joyfire linux笔记 感谢原作者
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[目录]
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系统引导：
涉及的文件
./arch/$ARCH/boot/bootsect.s
./arch/$ARCH/boot/setup.s
bootsect.S
这个程序是linux kernel的第一个程序，包括了linux自己的bootstrap程序，
但是在说明这个程序前，必须先说明一般IBM PC开机时的动作(此处的开机是指
"打开PC的电源"):
一般PC在电源一开时，是由内存中地址FFFF:0000开始执行(这个地址一定
在ROM BIOS中，ROM BIOS一般是在FEOOOh到FFFFFh中)，而此处的内容则是一个
jump指令，jump到另一个位於ROM BIOS中的位置，开始执行一系列的动作，包
括了检查RAM，keyboard，显示器，软硬磁盘等等，这些动作是由系统测试代码
(system test code)来执行的，随着制作BIOS厂商的不同而会有些许差异，但都
是大同小异，读者可自行观察自家机器开机时，萤幕上所显示的检查讯息。
紧接着系统测试码之后，控制权会转移给ROM中的启动程序
(ROM bootstrap routine)，这个程序会将磁盘上的第零轨第零扇区读入
内存中(这就是一般所谓的boot sector，如果你曾接触过电脑病
毒，就大概听过它的大名)，至於被读到内存的哪里呢? --绝对
位置07C0:0000(即07C00h处)，这是IBM系列PC的特性。而位在linux开机
磁盘的boot sector上的正是linux的bootsect程序，也就是说，bootsect是
第一个被读入内存中并执行的程序。现在，我们可以开始来
看看到底bootsect做了什么。
第一步
首先，bootsect将它"自己"从被ROM BIOS载入的绝对地址0x7C00处搬到
0x90000处，然后利用一个jmpi(jump indirectly)的指令，跳到新位置的
jmpi的下一行去执行，
第二步
接着，将其他segment registers包括DS，ES，SS都指向0x9000这个位置，
与CS看齐。另外将SP及DX指向一任意位移地址( offset )，这个地址等一下
会用来存放磁盘参数表(disk para- meter table )
第三步
接着利用BIOS中断服务int 13h的第0号功能，重置磁盘控制器，使得刚才
的设定发挥功能。
第四步
完成重置磁盘控制器之后，bootsect就从磁盘上读入紧邻着bootsect的setup
程序，也就是setup.S，此读入动作是利用BIOS中断服务int 13h的第2号功能。
setup的image将会读入至程序所指定的内存绝对地址0x90200处，也就是在内存
中紧邻着bootsect 所在的位置。待setup的image读入内存后，利用BIOS中断服
务int 13h的第8号功能读取目前磁盘的参数。
第五步
再来，就要读入真正linux的kernel了，也就是你可以在linux的根目录下看
到的"vmlinuz" 。在读入前，将会先呼叫BIOS中断服务int 10h 的第3号功能，
读取游标位置，之后再呼叫BIOS 中断服务int 10h的第13h号功能，在萤幕上输
出字串"Loading"，这个字串在boot linux时都会首先被看到，相信大家应该觉
得很眼熟吧。
第六步
接下来做的事是检查root device，之后就仿照一开始的方法，利用indirect
jump 跳至刚刚已读入的setup部份
第七步
setup.S完成在实模式下版本检查，并将硬盘，鼠标，内存参数写入到 INITSEG
中，并负责进入保护模式。
第八步
操作系统的初始化。
setup.S
A summary of the setup.S code 。The slight differences in the operation of setup.S due to a big kernel is documented here. When the switch to 32 bit protected mode begins the code32_start address is defined as 0x100000 (when loaded) here.
code32_start:
#ifndef __BIG_KERNEL__
.long 0x1000
#else
.long 0x100000
#endif
After setting the keyboard repeat rate to a maximum, calling video.S, storing the video parameters, checking for the hard disks, PS/2 mouse, and APM BIOS the preparation for real mode switch begins.
The interrupts are disabled. Since the loader changed the code32_start address, the code32 varable is updated. This would be used for the jmpi instruction when the setup.S finally jumps to compressed/head.S. In case of a big kernel this is loacted at 0x100000.
seg cs
mov eax, code32_start !modified above by the loader
seg cs
mov code32,eax
!code32 contains the correct address to branch to after setup.S finishes After the above code there is a slight difference in the ways the big and small kernels are dealt. In case of a small kernel the kernel is moved down to segment address 0x100, but a big kernel is not moved. Before decompression, the big kernel stays at 0x100000. The following is the code that does thischeck.test byte ptr loadflags,
#LOADED_HIGH
jz do_move0 ! a normal low loaded zImage is moved
jmp end_move ! skip move
The interrupt and global descriptors are initialized:
lidt idt_48 ! load idt wit 0,0
lgdt gdt_48 ! load gdt with whatever appropriate
After enabling A20 and reprogramming the interrupts, it is ready to set the PE bit:
mov ax,#1
lmsw ax
jmp flush_instr
flush_instr:
xor bx.bx !flag to indicate a boot
! Manual, mixing of 16-bit and 32 bit code
db 0x166,0xea !prefix jmpi-opcode
code32: dd ox1000 !this has been reset in caes of a big kernel, to 0x100000
dw __KERNEL_CS
Finally it prepares the opcode for jumping to compressed/head.S which in the big kernel is at 0x100000. The compressed kernel would start at 0x1000 in case of a small kernel.
compressed/head.S
When setup.S relinquishes control to compressed/head.S at beginning of the compressed kernmel at 0x100000. It checks to see if A20 is really enabled otherwise it loops forever.
Itinitializes eflags, and clears BSS (Block Start by Symbol) creating reserved space for uninitialized static or global variables. Finally it reserves place for the moveparams structure (defined in misc.c) and pushes the current stack pointer on the stack and calls the C function decompress_kernel which takes a struct moveparams * as an argument
subl $16,%esp
pushl %esp
call SYMBOL_NAME(decompress_kernel)
orl ??,??
jnz 3f
Te C function decompress_kernel returns the variable high_loaded which is set to 1 in the function setup_output_buffer_if_we_run_high, which is called in decompressed_kernel if a big kernel was loaded.
When decompressed_kernel returns, it jumps to 3f which moves the move routine.
movl $move_routine_start,%esi ! puts the offset of the start of the source in the source index register
mov $0x1000,?? ! the destination index now contains 0x1000, thus after move, the move routine starts at 0x1000
movl $move_routine_end,??
sub %esi,?? ! ecx register now contains the number of bytes to be moved
! (number of bytes between the labels move_routine_start and move_routine_end)
cld
rep
movsb ! moves the bytes from ds:si to es:di, in each loop it increments si and di, and decrements cx
! the movs instruction moves till ecx is zero
Thus the movsb instruction moves the bytes of the move routine between the labels move_routine_start and move_routine_end. At the end the entire move routine labeled move_routine_start is at 0x1000. The movsb instruction moves bytes from ds:si to es:si.
At the start of the head.S code es,ds,fs,gs were all intialized to __KERNEL_DS, which is defined in /usr/src/linux/include/asm/segment.h as 0x18. This is the offset from the goobal descriptor table gdtwhich was setup in setup.S. The 24th byte is the start of the data segment descriptor, which has the base address = 0. Thus the moe routine is moved and
starts at offset 0x1000 from __KERNEL_DS, the kernel data segment base (which is 0).
The salient features of what is done by the decompress_kernel is discussed in the next section but it is worth noting that the when the decompressed_kernel function is invoked, space was created at the top of the stack to contain the information about the decompressed kernel. The decompressed kernel if big may be in the high buffer and in the low buffer. After the decompressed_kernel function returns, the decompressed kernel has to be moved so that we
have a contiguous decompressed kernel starting from address 0x100000. To move the decompressed kernel, the important parameters needed are the start addresses of the high buffer and low buffer, and the number of bytes in the high and low buffers. This is at the top of the stack when decompressed_kernel returns (the top of the stack was passed as an argument : struct moveparams*, and in the function the fileds of the moveparams struture was adjusted toreflect the state of the decompression.)
/* in compressed/misc.c */
struct moveparams {
uch *low_buffer_start; ! start address of the low buffer
int count; ! number of bytes in the low buffer after decompression is doneuch *high_buffer_start; ! start address of the high buffer
int hcount; ! number of bytes in the high buffer aftre decompression is done
};
Thus when the decompressed_kernel returns, the relevant bytes are popped in the respective registers as shown below. After preparing these registers the decompressed kernel is ready to be moved and the control jumps to the moved move routine at __KERNEL_CS:0x1000. The code for setting the appropriate registers is given below:
popl %esi ! discard the address, has the return value (high_load) most probably
popl %esi ! low_buffer_start
popl ?? ! lcount
popl ?? ! high_buffer_count
popl ?? ! hcount
movl %0x100000,??
cli ! disable interrutps when the decompressed kernel is being moved
ljmp $(__KERNEL_CS), $0x1000 ! jump to the move routine which was moved to low memory, 0x1000
The move_routine_start basically has two parts, first it moves the part of the decompressed kernel in the low buffer, then it moves (if required) the high buffer contents. It should be noted that the ecx has been intialized to the number of bytes in the low end buffer, and the destination index register di has been intialized to 0x100000.
move_routine_start:
rep ! repeat, it stops repeating when ecx == 0
movsb ! the movsb instruction repeats till ecx is 0. In each loop byte is transferred from ds:esi to es:edi! In each loop the edi and the esi are incremented and ecx is decremented
! when the low end buffer has been moved the value of di is not changed and the next pasrt of the code! uses it to transfer the bytes from the high buffer
movl ??,%esi ! esi now has the offset corresponding to the start of the high buffer
movl ??,?? ! ecx is now intialized to the number of bytes in the high buffer
rep
movsb ! moves all the bytes in the high buffer, and doesn’t move at all if hcount was zero (if it was determined, in! close_output_buffer_if_we_run_high that the high buffer need not be moveddown )
xorl ??,??
mov $0x90000, %esp ! stack pointer is adjusted, most probably to be used by the kernel in the intialization
ljmp $(__KERNEL_CS), $0x100000 ! jump to __KERNEL_CS:0X100000, where the kernel code starts
move_routine_end:At the end of the this the control goes to the kernel code segment.
Linux Assembly code taken from head.S and setup.S
Comment code added by us
因为setup.S最后的为一条转跳指令，跳到内核第一条指令并开始执行。
指令中指向的是内存中的绝对地址，我们无法依此判断转跳到了head.S。
但是我们可以通过Makefile简单的确定head.S位于内核的前端。
在arch/i386 的 Makefile 中定义了
HEAD := arch/i386/kernel/head.o
而在linux总的Makefile中由这样的语句
include arch/$(ARCH)/Makefile
说明HEAD定义在该文件中有效
然后由如下语句：
vmlinux: $(CONFIGURATION) init/main.o init/version.o linuxsubdirs
$(LD) $(LINKFLAGS) $(HEAD) init/main.o init/version.o /
$(ARCHIVES) /
$(FILESYSTEMS) /
$(DRIVERS) /
$(LIBS) -o vmlinux
$(NM) vmlinux | grep -v '/(compiled/)/|/(/.o$$/)/|/( a /)' | sort > System.map
从这个依赖关系我们可以获得大量的信息
1>$(HEAD)即head.o的确第一个被连接到核心中
2>所有内核中支持的文件系统全部编译到$(FILESYSTEMS)即fs/filesystems.a中
所有内核中支持的网络协议全部编译到net.a中
所有内核中支持的SCSI驱动全部编译到scsi.a中
...................
原来内核也不过是一堆库文件和目标文件的集合罢了,有兴趣对内核减肥的同学,
可以好好比较一下看究竟是那个部分占用了空间。
3>System.map中包含了所有的内核输出的函数，我们在编写内核模块的时候
可以调用的系统函数大概就这些了。
好了，消除了心中的疑问，我们可以仔细分析head.s了。
Head.S分析
1 首先将ds,es,fs,gs指向系统数据段KERNEL_DS
KERNEL_DS 在asm/segment.h中定义，表示全局描述符表中
中的第三项。
注意：该此时生效的全局描述符表并不是在head.s中定义的
而仍然是在setup.S中定义的。
2 数据段全部清空。
3 setup_idt为一段子程序，将中断向量表全部指向ignore_int函数
该函数打印出：unknown interrupt
当然这样的中断处理函数什么也干不了。
4 察看数据线A20是否有效，否则循环等待。
地址线A20是x86的历史遗留问题，决定是否能访问1M以上内存。
5 拷贝启动参数到0x5000页的前半页，而将setup.s取出的bios参数
放到后半页。
6 检查CPU类型
@#$#%$^*@^?(^%#$%!#!@?谁知道干了什么？
7 初始化页表，只初始化最初几页。
1>将swapper_pg_dir（0x2000)和pg0(0x3000)清空
swapper_pg_dir作为整个系统的页目录
2>将pg0作为第一个页表，将其地址赋到swapper_pg_dir的第一个32
位字中。
3>同时将该页表项也赋给swapper_pg_dir的第3072个入口，表示虚拟地址
0xc0000000也指向pg0。
4>将pg0这个页表填满指向内存前4M
5>进入分页方式
注意：以前虽然在在保护模式但没有启用分页。
--------------------
| swapper_pg_dir | -----------
| |-------| pg0 |----------内存前4M
| | -----------
| |
--------------------
8 装入新的gdt和ldt表。
9 刷新段寄存器ds,es,fs,gs
10 使用系统堆栈，即预留的0x6000页面
11 执行start_kernel函数，这个函数是第一个C编制的
函数，内核又有了一个新的开始。
发发信人: seis (矛), 信区: Linux
标 题: Linux操作系统内核引导程序详细剖析
发信站: BBS 水木清华站 (Fri Feb 2 14:12:43 2001)
! bootsect.s (c) 1991, 1992 Linus Torvalds 版权所有
! Drew Eckhardt修改过
! Bruce Evans (bde)修改过
!
