sinat_56559405的博客

特点：使用 **完全公平调度器（CFS）** 分配 CPU 时间，优先级由 `nice` 值（范围 `-20` 到 `19`）动态调整。设置实时进程需 `CAP_SYS_NICE` 能力（通常需 `root` 权限），避免低权限用户创建实时进程导致系统不稳定。- 特点：优先级固定（**实时优先级**），范围 `1`（最低）到 `99`（最高），**始终优先于普通进程**。实时优先级固定为 **`0`**（通过系统调用或工具查看时显示为 `0` 或 `-`）。- `-` 或 `0` → 普通进程。

中断（异步，由硬件随机产生可屏蔽中断(I/O设备发出的所有中断请求(IRQ)都可以产生可屏蔽中断)N/A中断门不可屏蔽中断NMI（只有几个特定的危急事件才引起非屏蔽中断）N/A中断门异常（同步的，在特殊的或出错的指令执行时由CPU控制单元产生处理器探测异常(由CPU执行指令时探测到一个反常条件时产生,溢出、除0)故障Fault(内核栈eip=引起故障的指令的地址，可纠正，处理完可继续执行，如缺页异常)陷阱或中断门(根据是否需要屏蔽中断)

但内核实际加载的物理起始地址是内存的第一个兆字节（0x00100000）。若支持PSE位，则设置该位以使用4MiB的TLB条目（而非4KiB）。因此，在启用分页单元之前，必须建立一个页表映射，将8MiB的物理内存转换为虚拟地址。寄存器的对应位启用分页单元，并立即执行跳转指令以确保指令指针（EIP寄存器）的正确性。，则会设置该位，使得被转换的页为4MiB大页（而非常规的4KiB页）。，则也会设置该标志，使页表项成为全局项并对所有进程可见。返回后，内核空间的页表已完全初始化，此时静态页全局目录（

Linux 内核是全球最大的开源项目之一，拥有数千名开发者，每个版本涉及数百万行代码变更。

在典型操作系统架构（如下图所示）中，内核负责以安全、公平的方式为多个应用程序管理和共享硬件资源。

编写AT&T汇编程序，接收正整数输入n，计算1到n的和，并打印在屏幕上。LInux下，先安装GCC，编写r如下代码，命名为sum.s。

页表是包含条目数组的物理页，而物理页的分配与释放是一项相对高资源消费的操作，这不仅体现在时间开销上，还因为页面分配期间需禁用中断。无论针对页表的哪一级别（PGD、PMD或PTE），分配与删除操作均极为频繁，因此确保其高效性至关重要。为此，用于页表的物理页被缓存在多个称为的链表中。各架构对此缓存的实现方式虽不同，但核心原理一致。例如，并非所有架构均缓存PGD页表，因为其分配与释放仅发生在进程创建与退出时。而由于进程创建与退出本身已是高开销操作，额外分配一个物理页的开销相对可忽略。

每个进程通过一个指针（即进程的mm_struct→pgd）指向其专属的页全局目录（PGD），该目录本身存储在一个物理页框中。页表的加载方式因架构而异：在x86架构中，进程页表通过将mm_struct→pgd复制到cr3寄存器来加载，这一操作会附带刷新TLB（事实上，这正是架构相关代码中flush_tlb()函数的实现原理）。每个PMD条目进一步指向另一个页框，其中包含类型为pte_t的页表项（PTE），而这些PTE最终指向存储实际用户数据的物理页框。其中，SHIFT宏定义了该层级页表映射的地址位长度。

固定映射线性地址是一类特殊的单页映射，用于访问常用外设（如APIC、IO APIC）的寄存器。（与低内存区域的线性映射相对）。而在64位系统中，高端内存主要用于实现内核空间的任意映射。指将连续的虚拟页（V, V+1, ..., V+n）映射到连续的物理页（P, P+1, ..., P+n）的特殊映射方式。多页映射允许将连续的物理内存范围映射到高端内存区域。永久映射允许长期持有映射（时间未定义），支持在映射后发生上下文切换再释放。临时映射用于在内核空间快速映射单个物理页，可在中断上下文中使用，但。

专用寄存器CR3指向页目录的基地址，页目录条目则指向页表的基地址。内核与进程地址空间的创建及修改均通过通用代码实现，这些代码依赖宏和函数将通用操作适配到不同架构。使用虚拟内存时，由于页表的多级结构，地址转换可能需要额外1次（x86扩展分页）、2次（x86常规分页）或3次（x86 64位）内存访问。启用时采用单级结构，页大小为4MB。x86的分页单元支持两种分页模式：常规分页与扩展分页。页目录和页表均包含1024个条目，每个条目占4字节。所有页表均存储于物理内存中，页表地址均为物理地址。

