Linux 内核设计与实现（一）

昨天做了一个linux最简单的驱动和应用程序实例，在板子上还是跑了起来，不过呢，至是熟悉了linux下驱动的框架，和最简单的一些操作。为了进一步学习linux驱动，还得再回到linux内核设计上来，再一次复习。当然了，这次复习的速度就要比前几次的快了。

Linux内核设计与实现

一、     进程管理

1．进程概念，进程、线程、任务。

2．Task list：内核吧进程存放在任务队列（task list）的双向循环链表中，链表中的每一项都是类型为task_struct、称为进程描述符的结构。

3．Pid

4．进程状态 ：TASK_STOPPED。TASK_RUNNING、TASK_INTERRUPTIBLE、TASK_UNINTERRUPTIBLE、TASK_ZOMBLE。

 

二、    调度

A．调度策略

1、I/O消耗型和处理器消耗型的进程

2、进程优先级，nice的值（-20,19）

3、时间片：当一个进程的时间片耗尽时，就认为进程到期了。没有时间片的进程不会再投入运行，除非等到其它所有的进程都耗尽了它们的时间片。然后所有进程的时间片会被重新计算。

4、进程抢占（Linux系统是抢占式的）。

 

B．调度算法

1． 可执行队列（runqueue）是调度程序中最基本的数据结构。可执行队列是给定处理器上的可执行进程的链表，每个处理器一个。每个可投入运行的进程都唯 一的属于一个可执行队列。此外，可执行队列中还包含每个处理器的调度信息。因此，可执行队列也是每个处理器最重要的数据结构。 cpu_rq(processor)宏用于返回给顶处理器可执行队列的指针。This_rq()宏用来返回当前处理器的可执行队列。宏 task_rq(task)返回给定任务所在的队列指针。

在对可执行队列进行操作以前，应该先锁住它：task_rq_lock()，在适当的时候释放task_rq_unlock()。

 

2．优先级数组

 

3．重新计算时间片

       新的linux调度程序减少了对循环的依赖。取而代之的是它为每个处理器维护两个优先级数组。活动数组内的可执行队列上的进程都还有时间片剩余，而过期数 组内的可执行队列上的进程都耗尽了时间片。当一个进程的时间片耗尽时，它会被移至过期数组，但在此之前，时间片已经给它重新计算好了。重新计算时间片变得 非常简单，只要在活动和过期数组之间来回切换就行了。因为数组是通过指针进行访问的，所以交换它们用的时间就是交换指针需要的时间。

4．Schedule（）

       选定下一个进程并切换到它去执行是通过schedule函数来实现的。当内核代码想要休眠，或者如果有哪个进程将被抢占，Schedule就会被唤起，该函数独立于每个处理器运行。因此，每个CPU都要对下一次运行哪个进程作出自己的判断。

 

5．计算优先级和时间片

       静态优先级nice

       动态优先级可以通过effective_prio（）函数返回，这个函数以nice为基数，加上-5到+5之间的进程交互性的奖励或罚分。

       调度程序为了了解一个进程交互性到底强不强。通过其程序的休眠时间来判断其为I/O消耗型还是处理器消耗型。

       Linux记录了一个进程在用于记录休眠和执行的时间，该值存放在task_struct的sleep_avg中。

       如果一个进程的交互性非常强，那儿当它时间片用完后，它会被再放置到活动数组而不是过期数组中。

 

5．睡眠和唤醒

休 眠（被阻塞）的进程处于一个特殊的不可执行状态。如果没有这种状态的话，调度程序就可能选出一个本不愿意执行的进程。进程休眠有各种原因，但肯定都是为了 等待一些事件。无论那种情况，内核的操作都相同：进程把自己标记成休眠状态，把自己从可执行队列移出，放入等待队列，然后调用schedule函数选择和 执行一个其它进程。

休眠通过等待队列进行处理。等待队列是由等待某些事件发生的 进程组成的简单链表。内核用wake_queue_head_t来代表等待队列。等待队列可以通过DECLARE_WAITQUEUE()静态创建，也可 以由init_waitqueue_head()动态创建。进程把自己放入等待队列中并设置成不可执行状态。当与等待队列相关的事件发生的时候，队列上的 进程就会被唤醒。

进程通过执行下面几个步骤将自己加入到一个等待队列中：

A． 调用DECLARE_WAITQUEUE创建一个等待队列的项。

B． 调用add_wait_queue()把自己加入到队列中。

C． 将进程状态设置为TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE

D． 如果状态被设置为 TASK_INTERRUPTIBLE，则信号唤醒进程，这就是所谓的伪唤醒（唤醒不是因为事件的发生），因此检查并处理信号。

E．  检查条件是否为真，如果是的话，就没必要休眠了。如果条件不为真，调用schedule。

F．  当进程被唤醒的时候，它会再次检查条件是否为真。如果是，它就退出循环，如果不是，它再次调用schedule并一直重复这步操作。

G． 当条件满足后，进程将自己设置为TASK_RUNNING并调用remove_wait_queue把自己移出等待队列。

 

 

 

6．上下文切换和抢占

上下文切换，也就是从一个可执行进程切换到另一个可执行进程，有context_switch函数负责处理。每当一个新的进程被选出来准备投入运行的时候，schedule就会调用该函数。它完成了两项基本工作：

调用switch_mm()，该函数负责把虚拟内存从上一个进程映射切换到新进程中。

调用switch_to()，该函数负责从上一个进程的处理器状态切换到新进程的处理器状态，这包括保存、恢复栈信息和寄存器信息。

内 核必须知道在什么时候调用schedule，如果仅靠用户程序代码调用schedule，它们可能就会永远执行下去。相反，内核提供了 need_resched标志来表明是否需要重新执行一次调度。当某个进程耗尽它的时间片，scheduler_tick就会设置这个标志，当一个优先级 高的进程进入可执行状态时候，try_to_wake_up也会设置这个标志。