! bootsect.s 被bios-启动子程序加载至0x7c00 (31k)处，并将自己
! 移到了地址0x90000 (576k)处，并跳转至那里。
!
! bde - 不能盲目地跳转，有些系统可能只有512k的低
! 内存。使用中断0x12来获得(系统的)最高内存、等。
!
! 它然后使用BIOS中断将setup直接加载到自己的后面(0x90200)(576.5k)，
! 并将系统加载到地址0x10000处。
!
! 注意! 目前的内核系统最大长度限制为(8*65536-4096)(508k)字节长，即使是在
! 将来这也是没有问题的。我想让它保持简单明了。这样508k的最大内核长度应该
! 是足够了，尤其是这里没有象minix中一样包含缓冲区高速缓冲(而且尤其是现在
! 内核是压缩的 :-)
!
! 加载程序已经做的尽量地简单了，所以持续的读出错将导致死循环。只能手工重启。
! 只要可能，通过一次取得整个磁道，加载过程可以做的很快的。
#include /* 为取得CONFIG_ROOT_RDONLY参数 */
!! config.h中(即autoconf.h中)没有CONFIG_ROOT_RDONLY定义!!!?
#include
.text
SETUPSECS = 4 ! 默认的setup程序扇区数(setup-sectors)的默认值;
BOOTSEG = 0x7C0 ! bootsect的原始地址;
INITSEG = DEF_INITSEG ! 将bootsect程序移到这个段处(0x9000) - 避开;
SETUPSEG = DEF_SETUPSEG ! 设置程序(setup)从这里开始(0x9020);
SYSSEG = DEF_SYSSEG ! 系统加载至0x1000(65536)(64k)段处;
SYSSIZE = DEF_SYSSIZE ! 系统的大小(0x7F00): 要加载的16字节为一节的数;
!! 以上4个DEF_参数定义在boot.h中:
!! DEF_INITSEG 0x9000
!! DEF_SYSSEG 0x1000
!! DEF_SETUPSEG 0x9020
!! DEF_SYSSIZE 0x7F00 (=32512=31.75k)*16=508k
! ROOT_DEV & SWAP_DEV 现在是由"build"中编制的;
ROOT_DEV = 0
SWAP_DEV = 0
#ifndef SVGA_MODE
#define SVGA_MODE ASK_VGA
#endif
#ifndef RAMDISK
#define RAMDISK 0
#endif
#ifndef CONFIG_ROOT_RDONLY
#define CONFIG_ROOT_RDONLY 1
#endif
! ld86 需要一个入口标识符，这和通常的一样;
.globl _main
_main:
#if 0 /* 调试程序的异常分支，除非BIOS古怪（比如老的HP机）否则是无害的 */
int 3
#endif
mov ax,#BOOTSEG !! 将ds段寄存器置为0x7C0;
mov ds,ax
mov ax,#INITSEG !! 将es段寄存器置为0x9000;
mov es,ax
mov cx,#256 !! 将cx计数器置为256(要移动256个字, 512字节);
sub si,si !! 源地址 ds:si=0x07C0:0x0000;
sub di,di !! 目的地址es:di=0x9000:0x0000;
cld !! 清方向标志;
rep !! 将这段程序从0x7C0:0(31k)移至0x9000:0(576k)处;
movsw !! 共256个字(512字节)(0x200长);
jmpi go,INITSEG !! 间接跳转至移动后的本程序go处;
! ax和es现在已经含有INITSEG的值(0x9000);
go: mov di,#0x4000-12 ! 0x4000(16k)是>=bootsect + setup 的长度 +
! + 堆栈的长度 的任意的值;
! 12 是磁盘参数块的大小 es:di=0x94000-12=592k-12;
! bde - 将0xff00改成了0x4000以从0x6400处使用调试程序(bde)。如果
! 我们检测过最高内存的话就不用担心这事了，还有，我的BIOS可以被配置为将wini驱动
表
! 放在内存高端而不是放在向量表中。老式的堆栈区可能会搞乱驱动表;
mov ds,ax ! 置ds数据段为0x9000;
mov ss,ax ! 置堆栈段为0x9000;
mov sp,di ! 置堆栈指针INITSEG:0x4000-12处;
/*
* 许多BIOS的默认磁盘参数表将不能
* 进行扇区数大于在表中指定
* 的最大扇区数( - 在某些情况下
* 这意味着是7个扇区)后面的多扇区的读操作。
*
* 由于单个扇区的读操作是很慢的而且当然是没问题的，
* 我们必须在RAM中(为第一个磁盘)创建新的参数表。
* 我们将把最大扇区数设置为36 - 我们在一个ED 2.88驱动器上所能
* 遇到的最大值。
*
* 此值太高是没有任何害处的，但是低的话就会有问题了。
*
* 段寄存器是这样的: ds=es=ss=cs - INITSEG,(=0X9000)
* fs = 0, gs没有用到。
*/
! 上面执行重复操作(rep)以后，cx为0;
mov fs,cx !! 置fs段寄存器=0;
mov bx,#0x78 ! fs:bx是磁盘参数表的地址;
push ds
seg fs
lds si,(bx) ! ds:si是源地址;
!! 将fs:bx地址所指的指针值放入ds:si中;
mov cl,#6 ! 拷贝12个字节到0x9000:0x4000-12开始处;
cld
push di !! 指针0x9000:0x4000-12处;
rep
movsw
pop di !! di仍指向0x9000:0x4000-12处(参数表开始处);
pop si !! ds => si=INITSEG(=0X9000);
movb 4(di),*36 ! 修正扇区计数值;
seg fs
mov (bx),di !! 修改fs:bx(0000:0x0078)处磁盘参数表的地址为0x9000:0x4000-12;
seg fs
mov 2(bx),es
! 将setup程序所在的扇区(setup-sectors)直接加载到boot块的后面。!! 0x90200开始处
;
! 注意，es已经设置好了。
! 同样经过rep循环后cx为0
load_setup:
xor ah,ah ! 复位软驱(FDC);
xor dl,dl
int 0x13
xor dx,dx ! 驱动器0, 磁头0;
mov cl,#0x02 ! 从扇区2开始，磁道0;
mov bx,#0x0200 ! 置数据缓冲区地址=es:bx=0x9000:0x200;
! 在INITSEG段中,即0x90200处;
mov ah,#0x02 ! 要调用功能号2(读操作);
mov al,setup_sects ! 要读入的扇区数SETUPSECS=4;
! (假释所有数据都在磁头0、磁道0);
int 0x13 ! 读操作;
jnc ok_load_setup ! ok则继续;
push ax ! 否则显示出错信息。保存ah的值(功能号2);
call print_nl !! 打印换行;
mov bp,sp !! bp将作为调用print_hex的参数;
call print_hex !! 打印bp所指的数据;
pop ax
jmp load_setup !! 重试!
!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!
!!INT 13 - DISK - READ SECTOR(S) INTO MEMORY
!! AH = 02h
!! AL = number of sectors to read (must be nonzero)
!! CH = low eight bits of cylinder number
!! CL = sector number 1-63 (bits 0-5)
!! high two bits of cylinder (bits 6-7, hard disk only)
!! DH = head number
!! DL = drive number (bit 7 set for hard disk)
!! ES:BX -> data buffer
!! Return: CF set on error
!! if AH = 11h (corrected ECC error), AL = burst length
!! CF clear if successful
!! AH = status (see #00234)
!! AL = number of sectors transferred (only valid if CF set for some
!! BIOSes)
!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!
ok_load_setup:
! 取得磁盘驱动器参数，特别是每磁道扇区数(nr of sectors/track);
#if 0
! bde - Phoenix BIOS手册中提到功能0x08只对硬盘起作用。
! 但它对于我的一个BIOS(1987 Award)不起作用。
! 不检查错误码是致命的错误。
xor dl,dl
mov ah,#0x08 ! AH=8用于取得驱动器参数;
int 0x13
xor ch,ch
!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!
!! INT 13 - DISK - GET DRIVE PARAMETERS (PC,XT286,CONV,PS,ESDI,SCSI)
!! AH = 08h
!! DL = drive (bit 7 set for hard disk)
!!Return: CF set on error
!! AH = status (07h) (see #00234)
!! CF clear if successful
!! AH = 00h
!! AL = 00h on at least some BIOSes
!! BL = drive type (AT/PS2 floppies only) (see #00242)
!! CH = low eight bits of maximum cylinder number
!! CL = maximum sector number (bits 5-0)
!! high two bits of maximum cylinder number (bits 7-6)
!! DH = maximum head number
!! DL = number of drives
!! ES:DI -> drive parameter table (floppies only)
!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!
#else
! 好象没有BIOS调用可取得扇区数。如果扇区36可以读就推测是36个扇区，
! 如果扇区18可读就推测是18个扇区，如果扇区15可读就推测是15个扇区，
! 否则推测是9. [36, 18, 15, 9]
mov si,#disksizes ! ds:si->要测试扇区数大小的表;
probe_loop:
lodsb !! ds:si所指的字节 =>al, si=si+1;
cbw ! 扩展为字(word);
mov sectors, ax ! 第一个值是36，最后一个是9;
cmp si,#disksizes+4
jae got_sectors ! 如果所有测试都失败了，就试9;
xchg ax,cx ! cx = 磁道和扇区(第一次是36=0x0024);
xor dx,dx ! 驱动器0，磁头0;
xor bl,bl !! 设置缓冲区es:bx = 0x9000:0x0a00(578.5k);
mov bh,setup_sects !! setup_sects = 4 (共2k);
inc bh
shl bh,#1 ! setup后面的地址(es=cs);
mov ax,#0x0201 ! 功能2(读)，1个扇区;
int 0x13
jc probe_loop ! 如果不对，就试用下一个值;
#endif
got_sectors:
! 恢复es
mov ax,#INITSEG
mov es,ax ! es = 0x9000;
! 打印一些无用的信息(换行后，显示Loading)
mov ah,#0x03 ! 读光标位置;
xor bh,bh
int 0x10
mov cx,#9
mov bx,#0x0007 ! 页0，属性7 (normal);
mov bp,#msg1
mov ax,#0x1301 ! 写字符串，移动光标;
int 0x10
! ok, 我们已经显示出了信息，现在
! 我们要加载系统了(到0x10000处)(64k处)
mov ax,#SYSSEG
mov es,ax ! es=0x01000的段;
call read_it !! 读system，es为输入参数；
call kill_motor !! 关闭驱动器马达；
call print_nl !! 打印回车换行；
! 这以后，我们来检查要使用哪个根设备(root-device)。如果已指定了设备(!=0)
! 则不做任何事而使用给定的设备。否则的话，使用/dev/fd0H2880 (2,32)或/dev/PS0
(2,28)
! 或者是/dev/at0 (2,8)之一，这取决于我们假设我们知道的扇区数而定。
!! |__ ps0?? (x,y)--表示主、次设备号？
seg cs
mov ax,root_dev
or ax,ax
jne root_defined
seg cs
mov bx,sectors !! sectors = 每磁道扇区数；
mov ax,#0x0208 ! /dev/ps0 - 1.2Mb;
cmp bx,#15
je root_defined
mov al,#0x1c ! /dev/PS0 - 1.44Mb !! 0x1C = 28;
cmp bx,#18
je root_defined
mov al,0x20 ! /dev/fd0H2880 - 2.88Mb;
cmp bx,#36
je root_defined
mov al,#0 ! /dev/fd0 - autodetect;
root_defined:
seg cs
mov root_dev,ax !! 其中保存由设备的主、次设备号；
! 这以后(所有程序都加载了)，我们就跳转至
! 被直接加载到boot块后面的setup程序去：
jmpi 0,SETUPSEG !! 跳转到0x9020:0000(setup程序的开始位置);
! 这段程序将系统(system)加载到0x10000(64k)处,
! 注意不要跨越64kb边界。我们试图以最快的速度
! 来加载，只要可能就整个磁道一起读入。
!