在 x86 架构的保护模式下，是分段机制的核心数据结构，定义了内存段的属性（如基地址、界限、权限等）。Linux 通过全局描述符表（GDT）和局部描述符表（LDT）管理这些段描述符。

多任务系统中，每个进程都需要一套内存空间以支撑运行。显然，如果所有任务都直接使用同一套物理内存地址空间（实模式）。协调这些任务并发运行，且要隔离它们的使用内存（将内存分割给这些任务，使得它们不冲突），无论是靠程序员还是操作系统，都是不现实的，也是不安全的。一个程序可以访问其他程序的内存空间。所以，一种方法是：让所有的程序都独享一个地址的空间，这个地址是该程序私有的，其它程序既看不到，也不能访问该地址空间。另外，考虑到程序可移植性，可以再其他计算机上运行，这个地址空间还要和具体的计算机也无关，这个方案就是。

与“基础内核”不同。基础内核位于/boot目录，系统启动时自动加载；而LKM在基础内核加载后按需加载。尽管如此，LKM仍是内核的重要组成部分，通过与基础内核通信实现功能。内核模块是按需加载到内核或从内核卸载的代码片段。它们无需重启系统即可扩展内核功能。：LKM属于内核空间，非用户程序，拥有系统完全权限，操作不当易导致系统崩溃。以下是一个简单的LKM示例，加载时打印日志，卸载时显示退出消息。由于这些代码在运行时加载且不属于官方Linux内核，它们被称为。查看打印Hello world。

GDTR提供了GDT的基址，段选择器的偏移部分（3~15位）与GDTR相加，得到段描述符在GDT中的位置。理解这些寄存器对于分析X86架构的内存管理、多任务调度和中断处理机制至关重要。但现代系统通常仅用GDT，不用LDT。基地址+限制（48位）基地址+限制（48位）任务切换和上下文保存。

所有汇编器伪指令的名称均以点号（.）开头。名称的其余部分由字母组成，通常为小写。本章讨论 GNU 汇编器在任意目标机器配置下均可使用的伪指令。某些机器配置提供额外的伪指令，详见《机器相关特性》章节。此伪指令立即停止汇编。它用于与其他汇编器兼容。原始设计是：汇编语言源程序通过管道输入汇编器。若源程序发送方终止，可用此伪指令告知汇编器一同终止。未来可能不再支持 .abort。.ABORT当生成 COFF 输出时，.ABORT 被视为 .abort 的同义词。当生成 b.out 输出时，汇编器接受此伪指令但

理解调用约定最直观的方式是绘制子程序执行期间栈的布局。遵循C调用约定，可确保汇编代码与C/C++环境无缝交互，同时为调试与协作开发提供坚实基础。调用者代码（假设调用函数 int add(int a, int b)）为促进代码共享与库开发，并简化子程序调用流程，程序员通常遵循统一的。- 保存非易失寄存器（EBX, ESI, EDI）- 保存易失寄存器（EAX, ECX, EDX）- 创建栈帧（保存%ebp）第一个参数（调用者最后压入）第三个参数（调用者最先压入）被调用者代码（函数add）

在汇编代码中，可通过标签名:的形式定义标签（如begin:）。1. 压入返回地址（下条指令地址） → 2. 跳转到func。有符号数小于等于时跳转（ZF=1或SF≠OF）jg <标签>;有符号数大于时跳转（ZF=0且SF=OF）jge <标签>;有符号数大于等于时跳转（SF=OF）jl <标签>;jz <标签>;call <标签>;cmp <内存地址>, <寄存器>cmp <寄存器>, <内存地址>cmp <寄存器>, <寄存器>cmp <立即数>, <寄存器>

idiv指令将64位整数EDX:EAX（高32位在EDX，低32位在EAX）除以操作数，商存入EAX，余数存入EDX。imul <立即数>, <源寄存器>, <目标寄存器>imul <立即数>, <内存地址>, <目标寄存器>and/or/xor <目标寄存器>, <源寄存器>and/or/xor <目标寄存器>, <内存地址>and/or/xor <内存地址>, <源寄存器>and/or/xor <立即数>, <目标寄存器>imul <源寄存器>, <目标寄存器>add <目标寄存器>, <源寄存器>

本文介绍了AT&T数据传送指令和实例

AT&T汇编是学习Linux内核必备基础知识。Linux内核有大量AT&T汇编代码。系列介绍如何使用标准的AT&T语法编写x86汇编代码。