去接收到来的网络包。如果一直有，就一直处理，称为 NAPI

发送

接收

Netfilter

可以在内核处理网络包的过程中插入 hook 函数。这些函数可以截获数据包，对数据包进行干预。例如做一定的修改

内核模块 ip_tables 在这五个节点上埋下函数，从而可以根据规则进行包的处理。按功能可分为四大类：连接跟踪（conntrack）、数据包的过滤（filter）、网络地址转换（nat）和数据包的修改（mangle）

虚拟化

半虚拟化

CPU虚拟化

内存虚拟化

存储虚拟化

网络虚拟化

容器化

namespace

为了隔离不同类型的资源，Linux 内核里面实现了以下几种不同类型的 namespace：

# 离开当前的 namespace，创建且加入新的 namespace，然后执行参数中指定的命令unshare --mount --ipc --pid --net --mount-proc=/proc --fork /bin/bash

还可以通过函数操作 namespace：

// 创建一个新的进程，并把它放到新的 namespace 中int clone(int (*fn)(void *), void *child_stack, int flags, void *arg);// 用于将当前进程加入到已有的 namespace 中int setns(int fd, int nstype);// 使当前进程退出当前的 namespace，并加入到新创建的 namespaceint unshare(int flags);

cgroup

定义了下面的一系列子系统，每个子系统用于控制某一类资源，本质上就是一系列配置，在内核运行的各个节点可以被读取，从而进行限制

流程