! 输入(in): es - 开始地址段(通常是0x1000)
!
sread: .word 0 ! 当前磁道已读的扇区数；
head: .word 0 ! 当前磁头；
track: .word 0 ! 当前磁道；
read_it:
mov al,setup_sects
inc al
mov sread,al !! 当前sread=5；
mov ax,es !! es=0x1000；
test ax,#0x0fff !! (ax AND 0x0fff, if ax=0x1000 then zero-flag=1 )；
die: jne die ! es 必须在64kB的边界；
xor bx,bx ! bx 是段内的开始地址；
rp_read:
#ifdef __BIG_KERNEL__
#define CALL_HIGHLOAD_KLUDGE .word 0x1eff, 0x220 ! 调用 far * bootsect_kludge
! 注意: as86不能汇编这；
CALL_HIGHLOAD_KLUDGE ! 这是在setup.S中的程序；
#else
mov ax,es
sub ax,#SYSSEG ! 当前es段值减system加载时的启始段值(0x1000)；
#endif
cmp ax,syssize ! 我们是否已经都加载了？(ax=0x7f00 ?)；
jbe ok1_read !! if ax <= syssize then 继续读；
ret !! 全都加载完了，返回！
ok1_read:
mov ax,sectors !! sectors=每磁道扇区数；
sub ax,sread !! 减去当前磁道已读扇区数，al=当前磁道未读的扇区数(ah=0)；
mov cx,ax
shl cx,#9 !! 乘512，cx = 当前磁道未读的字节数；
add cx,bx !! 加上段内偏移值，es:bx为当前读入的数据缓冲区地址；
jnc ok2_read !! 如果没有超过64K则继续读；
je ok2_read !! 如果正好64K也继续读；
xor ax,ax
sub ax,bx
shr ax,#9
ok2_read:
call read_track !! es:bx ->缓冲区，al=要读的扇区数，也即当前磁道未读的扇区数；
mov cx,ax !! ax仍为调用read_track之前的值，即为读入的扇区数；
add ax,sread !! ax = 当前磁道已读的扇区数；
cmp ax,sectors !! 已经读完当前磁道上的扇区了吗？
jne ok3_read !! 没有，则跳转；
mov ax,#1
sub ax,head !! 当前是磁头1吗？
jne ok4_read !! 不是(是磁头0)则跳转(此时ax=1)；
inc track !! 当前是磁头1，则读下一磁道(当前磁道加1)；
ok4_read:
mov head,ax !! 保存当前磁头号；
xor ax,ax !! 本磁道已读扇区数清零；
ok3_read:
mov sread,ax !! 存本磁道已读扇区数；
shl cx,#9 !! 刚才一次读操作读入的扇区数 * 512；
add bx,cx !! 调整数据缓冲区的起始指针；
jnc rp_read !! 如果该指针没有超过64K的段内最大偏移量，则跳转继续读操作；
mov ax,es !! 如果超过了，则将段地址加0x1000(下一个64K段);
add ah,#0x10
mov es,ax
xor bx,bx !! 缓冲区地址段内偏移量置零；
jmp rp_read !! 继续读操作；
read_track:
pusha !! 将寄存器ax,cx,dx,bx,sp,bp,si,di压入堆栈；
pusha
mov ax,#0xe2e ! loading... message 2e = . !! 显示一个.
mov bx,#7
int 0x10
popa
mov dx,track !! track = 当前磁道；
mov cx,sread
inc cx !! cl = 扇区号，要读的起始扇区；
mov ch,dl !! ch = 磁道号的低8位；
mov dx,head !!
mov dh,dl !! dh = 当前磁头号；
and dx,#0x0100 !! dl = 驱动器号(0)；
mov ah,#2 !! 功能2(读)，es:bx指向读数据缓冲区；
push dx ! 为出错转储保存寄存器的值到堆栈上；
push cx
push bx
push ax
int 0x13
jc bad_rt !! 如果出错，则跳转；
add sp, #8 !! 清(放弃)堆栈上刚推入的4个寄存器值；
popa
ret
bad_rt: push ax ! 保存出错码；
call print_all ! ah = error, al = read；
xor ah,ah
xor dl,dl
int 0x13
add sp,#10
popa
jmp read_track
/*
* print_all是用于调试的。
* 它将打印出所有寄存器的值。所作的假设是
* 从一个子程序中调用的，并有如下所示的堆栈帧结构
* dx
* cx
* bx
* ax
* error
* ret <- sp
*
*/
print_all:
mov cx,#5 ! 出错码 + 4个寄存器
mov bp,sp
print_loop:
push cx ! 保存剩余的计数值
call print_nl ! 为了增强阅读性，打印换行
cmp cl, #5
jae no_reg ! 看看是否需要寄存器的名称
mov ax,#0xe05 + A - l
sub al,cl
int 0x10
mov al,#X
int 0x10
mov al,#:
int 0x10
no_reg:
add bp,#2 ! 下一个寄存器
call print_hex ! 打印值
pop cx
loop print_loop
ret
print_nl: !! 打印回车换行。
mov ax,#0xe0d ! CR
int 0x10
mov al,#0xa ! LF
int 0x10
ret
/*
* print_hex是用于调试目的的，打印出
* ss:bp所指向的十六进制数。
* !! 例如，十六进制数是0x4321时，则al分别等于4,3,2,1调用中断打印出来 4321
*/
print_hex:
mov cx, #4 ! 4个十六进制数字
mov dx, (bp) ! 将(bp)所指的值放入dx中
print_digit:
rol dx, #4 ! 循环以使低4比特用上 !! 取dx的高4比特移到低4比特处。
mov ax, #0xe0f ! ah = 请求的功能值，al = 半字节(4个比特)掩码。
and al, dl !! 取dl的低4比特值。
add al, #0x90 ! 将al转换为ASCII十六进制码(4个指令)
daa !! 十进制调整
adc al, #0x40 !! (adc dest, src ==> dest := dest + src + c )
daa
int 0x10
loop print_digit
ret
/*
* 这个过程(子程序)关闭软驱的马达，这样
* 我们进入内核后它的状态就是已知的，以后也就
* 不用担心它了。
*/
kill_motor:
push dx
mov dx,#0x3f2
xor al,al
outb
pop dx
ret
!! 数据区
sectors:
.word 0 !! 当前每磁道扇区数。(36||18||15||9)
disksizes: !! 每磁道扇区数表
.byte 36, 18, 15, 9
msg1:
.byte 13, 10
.ascii "Loading"
.org 497 !! 从boot程序的二进制文件的497字节开始
setup_sects:
.byte SETUPSECS
root_flags:
.word CONFIG_ROOT_RDONLY
syssize:
.word SYSSIZE
swap_dev:
.word SWAP_DEV
ram_size:
.word RAMDISK
vid_mode:
.word SVGA_MODE
root_dev:
.word ROOT_DEV
boot_flag: !! 分区启动标志
.word 0xAA55
compressed/misc.c
The differences in decompressing big and small kernels.
http://www.vuse.vanderbilt.edu/~knopfdg/documentation/hw3_part3.htm
The function decompressed_kernel is invoked from head.S and a parameter to the top of the stack is passed to store the results of the decompression namely, the start addresses of the high and the low buffers which contain the decompressed kernel and the numebr of bytes in each buffer (hcount and lcount).
int decompress_kernel(struct moveparams *mv)
{
if (SCREEN_INFO.orig_video_mode == 7) {
vidmem = (char *) 0xb0000;
vidport = 0x3b4;
} else {
vidmem = (char *) 0xb8000;
vidport = 0x3d4;
}
lines = SCREEN_INFO.orig_video_lines;
cols = SCREEN_INFO.orig_video_cols;
if (free_mem_ptr < 0x100000) setup_normal_output_buffer(); // Call if smallkernel
else setup_output_buffer_if_we_run_high(mv); // Call if big kernel
makecrc();
puts("Uncompressing Linux... ");
gunzip();
puts("Ok, booting the kernel./n");
if (high_loaded) close_output_buffer_if_we_run_high(mv);
return high_loaded;
}
The first place where a distinction is made is when the buffers are to be setup for the decmpression routine gunzip(). Free_mem_ptr, is loaded with the value of the address of the extern variabe end. The variable end marks the end of the compressed kernel. If the free_mem-ptr is less than the 0x100000,then a high buffer has to be setup. Thus the function setup_output_buffer_if_we_run_high is called and the pointer to the top of the moveparams structure is passed so that when the buffers are setup, the start addresses fields are updated in moveparams structure. It is also checked to see if the high buffer needs to be moved down after decompression and this is reflected by the hcount which is 0 if we need not move the high buffer down.
void setup_output_buffer_if_we_run_high(struct moveparams *mv)
{
high_buffer_start = (uch *)(((ulg)&end) HEAP_SIZE);
//the high buffer start address is at the end HEAP_SIZE
#ifdef STANDARD_MEMORY_BIOS_CALL
if (EXT_MEM_K < (3*1024)) error("Less than 4MB of memory./n");
#else
if ((ALT_MEM_K > EXT_MEM_K ? ALT_MEM_K : EXT_MEM_K) < (3*1024)) error("Less
than 4MB of memory./n");
#endif
mv->low_buffer_start = output_data = (char *)LOW_BUFFER_START;
//the low buffer start address is at 0x2000 and it extends till 0x90000.
high_loaded = 1; //high_loaded is set to 1, this is returned by decompressed_kernel
free_mem_end_ptr = (long)high_buffer_start;
// free_mem_end_ptr points to the same address as te high_buffer_start
// the code below finds out if the high buffer needs to be moved after decompression
// if the size if the low buffer is > the size of the compressed kernel and the HEAP_SIZE
// then the high_buffer_start has to be shifted up so that when the decompression starts it doesn’t
// overwrite the compressed kernel data. Thus when the high_buffer_start islow then it is shifted
// up to exactly match the end of the compressed kernel and the HEAP_SIZE. The hcount filed is
// is set to 0 as the high buffer need not be moved down. Otherwise if the high_buffer_start is too
// high then the hcount is non zero and while closing the buffers the appropriate number of bytes
// in the high buffer is asigned to the filed hcount. Since the start address of the high buffer is
// known the bytes could be moved down
if ( (0x100000 LOW_BUFFER_SIZE) > ((ulg)high_buffer_start)) {
high_buffer_start = (uch *)(0x100000 LOW_BUFFER_SIZE);
mv->hcount = 0; /* say: we need not to move high_buffer */
}
else mv->hcount = -1;
mv->high_buffer_start = high_buffer_start;
// finally the high_buffer_start field is set to the varaible high_buffer_start
}
After the buffers are set gunzip() is invoked which decompresses the kernel Upon return, bytes_out has the number of bytes in the decompressed kernel.Finally close_output_buffer_if_we_run_high is invoked if high_loaded is non zero:
void close_output_buffer_if_we_run_high(struct moveparams *mv)
{
mv->lcount = bytes_out;
// if the all of decompressed kernel is in low buffer, lcount = bytes_out
if (bytes_out > LOW_BUFFER_SIZE) {
// if there is a part of the decompressed kernel in the high buffer, the lcount filed is set to
// the size of the low buffer and the hcount field contains the rest of the bytes
mv->lcount = LOW_BUFFER_SIZE;
if (mv->hcount) mv->hcount = bytes_out - LOW_BUFFER_SIZE;
// if the hcount field is non zero (made in setup_output_buffer_if_we_run_high)
// then the high buffer has to be moved doen and the number of bytes in the high buffer is
// in hcount
}
else mv->hcount = 0; // all the data is in the high buffer
}
Thus at the end of the the decompressed_kernel function the top of the stack has the addresses of the buffers and their sizes which is popped and the appropriate registers set for the move routine to move the entire kernel. After the move by the move_routine the kernel resides at 0x100000. If a small kernel is being decompressed then the setup_normal_output_buffer() is invoked from decompressed_kernel, which just initializes output_data to 0x100000 where the decompressed kernel would lie. The variable high_load is still 0 as setup_output_buffer_if_we_run_high() is not invoked. Decompression is done starting at address 0x100000. As high_load is 0, when decompressed_kernel returns in head.S, a zero is there in the eax. Thus the control jumps directly to 0x100000. Since the decompressed kernel lies there directly and the move routine need not be called.
Linux code taken from misc.c
Comment code added by us
1、按规定得有个头，所以一开始是惯用的JMP；
2、头里边内容很丰富，具体用法走着瞧；
3、自我检测，不知道有什么用，防伪造？防篡改？
4、如果装载程序不对，只好死掉！以下终于走入正题；
5、获取内存容量（使用了三种办法，其中的E820和E801看不明白，int 15倒是老朋友了--应该是上个世纪80年代末认识的了，真佩服十年过去了，情意依旧，不过遇上一些不守规矩的BIOS，不知道还行不行）；
6、将键盘重复键的重复率设为最大，灵敏一点？
7、检测硬盘，不懂，放这里干什么？
8、检测MCA总线（不要问我这是什么）；
9、检测PS/2鼠标，用int 11，只是不知道为何放这里；
10、检测电源管理BIOS；唉，书到用时方恨少，不懂的太多了，真不好意思；不过也没有关系， 不懂的就别去动它就行了；以下要进入内核了；
11、 在进入保护模式之前，可以调用一个你提供的试模式下的过程，让你最后在看她一眼，当然你要是不提供，那就有个默认的，无非是塞住耳朵闭上眼睛禁止任何中断，包括著名的NMI ；
12、设置保护模式起动后的例程地址， 你可以写自己的例程，但不是代替而是把它加在setup提供的例程的前面（显示一个小鸭子？）；
13、如果内核是zImage， 将它移动到0x10000处；
14、如果自己不在0x90000处，则移动到0x90000处；
15、建立idt, gdt表；
16、启动A20；
17、屏住呼吸，屏闭所有中断；
18、启动！movw $1, %ax ; lmsw %ax; 好已经进入保护模式下，马上进行局部调整；
19、jmpi 0x100000, __KERNEL_CS，终于进入内核；
[目录]
1.将自己移动到0x9000:0x0000处，为内核调入留出地址空间；
2.建立运行环境(ss=ds=es=cs=0x9000, sp=0x4000-12)，保证起动程序运行；
3.BIOS初始化0x1E号中断为软盘参数表，将它取来保存备用；
4.将setup读到0x9000:0x0200处；
5.测试软盘参数一个磁道有多少个扇区（也没有什么好办法，只能试试36, 18, 15, 9对不对了）；
6.打印“Loading”；
7.读入内核到0x1000:0000（如果是bzImage， 则将每个64K移动到0x100000处，在实模式下，只能调用0x15号中断了，这段代码无法放在bootsect中所以只能放在setup中，幸好此时setup已经读入了）；
8.到setup去吧
标题 用网络卡从并口上启动Linux（I386） [re: raoxianhong]
作者 raoxianhong (journeyman)
时间 10/07/01 12:31 PM
“十一”假期，哪儿也不去，做个程序博各位一笑。
=============================================
1、到底想干什么
了解Linux的启动过程，制作一个自己的Linux启动程序，可以增加对Linux的了解，还能学习PC机的启动机制，增进对计算机结构的了解，增强对Linux内核学习的信心。也可以在某些专用产品中使用（比如专用的服务器）。为此，我尝试在原来代码的基础上修改制作了一个用网络卡从并口上启动Linux的程序，以博一笑，其中有许多问题值得研究。
2、Linux对启动程序的要求
Linux（bzImage Kernel）对启动程序的要求比较简单，你只要能够建立一个启动头（setup.S），给出一些信息，然后将kernel(/usr/src/linux/arch/i386/boot/compressed/bvmlinux.out)调到
绝对地址0x100000(1M地址处)，如果有initrd，则将它调到内存高端（离0x100000越远越好,比如如果initrd小于4M，就可以将它调到地址0xB00000，即12M处，相信现在已经很少有少于16M内存的机器了），
然后执行一些初始化操作，跳到内核处就行了。
当然，说起来容易做起来还有点麻烦，以下分几个问题解释。
3、PC机开机流程--启动程序放在何处
PC机加电后，进入实模式，先进行自检，然后初始化各个总线扩展设备（ISA, EISA，PCI，AGP），
全部初始化做完后，从当前启动设备中读一个块（512字节）到07C0:0000处，将控制转到该处。
了解这个过程，我们可以决定将启动程序放在何处：
1）放在启动设备的MBR(主启动记录中)，比如磁盘的启动扇区。这是一般的启动方式。
2）放在总线扩展设备的扩展rom中，比如网卡的boot rom就行，这里制作的启动程序就是放在网卡中,可以支持
16K字节。
3）哪位高手能够修改ROMBIOS，让BIOS在做完初始化后不要马上从启动设备读数据，而是调用一段外面
加入的程序（2K字节就够了，当然也必须与修改后的BIOS一起烧在BIOS ROM中)，就可以从BIOS启动！
4）先启动一个操作系统，再在此操作系统中写启动程序（比如lodlin16就是从DOS中启动Linux，好象中软
提供了一个从Windows下启动Linux的启动程序）。
4、操作系统放在何处
操作系统（一般内核在500K-1M之间，加上应用程序可以控制在2M以内，当然都经过压缩了）的数据选择余地就大了，
可以从软盘、硬盘、CDROM、网络、磁带机、并口（软件狗上烧个内核和应用程序？）、串口（外接你的设备）、
USB设备（？）、PCI扩展卡、IC卡等等上面来读；各位还有什么意见，提醒提醒。有位老兄说实在不行可以用键盘启动，
每次启动时把内核敲进去，还有int 16h支持呢，做起来也不难，应该是最节省的方案了。
反正一个原则是，在启动程序中能够从该设备上读就行了，这里最简单的就是并口了，简单的端口操作，不需
要任何驱动程序支持，不需要BIOS支持，比磁盘还简单(磁盘一般使用int 13h,主要是计算柱面啊、磁头啊、磁道啊、
扇区啊好麻烦，幸好有现成的源代码，可以学习学习)。
好了，我们挑个简单的方案，将启动代码（bootsect.S+setup.S）放到网络卡的boot rom中，内核数据和应用数据放
到另外一台计算机上，用并口提供。下面谈谈几个相关的问题。
5、将数据移动到绝对地址处
第一个问题，我们得到数据，因为是在实模式下，所以一般是放在1M地址空间内，怎样将它移动到指定的地方去，
在setup.S 的源代码中，使用了int 15h（87h号功能）。这里将该段代码稍加改动,做了些假设，列到下面：
流程是：
if (%cs:move_es==0)/*由于使用前move_es初始化为0，因此这是第一次调用，此时es:bx是要移动的数据
存放处bx=0,es低四为位为零表示es:bx在64K边界上，fs的低8位指定目的地地址，
也以64K字节为单位，用不着那么精确，以简化操作*/
{
将es右移四位，得到64K单位的8位地址（这样一来，最多只能将数据移动到16M以下了），作为源数据
描述符中24位地址的高8位，低16位为零。
将fs的低8位作为目的地的描述符中24位地址的高8位，同样，它的低16位为零。
将es存放在move_es中，es自然不会是零，因此以后再调用该例程时就进行正常的移动操作了。
ax清零返回。
}
else
{
if (bx==0)/*bx为零，表示数据已经满64K了，应该进行实际的移动*/
{
调用int15h 87h号功能，进行实际的数据移动（64K, 0x8000个16字节块）。
目的地址（24位）高8位增一，往后走64K
ax = 1
return;
}
else
{
ax = 0;
return;
}
}
# we will move %cx bytes from es:bx to %fs(64Kbytes per unit)
# when we first call movetohigh(%cs:move_es is zero),
# the es:bx and %edx is valid
# we configure the param first
# follow calls will move data actually
# %ax return 0 if no data really moved, and return 1 if there is data
# really to be moved
#
movetohigh:
cmpw $0, %cs:move_es
jnz move_second
# at this point , es:bx(bx = 0) is the source address
# %edx is the destination address
movb $0x20, %cs:type_of_loader
movw %es, %ax
shrw $4, %ax
movb %ah, %cs:move_src_base+2
movw %fs, %ax
movb %al, %cs:move_dst_base+2
movw %es, %ax
movw %ax, %cs:move_es
xorw %ax, %ax
ret # nothing else to do for now
move_second:
xorw %ax, %ax
testw %bx, %bx
jne move_ex
pushw %ds
pushw %cx
pushw %si
pushw %bx
movw $0x8000, %cx # full 64K, INT15 moves words
pushw %cs
popw %es
leaw %cs:move_gdt, %si
movw $0x8700, %ax
int $0x15
jc move_panic # this, if INT15 fails
movw %cs:move_es, %es # we reset %es to always point
incb %cs:move_dst_base+2 # to 0x10000
popw %bx
popw %si
popw %cx
popw %ds
movw $1, %ax
move_ex:
ret
move_gdt:
.word 0, 0, 0, 0
.word 0, 0, 0, 0
move_src:
.word 0xffff
move_src_base:
.byte 0x00, 0x00, 0x01 # base = 0x010000
.byte 0x93 # typbyte
.word 0 # limit16,base24 =0
move_dst:
.word 0xffff
move_dst_base:
.byte 0x00, 0x00, 0x10 # base = 0x100000
.byte 0x93 # typbyte
.word 0 # limit16,base24 =0
.word 0, 0, 0, 0 # BIOS CS
.word 0, 0, 0, 0 # BIOS DS
move_es:
.word 0
move_panic:
pushw %cs
popw %ds
cld
leaw move_panic_mess, %si
call prtstr
move_panic_loop:
jmp move_panic_loop
move_panic_mess:
.string "INT15 refuses to access high mem, giving up."
6、用并口传输数据
用并口传输数据，可以从/usr/src/linux/driver/net/plip.c中抄一段，我们采用半字节协议，
并口线连接参考该文件。字节收发过程如下：
#define PORT_BASE 0x378
#define data_write(b) outportb(PORT_BASE, b)
#define data_read() inportb(PORT_BASE+1)
#define OK 0
#define TIMEOUT 1
#define FAIL 2
int sendbyte(unsigned char data)
{
unsigned char c0;
unsigned long cx;
data_write((data & 0x0f));
data_write((0x10 | (data & 0x0f)));
cx = 32767l * 1024l;
while (1) {
c0 = data_read();
if ((c0 & 0x80) == 0)
break;
if (--cx == 0)
return TIMEOUT;
}
data_write(0x10 | (data >> 4));
data_write((data >> 4));
cx = 32767l * 1024l;
while (1) {
c0 = data_read();
if (c0 & 0x80)
break;
if (--cx == 0)
return TIMEOUT;
}
return OK;
}
int rcvbyte(unsigned char * pByte)
{
unsigned char c0, c1;
unsigned long cx;
cx = 32767l * 1024l;
while (1) {
c0 = data_read();
if ((c0 & 0x80) == 0) {
c1 = data_read();
if (c0 == c1)
break;
}
if (--cx == 0)
return TIMEOUT;
}
*pByte = (c0 >> 3) & 0x0f;
data_write(0x10); /* send ACK */
cx = 32767l * 1024l;
while (1) {
c0 = data_read();
if (c0 & 0x80) {
c1 = data_read();
if (c0 == c1)
break;
}
if (--cx == 0)
return TIMEOUT;
}
*pByte |= (c0 << 1) & 0xf0;
data_write(0x00); /* send ACK */
return OK;
}
为了能够在setup.S下收字符，特将字符接收子程序该为AT&T汇编语法
（也没有什么好办法，在DOS下用TURBO C 2.0将上述代码编译成汇编
代码，然后手工转换成AT&T格式，据说有程序可以自动进行这样的转换，
有谁用过请指教）：
rcvbyte:
pushw %bp
movw %sp, %bp
subw $6, %sp
movw $511, -2(%bp)
movw $-1024, -4(%bp)
jmp .L13
.L15:
movw $889, %dx
inb %dx, %al
movb %al, -6(%bp)
testb $128, -6(%bp)
jne .L16
inb %dx, %al
movb %al, -5(%bp)
movb -6(%bp), %al
cmpb -5(%bp), %al
jne .L17
jmp .L14
.L17:
.L16:
subw $1, -4(%bp)
sbbw $0, -2(%bp)
movw -2(%bp), %dx
movw -4(%bp), %ax
orw %ax, %dx
jne .L18
movw $1, %ax
jmp .L12
.L18:
.L13:
jmp .L15
.L14:
movb -6(%bp), %al
shrb $1, %al
shrb $1, %al
shrb $1, %al
andb $15, %al
movw 4(%bp), %bx
movb %al, (%bx)
movb $16, %al
movw $888, %dx
outb %al, %dx
movw $511, -2(%bp)
movw $-1024, -4(%bp)
jmp .L19
.L21:
movw $889, %dx
inb %dx, %al
movb %al, -6(%bp)
testb $128, %al
je .L22
inb %dx, %al
movb %al, -5(%bp)
movb -6(%bp), %al
cmpb -5(%bp), %al
jne .L23
jmp .L20
.L23:
.L22:
subw $1, -4(%bp)
sbbw $0, -2(%bp)
movw -2(%bp), %dx
movw -4(%bp), %ax
orw %ax, %dx
jne .L24
movw $1, %ax
jmp .L12
.L24:
.L19:
jmp .L21
.L20:
movb -6(%bp), %al
shlb $1, %al
andb $240, %al
movw 4(%bp), %bx
orb %al, (%bx)
xorw %ax, %ax
movw $888, %dx
outb %al, %dx
jmp .L12
.L12:
movw %bp, %sp
popw %bp
ret
能够收发字符还不行，作为协议，总得知道数据的起始和结束，也应该进行简单的检错。这里采用
字符填充方式进行数据包编码，用‘/’表示转义字符，数据包头用/H表示，数据包结束用/T表示
如果数据中有'/'，则用//表示（从printf的格式串中学来的）,数据包后面跟一个字节的校验和，
这样就可以收发数据包了，具体程序如下：
int rcvpack(unsigned char * pData, int * pLength)
{
int ret;
int length;
unsigned char checksum;
int maxlength;
int status;
maxlength = *pLength + 1;
if (maxlength<=0)
return FAIL;
if (pData == NULL)
return FAIL;
checksum = 0;
length = 0;
status = 0;
while (1)
{
unsigned char ch;
int count;
count = 10;
while (1)
{
if ((ret = rcvbyte(&ch)) != OK)
{
count--;
if (count==0)
{
printf("/nReceive byte timeout/n");
return ret;
}
}
else
break;
}
switch (status)
{
case 0:
{
if (ch == '//')
{
status = 1;
}
}
break;
case 1:
{
if (ch == 'H')
status = 2;
else
status = 0;
}
break;
case 2:
{
if (ch == '//')
{
status = 3;
}
else
{
length ++;
if (length>maxlength)
{
printf("Buffer overflow(%d>%d)/n", length, maxlength);
return FAIL;
}
*pData++ = ch;
checksum += ch;
}
}
break;
case 3:
{
if (ch == '//')
{
length++;
if (length>maxlength)
{
printf("Buffer overflow (%d>%d)/n", length, maxlength);
return FAIL;
}
checksum += ch;
*pData++ = ch;
status = 2;
}
else
if (ch =='T')
{
unsigned char chk;
*pLength = length;
if (rcvbyte(&chk)!=OK)
return FAIL;
if (checksum==chk)
{
return OK;
}
else
{
printf("ERROR: Checksum is nozero(%d-%d)/n", checksum,chk);
return FAIL;
}
}
else
{
printf("ERROR: a '//' or 'T' expected('%c')!/n ", ch);
return FAIL;
}
}
}
}
}
int sendpack(unsigned char * pData, int length)
{
int ret;
unsigned char checksum;
checksum = 0;
if (length<=0)
return OK;
if ((ret = sendbyte('//')) != OK)
return 1;
if ((ret = sendbyte('H')) != OK)
return 2;
while (length>0)
{
unsigned char ch;
ch = *pData++;
checksum += ch;
if ((ret = sendbyte(ch)) != OK)
return 3;
if (ch == '//')
{
if ((ret = sendbyte(ch)) != OK)
return 4;
}
length--;
}
if ((ret = sendbyte('//')) != OK)
return 5;
if ((ret = sendbyte('T')) != OK)
return 6;
if ((ret = sendbyte(checksum)) != OK)
return 7;
return OK;
}
同样，也将rcvpack改成AT&T汇编(减少了几个printf语句)：
chbuffer:
.byte 0
overflow:
.string "Buffer overflow..."
rcvpack:
pushw %bp
movw %sp, %bp
subw $12, %sp
pushw %si
movw 4(%bp), %si
movw 6(%bp), %bx
movw (%bx), %ax
incw %ax
movw %ax, -6(%bp)
cmpw $0, -6(%bp)
jg .L26
leaw overflow, %si
call prtstr
movw $2, %ax
jmp .L25
.L26:
orw %si, %si
jne .L27
movw $2, %ax
jmp .L25
.L27:
movb $0,-8(%bp)
movw $0, -10(%bp)
movw $0, -4(%bp)
jmp .L28
.L30:
movw $10, -2(%bp)
jmp .L31
.L33:
# movw -4(%bp), %ax
# addb $'0', %al
# call prtchr
leaw chbuffer, %ax
pushw %ax
call rcvbyte
popw %cx
movw %ax, -12(%bp)
orw %ax, %ax
je .L34
decw -2(%bp)
cmpw $0, -2(%bp)
jne .L35
movw -12(%bp), %ax
jmp .L25
.L35:
jmp .L36
.L34:
jmp .L32
.L36:
.L31:
jmp .L33
.L32:
pushw %si
leaw chbuffer, %si
movb (%si), %al
movb %al, -7(%bp)
popw %si
# call prtchr
movw -4(%bp), %ax
cmpw $3, %ax
jbe .L58
jmp .L56
.L58:
cmpw $0, %ax
je .L38
cmpw $1, %ax
je .L40
cmpw $2, %ax
je .L43
cmpw $3, %ax
je .L47
jmp .L56
.L38:
cmpb $92, -7(%bp)
jne .L39
movw $1, -4(%bp)
.L39:
jmp .L37
.L40:
cmpb $72, -7(%bp)
jne .L41
movw $2, -4(%bp)
jmp .L42
.L41:
movw $0, -4(%bp)
.L42:
jmp .L37
.L43:
cmpb $92, -7(%bp)
jne .L44
movw $3, -4(%bp)
jmp .L45
.L44:
incw -10(%bp)
movw -10(%bp), %ax
cmpw -6(%bp), %ax
jle .L46
movw $2, %ax
jmp .L25
.L46:
movb -7(%bp), %al
movb %al, (%si)
incw %si
movb -7(%bp), %al
addb %al, -8(%bp)
.L45:
jmp .L37
.L47:
cmpb $92, -7(%bp)
jne .L48
incw -10(%bp)
movw -10(%bp), %ax
cmpw -6(%bp), %ax
jle .L49
movw $2, %ax
jmp .L25
.L49:
movb -7(%bp), %al
addb %al, -8(%bp)
movb -7(%bp), %al
movb %al, (%si)
incw %si
movw $2, -4(%bp)
jmp .L50
.L48:
cmpb $84, -7(%bp)
jne .L51
movw -10(%bp), %ax
movw 6(%bp), %bx
movw %ax, (%bx)
leaw chbuffer, %ax
pushw %ax
call rcvbyte
popw %cx
orw %ax, %ax
je .L52
movw $2, %ax
jmp .L25
.L52:
movb -8(%bp), %al
cmpb chbuffer, %al
jne .L53
xorw %ax, %ax
jmp .L25
jmp .L54
sChecksumFailed:
.string "Checksum error!"
.L53:
leaw sChecksumFailed, %si
call prtstr
movw $2, %ax
jmp .L25
.L54:
jmp .L55
.L51:
movw $2, %ax
jmp .L25
.L55:
.L50:
.L56:
.L37:
.L28:
jmp .L30
.L29:
.L25:
popw %si
movw %bp, %sp
popw %bp
ret
好了，万事具备了，先用上面的c代码写另外一台计算机上的“服务”程序（也用来测试）,这台
计算机运行DOS，用TURBO C 2.0编译运行：
运行时将initrd.img和内核编译后的/usr/src/linux/arch/i386/boot/compressed/bvmlinux.out
拷贝到该计算机的c:/下，然后带参数 s c:/bvmlinux.out c:/initrd.img运行即可。
至于启动程序，还得进行少许修改，才能烧到boot rom 中，见后面的说明。
int main(int argc, char* argv[])
{
FILE* pFile;
int count = 2;
if (argc<3)
{
printf("Usage testspp [s | r] /n");
return 1;
}
while(count {
if (argv[1][0] == 's')
pFile = fopen(argv[count], "rb");
else
pFile = fopen(argv[count], "wb");
if (pFile==NULL)
{
printf("Can't open/create file %s/n", argv[2]);
return 2;
}
if (argv[1][0]=='r')/*receive*/
{
unsigned long filesize;
char buffer[10244];
int length;
/*get filelength */
length = 10244;
printf("Receiving filesize package/n");
while( (rcvpack(buffer, &length)!=OK) && (length!=4))
length = 10244;
filesize = *(long*)buffer;
printf("file size is:%ld/n", filesize);
while (filesize>0)
{
length = 10244;
if (rcvpack(buffer, &length) != OK)
{
printf("Receive data package failed/n");
return 0;
}
if (length>0)
fwrite(buffer, 1, length, pFile);
filesize-=length;
printf("/r%ld Bytes Left ", filesize);
}
}
else/*send*/
{
unsigned long filesize;
/*send file length*/
unsigned long stemp;
int ret;
fseek(pFile, 0, 2);
filesize = ftell(pFile);
fseek(pFile, 0, 0);
printf("/nfile size is:%ld/n", filesize);
/*
while ((ret = sendpack((char *)&filesize, 4)) != OK)
{
printf("send file size failed(%d)/n", ret);
}
*/
while (filesize>0)
{
char buffer[10240];
long size;
int ret;
size = fread(buffer, 1, 10240, pFile);
if ((ret = sendpack(buffer, size)) != OK)
{
printf("Send data package failed(%d)/n", ret);
return 0;
}
filesize -= size;
printf("/r/t%ld Bytes Left", filesize);
}
}
fclose(pFile);
count++;
}/*while*/
return 0;
}
5、对bootsect.S的修改
目前的bootsect.S ，主要的问题是，它是从软盘上读数据，将这些代码换成对rcvpack的调用即可，
另外，它不支持调入initrd，应该增加相应的代码。问题在于，bootsect.S中没有那么多空间来放rcvpack
相关的代码（毕竟只有512字节，当然，如果烧在boot rom中，就不存在这个问题了，但是用软盘调试时
就不行了，因此干脆编制load_kernel和load_initrd放在setup.S中，然后在bootsect.S中进行回调即可。
bootsect.S 修改如下(只给出修改部分)：
.....
.....
ok_load_setup:
call kill_motor
call print_nl
# Now we will load kernel and initrd
loading:
# 先打印Loading字符
movw $INITSEG, %ax
movw %ax, %es # set up es
movb $0x03, %ah # read cursor pos
xorb %bh, %bh
int $0x10
movw $22, %cx
movw $0x0007, %bx # page 0, attribute 7 (normal)
movw $msg1, %bp
movw $0x1301, %ax # write string, move cursor
int $0x10 # tell the user we're loading..
load_kernel_img:
# 将load_kernel函数的指针放到0x22C处这里进行调用就行了（软盘启动过程中，此前已经将setup.S
# 从磁盘上调到bootsect.S,即0x0200之后，注意setup.S的头部是一张表，这里“提前”消费了）
# 0x22C is the load kernel routine
bootsect_readimage = 0x22C
lcall bootsect_readimage
load_initrd_img:
# 将load_initrd函数的指针放到0x220处
# 0x220 if the load initrd routine
bootsect_readinitrd = 0x220
lcall bootsect_readinitrd
# After that (everything loaded), we jump to the setup-routine
# loaded directly after the bootblock:
ljmp $SETUPSEG, $0
......
......
6、对setup.S的修改
对setup.S进行修改，主要是：修改setup.S头部，增加load_kernel和load_initrd函数等，具体如下。
修改setup.S头部如下（为好看，这里删除了原来的部分注释）：
start:
jmp trampoline
.ascii "HdrS" # header signature
.word 0x0202 # header version number (>= 0x0105)
realmode_swtch: .word 0, 0 # default_switch, SETUPSEG
start_sys_seg: .word SYSSEG
.word kernel_version # pointing to kernel version string
type_of_loader: .byte 0
loadflags:
LOADED_HIGH = 1
.byte LOADED_HIGH # 只支持bzImage
setup_move_size: .word 0x8000
code32_start: # here loaders can put a different
.long 0x100000 # 0x100000 = default for big kernel
ramdisk_image: .long 0xB00000 # ramdisk 调到12M处
ramdisk_size: .long 0 # 由load_initrd来设置长度
bootsect_kludge:
.word load_initrd, SETUPSEG #0x220, 放置load_initrd函数的指针
heap_end_ptr: .word modelist+1024 pad1: .word 0
cmd_line_ptr: .long 0
load_kernel_call:
.word load_kernel, SETUPSEG
trampoline: call start_of_setup
.space 1024
load_kernel和load_initrd：
load_imsg:
.byte 13, 10
.string "Load INITRD from PARPort(378)"
load_kmsg:
.byte 13, 10
.string "Load Kernel From PARPort(378)"
reading_suc:
.string "."
reading_failed:
.string " failed"
read_len:
.word 0, 0
read_total:
.word 0, 0
read_buffer:
# 如何在AT&T语法中完成intel语法中的 db 1280 dup(0)，那位请指教
# AT&T汇编的语法何处寻？
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
.string "012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789"
load_initrd:
pushw %ds
pushw %es
pushw %cs
popw %ds
pushw %cs
popw %es
cld
leaw load_imsg, %si
call prtstr # 打印提示
movw $0x1000, %ax
movw %ax, %es
xorw %bx, %bx
movw $0x00B0, %ax # initrd数据先调到0x1000:0000处，
# 满64K即移动到12M(0xB00000)处
movw %ax, %fs
movw $0, %cs:move_es
movl $0, %cs:read_total
call movetohigh # 初始化数据移动部分
call .ld_img # 从并口上读入一个文件并移动到指定位置
movl %cs:read_total, %eax
movl %eax, %cs:ramdisk_size # 设置ramdisk_size和ramdisk_image
movl $0x00B00000, %eax
movl %eax, %cs:ramdisk_image
popw %es
popw %ds
lret
load_kernel:
pushw %ds
pushw %es
pushw %cs
popw %ds
pushw %cs
popw %es
cld
leaw load_kmsg, %si
call prtstr
movw $0x1000, %ax
movw %ax, %es
xorw %bx, %bx
movw $0x0010, %ax
movw %ax, %fs
movw $0, %cs:move_es
movl $0, %cs:read_total
call movetohigh
call .ld_img
popw %es
popw %ds
lret
.ld_img:
.ld_nextpack:
pushw %bx
pushw %es
leaw read_len, %si
movw $1124, %ax
movw %ax, (%si)
pushw %si
leaw read_buffer, %ax
pushw %ax
movw %bx, %ax
call rcvpack # 调用rcpack接收一个数据包read_buffer中
popw %cx
popw %cx
popw %es
popw %bx
cmpw $0, %ax # 成功？
je .ld_suc
leaw reading_failed, %si
call prtstr
.ld_panic:
jmp .ld_panic # 失败则死循环
.ld_suc:
leaw read_buffer, %si
movw %bx, %di
movw $256, %cx # move 1024 bytes
rep
movsl # 从read_buffer移动到es:bx处，强制假定一个数据包长度
# 就是1024字节，最后一个数据包除外。
addw $1024, %bx # 更新bx, 如果bx加到零，则表示已经满64K，后面的调用中
call movetohigh # 进行实际的数据移动
movw %ax, %dx #
cmpw $0, %ax # 如果进行了64K数据移动，就打印一个'.'
je .ld_1
leaw reading_suc, %si
call prtstr
.ld_1:
leaw read_len, %si
xorl %eax, %eax
movw (%si), %ax
addl %eax, %cs:read_total
cmpw $1024, %ax # 更新收到数据总字节数，如果收到的字节数少于1024，则表示
# 收到最后一个数据包，这得冒点风险，万一最后一个数据包刚好
# 是1024字节，怎么办好呢？赌一把吧！
jb .ld_lastestpack
jmp .ld_nextpack # 接着接收下一个数据包
.ld_lastestpack:
# 最后一个数据包收到后，不见得满64K，此时应该强制数据移动
cmpw $0, %dx
jne .ld_exit
xorw %bx, %bx
call movetohigh
.ld_exit:
ret
7、用软盘进行调试，将启动程序烧到bootrom中
好了，大功告成，对内核进行配置，然后make bzImage，将bvmlinux.out拷贝到“服务器”上，建立
initrd也放在“服务器”上，然后放张软盘在软驱中，dd if=/usr/src/linux/arch/i386/boot/bzImage of=
/dev/fd0 count=32将bootsect.S+setup.S部分拷贝到软盘上，重新启动（先连接好并口线）。启动后再在
“服务器”上启动文件“服务”程序，终于可以将Linux从并口上启动了！
做少量调整（主要是去掉读setup.S部分的代码），即可以将此bzImage的前8(16?)K写在一个文件中，
处理成boot rom映象，烧到boot rom中，插到网络卡上，启动机器即可。这就是用网络卡从并口上启动Linux。
标题 Re: 用网络卡从并口上启动Linux（I386） [re: raoxianhong]
作者 raoxianhong (journeyman)
时间 10/09/01 11:30 AM
网络上说可以将Bootrom写到BIOS中去，但是没有实验成功，不知道有什么讲究，哪位可曾试过？
寻找文件 cbrom.pdf
标题 推荐两篇讲述启动过程的文章 [re: feiyunw]
作者 raoxianhong (journeyman)
时间 10/11/01 09:08 AM
http://www.pcguide.com/ref/mbsys/bios/boot.htm
http://www2.csa.iisc.ernet.in/~kvs/LinuxBoot.html
标题 Re: 386 boot代码分析 [re: feiyunw]
作者 raoxianhong (member)
时间 10/25/01 05:09 PM
附加文件 181431-bootrom.zip
有几位老兄Mail问网卡启动的启动代码问题，这里总结如下：
1.系统自检完毕后在ROM空间中找（好象是2Kbytes为单位），如果某一段的前两表字节是0x55AA，那么第三个字节作为ROM程序的大小（512字节为单位）。然后将该段空间中的所有字节相加（计算校验和），结果为零时表示ROM程序有效。此时BIOS用一个长调用(lcall)，调用该块的第四个字节起始处（自然该用lret返回）。
2.有个问题原来一直不明白，如果此时某个启动网卡启动系统，但是后面还有带ROM的卡（比如PCI），那么该段ROM程序岂不是没有机会运行了吗，当然，如果不运行任何设备的扩展ROM，不知道Linux内会不会有问题！后来查资料得知，实际上制作网卡启动程序时还没有这么简单。
3.事实上，系统在自检及运行所有的扩展硬件检测之后，是用int 19h启动操作系统的！因此在扩展ROM中不直接启动操作系统，而是将操作系统启动代码作为int 19h的中断调用（其实也不用返回，操作系统没有必要返回）代码就行了。
明白这一点后，制作一个网卡启动程序就容易多了，具体请看某个网卡的启动源代码即可，附件中有一个，记不住是从哪里抄来的了！
标题 通用的网络卡bootrom处理程序 [re: feiyunw]
作者 raoxianhong (member)
时间 12/06/01 08:05 PM
Bootrom写好后要进行一些处理才能烧到EPROM中去。这里提供一段代码可以完成这个功能，上面讲的用并口启动Linux的程序就是这么处理的。
基本的想法是，写一个通用的启动代码载入程序（stub），将bootsect.S+setup.S(也就是bzImage的前面一段)设置成0x19号中断的中断向量。在外面写一段代码将该段代码和启动代码进行合并，生成合法的bootrom映象就，可以烧到bootrom中去，在网络卡上启动。
下面是通用的启动代码载入程序：
.code16
RomHeader:
.byte 0x55, 0xaa #启动ROM标志
RomPageCount:
.byte 0x20 #假定bootrom是16K bytes
RomCode:
pushw %es
pushw %bx
pushw %ax
movb $0xc1, %al
call IntVectAddr
movw $0x6a6e, %ax
cmpw %es:(%bx), %ax
jz RomBootInit_x
movw %ax, %es:(%bx)
movw $0xc019, %ax
call MoveIntVector
movw $RomBootVect, %bx
pushw %cs
popw %es
call SetIntVector
RomBootInit_x:
popw %ax
popw %bx
popw %es
lret
IntVectAddr:
xorw %bx,%bx
movw %bx,%es
movb %al,%bl
addw %bx,%bx
addw %bx,%bx
ret
GetIntVector:
call IntVectAddr
GetIntVect_1:
les %es:(%bx), %bx
ret
SetIntVector:
pushf #; entry AL=vector to set, ES:BX=value
pushw %es #; exit: vector modified
pushw %bx #; all registers preserved
call IntVectAddr
cli
popw %es:(%bx)
addw $2, %bx
popw %es:(%bx)
subw $2, %bx
popf
jmp GetIntVect_1
MoveIntVector:
call GetIntVector #; entry AL=vect to get, AH=vect to set
xchgb %al,%ah #; exit: vector set, ES:BX=vector value
call SetIntVector #; other registers preserved
xchgb %al,%ah
ret
RomBootVect:
pushw %cs
popw %ds
movw $0x07c0, %ax
movw %ax, %es
movw $BootCode, %si
subw %di, %di
movw $8192, %cx
cld
rep
movsw
ljmp $0x07c0, $0
lret
.org 0x0200
BootCode:
在Linux下的编译方法与bootsect.S的编译方法一样，编译成可执行文件后，比如放在bootx文件中。
内核编译后（make bzImage，支持上面所说的启动方式)，得到bzImage文件。
下面是将这两个文件复合在一起得到bootrom映象的程序：
/* mkbtrom.c */
int main(int argc, char* argv[])
{
char buf[16384];
char ch;
int i;
if (argc<4)
{
printf("Usage: mkbtrom /n");
return 1;
}
FILE * pFile;
pFile = fopen(argv[1], "rb");
if (pFile==NULL)
{
printf("File %s open failed/n", argv[1]);
return 2;
}
fread(buf, 1, 512, pFile);
fclose(pFile);
pFile = fopen(argv[2], "rb");
if (pFile==NULL)
{
printf("File %s open failed/n", argv[2]);
return 2;
}
fread(&buf[512], 1, 16384-512-1, pFile);
fclose(pFile);
ch = 0;
for (i = 0;i<18383;i++)
ch += buf[ i ];
buf[16383] = -ch;
pFile = fopen(argv[3], "wb");
fwrite(buf, 1, 16384, pFile);
fclose(pFile);
return 0;
}
编译成执行文件后，运行mkbtrom bootx bzImage boot16k.bin后，boot16k.bin就可以烧到eprom中，从网络卡中启动了。
[目录]
概述
----
1) Linux的初始内核映象以gzip压缩文件的格式存放在zImage或bzImage之中, 内核的自举
代码将它解压到1M内存开始处. 在内核初始化时, 如果加载了压缩的initrd映象, 内核会将
它解压到内存盘中, 这两处解压过程都使用了lib/inflate.c文件.
2) inflate.c是从gzip源程序中分离出来的, 包含了一些对全局数据的直接引用, 在使用时
需要直接嵌入到代码中. gzip压缩文件时总是在前32K字节的范围内寻找重复的字符串进行
编码, 在解压时需要一个至少为32K字节的解压缓冲区, 它定义为window[WSIZE].
inflate.c使用get_byte()读取输入文件, 它被定义成宏来提高效率. 输入缓冲区指针必须
定义为inptr, inflate.c中对之有减量操作. inflate.c调用flush_window()来输出window
缓冲区中的解压出的字节串, 每次输出长度用outcnt变量表示. 在flush_window()中, 还必
须对输出字节串计算CRC并且刷新crc变量. 在调用gunzip()开始解压之前, 调用makecrc()
初始化CRC计算表. 最后gunzip()返回0表示解压成功.
3) zImage或bzImage由16位引导代码和32位内核自解压映象两个部分组成. 对于zImage, 内
核自解压映象被加载到物理地址0x1000, 内核被解压到1M的部位. 对于bzImage, 内核自解
压映象被加载到1M开始的地方, 内核被解压为两个片段, 一个起始于物理地址0x2000-0x90000,
另一个起始于高端解压映象之后, 离1M开始处不小于低端片段最大长度的区域. 解压完成后,
这两个片段被合并到1M的起始位置.
解压根内存盘映象文件的代码
--------------------------
; drivers/block/rd.c
#ifdef BUILD_CRAMDISK
/*
* gzip declarations
*/
#define OF(args) args ; 用于函数原型声明的宏
#ifndef memzero
#define memzero(s, n) memset ((s), 0, (n))
#endif
typedef unsigned char uch; 定义inflate.c所使用的3种数据类型
typedef unsigned short ush;
typedef unsigned long ulg;
#define INBUFSIZ 4096 用户输入缓冲区尺寸
#define WSIZE 0x8000 /* window size--must be a power of two, and */
/* at least 32K for zip's deflate method */
static uch *inbuf; 用户输入缓冲区,与inflate.c无关
static uch *window; 解压窗口
static unsigned insize; /* valid bytes in inbuf */
static unsigned inptr; /* index of next byte to be processed in inbuf */
static unsigned outcnt; /* bytes in output buffer */
static int exit_code;
static long bytes_out; 总解压输出长度,与inflate.c无关
static struct file *crd_infp, *crd_outfp;
#define get_byte() (inptr
/* Diagnostic functions (stubbed out) */ 一些调试宏
#define Assert(cond,msg)
#define Trace(x)
#define Tracev(x)
#define Tracevv(x)
#define Tracec(c,x)
#define Tracecv(c,x)
#define STATIC static
static int fill_inbuf(void);
static void flush_window(void);
static void *malloc(int size);
static void free(void *where);
static void error(char *m);
static void gzip_mark(void **);
static void gzip_release(void **);
#include "../../lib/inflate.c"
static void __init *malloc(int size)
{
return kmalloc(size, GFP_KERNEL);
}
static void __init free(void *where)
{
kfree(where);
}
static void __init gzip_mark(void **ptr)
{
; 读取用户一个标记
}
static void __init gzip_release(void **ptr)
{
; 归还用户标记
}
/* ===========================================================================
* Fill the input buffer. This is called only when the buffer is empty
* and at least one byte is really needed.
*/
static int __init fill_inbuf(void) 填充输入缓冲区
{
if (exit_code) return -1;
insize = crd_infp->f_op->read(crd_infp, inbuf, INBUFSIZ,
if (insize == 0) return -1;
inptr = 1;
return inbuf[0];
}
/* ===========================================================================
* Write the output window window[0..outcnt-1] and update crc and bytes_out.
* (Used for the decompressed data only.)
*/
static void __init flush_window(void) 输出window缓冲区中outcnt个字节串
{
ulg c = crc; /* temporary variable */
unsigned n;
uch *in, ch;
crd_outfp->f_op->write(crd_outfp, window, outcnt,
in = window;
for (n = 0; n ch = *in++;
c = crc_32_tab[((int)c ^ ch) 0xff] ^ (c >> 8); 计算输出串的CRC
}
crc = c;
bytes_out += (ulg)outcnt; 刷新总字节数
outcnt = 0;
}
static void __init error(char *x) 解压出错调用的函数
{
printk(KERN_ERR "%s", x);
exit_code = 1;
}
static int __init
crd_load(struct file * fp, struct file *outfp)
{
int result;
insize = 0; /* valid bytes in inbuf */
inptr = 0; /* index of next byte to be processed in inbuf */
outcnt = 0; /* bytes in output buffer */
exit_code = 0;
bytes_out = 0;
crc = (ulg)0xffffffffL; /* shift register contents */
crd_infp = fp;
crd_outfp = outfp;
inbuf = kmalloc(INBUFSIZ, GFP_KERNEL);
if (inbuf == 0) {
printk(KERN_ERR "RAMDISK: Couldn't allocate gzip buffer/n");
return -1;
}
window = kmalloc(WSIZE, GFP_KERNEL);
if (window == 0) {
printk(KERN_ERR "RAMDISK: Couldn't allocate gzip window/n");
kfree(inbuf);
return -1;
}
makecrc();
result = gunzip();
kfree(inbuf);
kfree(window);
return result;
}
#endif /* BUILD_CRAMDISK */
32位内核自解压代码
------------------
; arch/i386/boot/compressed/head.S
.text
#include ·
#include
.globl startup_32 对于zImage该入口地址为0x1000; 对于bzImage为0x101000
startup_32:
cld
cli
movl $(__KERNEL_DS),%eax
movl %eax,%ds
movl %eax,%es
movl %eax,%fs
movl %eax,%gs
lss SYMBOL_NAME(stack_start),%esp # 自解压代码的堆栈为misc.c中定义的16K字节的数组
xorl %eax,%eax
1: incl %eax # check that A20 really IS enabled
movl %eax,0x000000 # loop forever if it isn't
cmpl %eax,0x100000
je 1b
/*
* Initialize eflags. Some BIOS's leave bits like NT set. This would
* confuse the debugger if this code is traced.
* XXX - best to initialize before switching to protected mode.
*/
pushl $0
popfl
/*
* Clear BSS 清除解压程序的BSS段
*/
xorl %eax,%eax
movl $ SYMBOL_NAME(_edata),%edi
movl $ SYMBOL_NAME(_end),%ecx
subl %edi,%ecx
cld
rep
stosb
/*
* Do the decompression, and jump to the new kernel..
*/
subl $16,%esp # place for structure on the stack
movl %esp,%eax
pushl %esi # real mode pointer as second arg
pushl %eax # address of structure as first arg
call SYMBOL_NAME(decompress_kernel)
orl %eax,%eax # 如果返回非零,则表示为内核解压为低端和高端的两个片断
jnz 3f
popl %esi # discard address
popl %esi # real mode pointer
xorl %ebx,%ebx
ljmp $(__KERNEL_CS), $0x100000 # 运行start_kernel
/*
* We come here, if we were loaded high.
* We need to move the move-in-place routine down to 0x1000
* and then start it with the buffer addresses in registers,
* which we got from the stack.
*/
3:
movl $move_routine_start,%esi
movl $0x1000,%edi
movl $move_routine_end,%ecx
subl %esi,%ecx
addl $3,%ecx
shrl $2,%ecx # 按字取整
cld
rep
movsl # 将内核片断合并代码复制到0x1000区域, 内核的片段起始为0x2000
popl %esi # discard the address
popl %ebx # real mode pointer
popl %esi # low_buffer_start 内核低端片段的起始地址
popl %ecx # lcount 内核低端片段的字节数量
popl %edx # high_buffer_start 内核高端片段的起始地址
popl %eax # hcount 内核高端片段的字节数量
movl $0x100000,%edi 内核合并的起始地址
cli # make sure we don't get interrupted
ljmp $(__KERNEL_CS), $0x1000 # and jump to the move routine
/*
* Routine (template) for moving the decompressed kernel in place,
* if we were high loaded. This _must_ PIC-code !
*/
move_routine_start:
movl %ecx,%ebp
shrl $2,%ecx
rep
movsl # 按字拷贝第1个片段
movl %ebp,%ecx
andl $3,%ecx
rep
movsb # 传送不完全字
movl %edx,%esi
movl %eax,%ecx # NOTE: rep movsb won't move if %ecx == 0
addl $3,%ecx
shrl $2,%ecx # 按字对齐
rep
movsl # 按字拷贝第2个片段
movl %ebx,%esi # Restore setup pointer
xorl %ebx,%ebx
ljmp $(__KERNEL_CS), $0x100000 # 运行start_kernel
move_routine_end:
; arch/i386/boot/compressed/misc.c
/*
* gzip declarations
*/
#define OF(args) args
#define STATIC static
#undef memset
#undef memcpy
#define memzero(s, n) memset ((s), 0, (n))
typedef unsigned char uch;
typedef unsigned short ush;
typedef unsigned long ulg;
#define WSIZE 0x8000 /* Window size must be at least 32k, */
/* and a power of two */
static uch *inbuf; /* input buffer */
static uch window[WSIZE]; /* Sliding window buffer */
static unsigned insize = 0; /* valid bytes in inbuf */
static unsigned inptr = 0; /* index of next byte to be processed in inbuf */
static unsigned outcnt = 0; /* bytes in output buffer */
/* gzip flag byte */
#define ASCII_FLAG 0x01 /* bit 0 set: file probably ASCII text */
#define CONTINUATION 0x02 /* bit 1 set: continuation of multi-part gzip file */
#define EXTRA_FIELD 0x04 /* bit 2 set: extra field present */
#define ORIG_NAME 0x08 /* bit 3 set: original file name present */
#define COMMENT 0x10 /* bit 4 set: file comment present */
#define ENCRYPTED 0x20 /* bit 5 set: file is encrypted */
#define RESERVED 0xC0 /* bit 6,7: reserved */
#define get_byte() (inptr
/* Diagnostic functions */
#ifdef DEBUG
# define Assert(cond,msg) {if(!(cond)) error(msg);}
# define Trace(x) fprintf x
# define Tracev(x) {if (verbose) fprintf x ;}
# define Tracevv(x) {if (verbose>1) fprintf x ;}
# define Tracec(c,x) {if (verbose (c)) fprintf x ;}
# define Tracecv(c,x) {if (verbose>1 (c)) fprintf x ;}
#else
# define Assert(cond,msg)
# define Trace(x)
# define Tracev(x)
# define Tracevv(x)
# define Tracec(c,x)
# define Tracecv(c,x)
#endif
static int fill_inbuf(void);
static void flush_window(void);
static void error(char *m);
static void gzip_mark(void **);
static void gzip_release(void **);
/*
* This is set up by the setup-routine at boot-time
*/
static unsigned char *real_mode; /* Pointer to real-mode data */
#define EXT_MEM_K (*(unsigned short *)(real_mode + 0x2))
#ifndef STANDARD_MEMORY_BIOS_CALL
#define ALT_MEM_K (*(unsigned long *)(real_mode + 0x1e0))
#endif
#define SCREEN_INFO (*(struct screen_info *)(real_mode+0))
extern char input_data[];
extern int input_len;
static long bytes_out = 0;
static uch *output_data;
static unsigned long output_ptr = 0;
static void *malloc(int size);
static void free(void *where);
static void error(char *m);
static void gzip_mark(void **);
static void gzip_release(void **);
static void puts(const char *);
extern int end;
static long free_mem_ptr = (long)
static long free_mem_end_ptr;
#define INPLACE_MOVE_ROUTINE 0x1000 内核片段合并代码的运行地址
#define LOW_BUFFER_START 0x2000 内核低端解压片段的起始地址
#define LOW_BUFFER_MAX 0x90000 内核低端解压片段的终止地址
#define HEAP_SIZE 0x3000 为解压低码保留的堆的尺寸,堆起始于BSS的结束
static unsigned int low_buffer_end, low_buffer_size;
static int high_loaded =0;
static uch *high_buffer_start /* = (uch *)(((ulg) + HEAP_SIZE)*/;
static char *vidmem = (char *)0xb8000;
static int vidport;
static int lines, cols;
#include "../../../../lib/inflate.c"
static void *malloc(int size)
{
void *p;
if (size if (free_mem_ptr
free_mem_ptr = (free_mem_ptr + 3) ~3; /* Align */
p = (void *)free_mem_ptr;
free_mem_ptr += size;
if (free_mem_ptr >= free_mem_end_ptr)
error("/nOut of memory/n");
return p;
}
static void free(void *where)
{ /* Don't care */
}
static void gzip_mark(void **ptr)
{
*ptr = (void *) free_mem_ptr;
}
static void gzip_release(void **ptr)
{
free_mem_ptr = (long) *ptr;
}
static void scroll(void)
{
int i;
memcpy ( vidmem, vidmem + cols * 2, ( lines - 1 ) * cols * 2 );
for ( i = ( lines - 1 ) * cols * 2; i vidmem[ i ] = ' ';
}
static void puts(const char *s)
{
int x,y,pos;
char c;
x = SCREEN_INFO.orig_x;
y = SCREEN_INFO.orig_y;
while ( ( c = *s++ ) != '/0' ) {
if ( c == '/n' ) {
x = 0;
if ( ++y >= lines ) {
scroll();
y--;
}
} else {
vidmem [ ( x + cols * y ) * 2 ] = c;
if ( ++x >= cols ) {
x = 0;
if ( ++y >= lines ) {
scroll();
y--;
}
}
}
}
SCREEN_INFO.orig_x = x;
SCREEN_INFO.orig_y = y;
pos = (x + cols * y) * 2; /* Update cursor position */
outb_p(14, vidport);
outb_p(0xff (pos >> 9), vidport+1);
outb_p(15, vidport);
outb_p(0xff (pos >> 1), vidport+1);
}
void* memset(void* s, int c, size_t n)
{
int i;
char *ss = (char*)s;
for (i=0;i return s;
}
void* memcpy(void* __dest, __const void* __src,
size_t __n)
{
int i;
char *d = (char *)__dest, *s = (char *)__src;
for (i=0;i return __dest;
}
/* ===========================================================================
* Fill the input buffer. This is called only when the buffer is empty
* and at least one byte is really needed.
*/
static int fill_inbuf(void)
{
if (insize != 0) {
error("ran out of input data/n");
}
inbuf = input_data;
insize = input_len;
inptr = 1;
return inbuf[0];
}
/* ===========================================================================
* Write the output window window[0..outcnt-1] and update crc and bytes_out.
* (Used for the decompressed data only.)
*/
static void flush_window_low(void)
{
ulg c = crc; /* temporary variable */
unsigned n;
uch *in, *out, ch;
in = window;
out =
for (n = 0; n ch = *out++ = *in++;
c = crc_32_tab[((int)c ^ ch) 0xff] ^ (c >> 8);
}
crc = c;
bytes_out += (ulg)outcnt;
output_ptr += (ulg)outcnt;
outcnt = 0;
}
static void flush_window_high(void)
{
ulg c = crc; /* temporary variable */
unsigned n;
uch *in, ch;
in = window;
for (n = 0; n ch = *output_data++ = *in++;
if ((ulg)output_data == low_buffer_end) output_data=high_buffer_start;
c = crc_32_tab[((int)c ^ ch) 0xff] ^ (c >> 8);
}
crc = c;
bytes_out += (ulg)outcnt;
outcnt = 0;
}
static void flush_window(void)
{
if (high_loaded) flush_window_high();
else flush_window_low();
}
static void error(char *x)
{
puts("/n/n");
puts(x);
puts("/n/n -- System halted");
while(1); /* Halt */
}
#define STACK_SIZE (4096)
long user_stack [STACK_SIZE];
struct {
long * a;
short b;
} stack_start = { user_stack [STACK_SIZE] , __KERNEL_DS };
void setup_normal_output_buffer(void) 对于zImage, 直接解压到1M
{
#ifdef STANDARD_MEMORY_BIOS_CALL
if (EXT_MEM_K #else
if ((ALT_MEM_K > EXT_MEM_K ? ALT_MEM_K : EXT_MEM_K) #endif
output_data = (char *)0x100000; /* Points to 1M */
free_mem_end_ptr = (long)real_mode;
}
struct moveparams {
uch *low_buffer_start; int lcount;
uch *high_buffer_start; int hcount;
};
void setup_output_buffer_if_we_run_high(struct moveparams *mv)
{
high_buffer_start = (uch *)(((ulg) + HEAP_SIZE); 内核高端片段的最小起始地址
#ifdef STANDARD_MEMORY_BIOS_CALL
if (EXT_MEM_K #else
if ((ALT_MEM_K > EXT_MEM_K ? ALT_MEM_K : EXT_MEM_K) #endif
mv->low_buffer_start = output_data = (char *)LOW_BUFFER_START;
low_buffer_end = ((unsigned int)real_mode > LOW_BUFFER_MAX
? LOW_BUFFER_MAX : (unsigned int)real_mode) ~0xfff;
low_buffer_size = low_buffer_end - LOW_BUFFER_START;
high_loaded = 1;
free_mem_end_ptr = (long)high_buffer_start;
if ( (0x100000 + low_buffer_size) > ((ulg)high_buffer_start)) {
; 如果高端片段的最小起始地址小于它实际应加载的地址,则将它置为实际地址,
; 这样高端片段就无需再次移动了,否则它要向前移动
high_buffer_start = (uch *)(0x100000 + low_buffer_size);
mv->hcount = 0; /* say: we need not to move high_buffer */
}
else mv->hcount = -1; 待定
mv->high_buffer_start = high_buffer_start;
}
void close_output_buffer_if_we_run_high(struct moveparams *mv)
{
if (bytes_out > low_buffer_size) {
mv->lcount = low_buffer_size;
if (mv->hcount)
mv->hcount = bytes_out - low_buffer_size; 求出高端片段的字节数
} else { 如果解压后内核只有低端的一个片段
mv->lcount = bytes_out;
mv->hcount = 0;
}
}
int decompress_kernel(struct moveparams *mv, void *rmode)
{
real_mode = rmode;
if (SCREEN_INFO.orig_video_mode == 7) {
vidmem = (char *) 0xb0000;
vidport = 0x3b4;
} else {
vidmem = (char *) 0xb8000;
vidport = 0x3d4;
}
lines = SCREEN_INFO.orig_video_lines;
cols = SCREEN_INFO.orig_video_cols;
if (free_mem_ptr else setup_output_buffer_if_we_run_high(mv);
makecrc();
puts("Uncompressing Linux... ");
gunzip();
puts("Ok, booting the kernel./n");
if (high_loaded) close_output_buffer_if_we_run_high(mv);
return high_loaded;
}
Edited by lucian_yao on 04/28/01 01:36 PM.
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发信人: fist (星仔迷), 信区: SysInternals WWW-POST
标 题: 软中断
发信站: 武汉白云黄鹤站 (Thu Mar 22 14:12:46 2001) , 转信
软中断「一」 [张贴#: 88594 ]
一、 引言
软中断是linux系统原“底半处理”的升级，在原有的基础上发展的新的处理方式，以适应多cpu 、多线程的软中断处理。
要了解软中断，我们必须要先了原来底半处理的处理机制。
二、底半处理机制（基于2.0.3版本）
某些特殊时刻我们并不愿意在核心中执行一些操作。例如中断处理过程中。当中断发生时处理器将停止当前的工作, 操作系统将中断发送到相应的设备驱动上去。由于此时系统中其他程序都不能运行, 所以设备驱动中的中断处理过程不宜过长。有些任务最好稍后执行。Linux底层部分处理机制可以让设备驱动和Linux核心其他部分将这些工作进行排序以延迟执行。
系统中最多可以有32个不同的底层处理过程；bh_base是指向这些过程入口的指针数组。而bh_active和 bh_mask用来表示那些处理过程已经安装以及那些处于活动状态。如果bh_mask的第N位置位则表示bh_base的 第N个元素包含底层部分处理例程。如果bh_active的第N位置位则表示第N个底层处理过程例程可在调度器认 为合适的时刻调用。这些索引被定义成静态的；定时器底层部分处理例程具有最高优先级（索引值为0）， 控制台底层部分处理例程其次（索引值为1）。典型的底层部分处理例程包含与之相连的任务链表。例如 immediate底层部分处理例程通过那些需要被立刻执行的任务的立即任务队列（tq_immediate）来执行。
--引自David A Rusling的《linux核心》。
三、对2.4.1 软中断处理机制
下面，我们进入软中断处理部份（softirq.c）：
由softirq.c的代码阅读中，我们可以知道，在系统的初始化过程中（softirq_init()），它使用了两个数组：bh_task_vec[32],softirq_vec[32]。其中，bh_task_vec[32]填入了32个bh_action()的入口地址，但soft_vec[32]中，只有softirq_vec[0],和softirq_vec[3]分别填入了tasklet_action()和tasklet_hi_action()的地址。其余的保留它用。
当发生软中断时，系统并不急于处理，只是将相应的cpu的中断状态结构中的active 的相应的位置位，并将相应的处理函数挂到相应的队列,然后等待调度时机来临（如：schedule(),
系统调用返回异常时，硬中断处理结束时等），系统调用do_softirq()来测试active位，再调用被激活的进程在这处过程中，软中断的处理与底半处理有了差别，active 和mask不再对应bh_base[nr], 而是对应softirq_vec[32]。在softirq.c中，我们只涉及了softirq_vec[0]、softirq_vec[3]。这两者分别调用了tasklet_action()和tasklet_hi_action()来进行后续处理。这两个过程比较相似，大致如下：
1， 锁cpu的tasklet_vec[cpu]链表，取出链表，将原链表清空，解锁，还给系统。
2， 对链表进行逐个处理。
3， 有无法处理的，（task_trylock(t)失败，可能有别的进程锁定），插回系统链表。至此，系统完成了一次软中断的处理。
接下来有两个问题：
1， bh_base[]依然存在，但应在何处调用？
2， tasklet_vec[cpu]队列是何时挂上的？
四、再探讨
再次考查softirq.c 的bh_action()部份，发现有两个判断：
A：if(!spin_trylock(&global_bh_lock))goto:rescue
指明如果global_bh_lock 不能被锁上(已被其它进程锁上)，则转而执行rescue，将bh_base[nr]挂至tasklet_hi_vec[cpu]队列中。等候中断调度。
B：if(!hardirq_trylock(cpu)) goto tescue unlock 此时有硬中断发生，放入队列推迟执行。若为空闲，现在执行。
由此可见,这部分正是对应底半处理的程序,bh_base[]的延时处理正是底半处理的特点,可以推测,如果没有其它函数往tasklet_hi_vec[cpu]队列挂入,那tasklet_hi_vec[cpu]正完全对应着bh_base[]底半处理
在bh_action()中，把bh_ation()挂入tasklet_hi_vec[cpu]的正是mark_bh(),在整个源码树中查找，发现调用mark_bh()的函数很多，可以理解，软中断产生之时，相关的函数会调用mark_bh()，将bh_action挂上tasklet_hi_vec队列，而bh_action()的作用不过是在发现bh_base[nr]暂时无法处理时重返队列的方法。
由此可推测tasklet_vec队列的挂接应与此相似，查看interrupt.h，找到tasklet_schedule()函数：
157 static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
158 {
159 if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {
160 int cpu = smp_processor_id();
161 unsigned long flags;
162
163 local_irq_save(flags);
164 t->next = tasklet_vec[cpu].list;
165 tasklet_vec[cpu].list = t; ／＊插入队列。
166 __cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ);
167 local_irq_restore(flags);
168 }
169 }
正是它为tasklet_vec[cpu]队列的建立立下了汗马功劳，在源码树中，它亦被多个模块调用，来完成它的使命。
至此，我们可以描绘一幅完整的软中断处理图了。
现在，再来考查do_softirq()的softirq_vec[32],在interrupt.h中有如下定义：
56 enum
57 {
58 HI_SOFTIRQ=0,
59 NET_TX_SOFTIRQ,
60 NET_RX_SOFTIRQ,
61 TASKLET_SOFTIRQ
62 };
这四个变量应都是为softirq_vec[]的下标，那么，do_softirq()也将会处理NET＿TX＿SOFTIRQ和NET＿RX＿SOFTIRQ，是否还处理其它中断，这有待探讨。也许，这个do_softirq()有着极大的拓展性，等着我们去开发呢。
我一直不明白，mask和active 是如何置位的。就我的理解，active 与softirq_vec[32]对应，而softirq_vec[]只对应中断队列的头部，那么，进行每次中断响应时，往队列中加入处理函数，是否都要对active置位?我在源码中没发现相应语句，盼指点。
我还等着老兄的下一篇呢！
我马上写点小补充。如果有什么迷惑的地方，可得提哦！要不然，大家以为你打算下回分解呢!:-)
主要通过__cpu_raise_softirq来设置
在hi_tasklet(也就是一般用于bh的)的处理里面，在处理完当前的队列后，会将补充的队列重新挂上，然后标记(不管是否补充队列里面有tasklet):
local_irq_disable();
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
因此，对mark_bh根本不用设置这个active位。
对于一般的tasklet也一样:
local_irq_disable();
t->next = tasklet_vec[cpu].list;
tasklet_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
其它的设置，可以检索上面的__cpu_raise_softirq
问题:在tasklet_action中，好象t后面还会被执行？
其实不觉得不妨不要考虑底半部分的影响，单独把softirq, tasklet考虑一下，尤其是在SMP的环境中，然后再不妨和原来的bh做个比较细致的比较，这样可能会理解得更深透些。:-)
谢谢lucian_yao兄指点，果然是__cpu_raise_softirq 在置位，是我疏忽了。但我认为，mark_bh()在执行时调用了tasklet_hi_schedule对active置了位。对一般的tasklet也是通过调用tasklet_schedule()对active置了位，lucian_yao兄所列的示范语句，是tasklet_action将t插回后备队列时，将active 重置位（否则就要由别的中断来通知do_softirq()，这是不合理的)。
t 是在tasklet_trylock(t)失败时交还给后备队列的，交还后当然会再执行，但为什么会失败，我也不了解。
你是对的。我疏忽了。在tasklet_schedule中果然有置位的语句。
在action语句中的确实是因为已经有softirq在执行，所以重新置位。
bottom half, softirq, tasklet, tqueue
[bottom half]
bh_base[32]
|
//
bh_action();
|
//
bh_task_vec[32];
| mark_bh(), tasklet_hi_schedule()
//
task_hi_action
bh_base对应的是32个函数，这些函数在bh_action()中调用
static void bh_action(unsigned long nr)
{
int cpu = smp_processor_id();
if (!spin_trylock(&global_bh_lock))
goto resched;
if (!hardirq_trylock(cpu))
goto resched_unlock;
if (bh_base[nr])
bh_base[nr]();
hardirq_endlock(cpu);
spin_unlock(&global_bh_lock);
return;
resched_unlock:
spin_unlock(&global_bh_lock);
resched:
mark_bh(nr);
}
在软中断初始化时，将bh_action()放到bh_task_vec[32]中，bh_task_vec[32]中元素的类型是tasklet_struct,系统使用mark_bh()或task_hi_schedule()函数将它挂到task_hi_vec[]的对列中，在系统调用do_softirq()时执行。
static inline void mark_bh(int nr)
{
tasklet_hi_schedule(bh_task_vec+nr);
}
static inline void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {
int cpu = smp_processor_id();
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
local_irq_restore(flags);
}
}
[softirq]
softirq_vec[32];
struct softirq_action
{
void (*action)(struct softirq_action *);
void *data;
};
软中断对应一个softirq_action的结构，在do_softirq()中调用相应的action()做处理。
软中断初始化时只设置了0，3两项，对应的action是task_hi_action和task_action.
1: task_hi_action
//
|
tasklet_hi_vec[NR_CPU]
struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
struct tasklet_head
{
struct tasklet_struct *list;
} __attribute__ ((__aligned__(SMP_CACHE_BYTES)));
task_hi_action处理的对象是一个tasklet的队列，每个cpu都有一个对应的tasklet队列，
它在tasklet_hi_schedule中动态添加。
3: task_action
//
|
tasklet_vec[NR_CPU]
[tasklet]
struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct *next;
unsigned long state;
atomic_t count;
void (*func)(unsigned long);
unsigned long data;
};
从上面的分析来看tasklet只是一个调用实体，在do_softirq()中被调用。softirq的组织和结构才是最重要的。
发信人: fist (星仔迷), 信区: SysInternals WWW-POST
标 题: Linux设备驱动程序的中断
发信站: 武汉白云黄鹤站 (Mon Jul 2 20:51:38 2001) , 转信
标题 Linux设备驱动程序的中断
作者 coly (journeyman)
时间 07/02/01 11:24 AM
Linux设备驱动程序的中断
Coly
V0.1
指定参考书：《Linux设备驱动程序》（第一版）
这里总结一下Linux设备驱动程序中涉及的中断机制。
一、前言
Linux的中断宏观分为两种：软中断和硬中断。声明一下，这里的软和硬的意思是指和软件
相
关以及和硬件相关，而不是软件实现的中断或硬件实现的中断。
软中断就是“信号机制”。软中不是软件中断。Linux通过信号来产生对进程的各种中断操
作
，我们现在知道的信号共有31个，其具体内容这里略过，感兴趣读者可参看相关参考文献[1
]。一般来说，软中断是由内核机制的触发事件引起的（例如进程运行超时），但是不可忽
视
有大量的软中断也是由于和硬件有关的中断引起的，例如当打印机端口产生一个硬件中断时
，会通知和硬件相关的硬中断，硬中断就会产生一个软中断并送到操作系统内核里，这样内
核就会根据这个软中断唤醒睡眠在打印机任务队列中的处理进程。
硬中断就是通常意义上的“中断处理程序”，它是直接处理由硬件发过来的中断信号的。当
硬中断收到它应当处理的中断信号以后，就回去自己驱动的设备上去看看设备的状态寄存器
以了解发生了什么事情，并进行相应的操作。
对于软中断，我们不做讨论，那是进程调度里要考虑的事情。由于我们讨论的是设备驱动程
序的中断问题，所以焦点集中在硬中断里。我们这里讨论的是硬中断，即和硬件相关的中断
。
二、中断产生
要中断，是因为外设需要通知操作系统她那里发生了一些事情，但是中断的功能仅仅是一个
设备报警灯，当灯亮的时候中断处理程序只知道有事情发生了，但发生了什么事情还要亲自
到设备那里去看才行。也就是说，当中断处理程序得知设备发生了一个中断的时候，它并不
知道设备发生了什么事情，只有当它访问了设备上的一些状态寄存器以后，才能知道具体发
生了什么，要怎么去处理。
设备通过中断线向中断控制器发送高电平告诉操作系统它产生了一个中断，而操作系统会从
中断控制器的状态位知道是哪条中断线上产生了中断。PC机上使用的中断控制器是8259，这
种控制器每一个可以管理8条中断线，当两个8259级联的时候共可以控制15条中断线。这里
的
中断线是实实在在的电路，他们通过硬件接口连接到CPU外的设备控制器上。
三、IRQ
并不是每个设备都可以向中断线上发中断信号的，只有对某一条确定的中断线勇有了控制权
，才可以向这条中断线上发送信号。由于计算机的外部设备越来越多，所以15条中断线已经
不够用了，中断线是非常宝贵的资源。要使用中断线，就得进行中断线的申请，就是IRQ(In
terrupt Requirement)，我们也常把申请一条中断线成为申请一个IRQ或者是申请一个中断
号
。
IRQ是非常宝贵的，所以我们建议只有当设备需要中断的时候才申请占用一个IRQ，或者是在
申请IRQ时采用共享中断的方式，这样可以让更多的设备使用中断。
无论对IRQ的使用方式是独占还是共享，申请IRQ的过程都是一样的，分为3步：
1．将所有的中断线探测一遍，看看哪些中断还没有被占用。从这些还没有被占用的中断中
选
一个作为该设备的IRQ。
2．通过中断申请函数申请选定的IRQ，这是要指定申请的方式是独占还是共享。
3．根据中断申请函数的返回值决定怎么做：如果成功了万事大吉，如果没成功则或者重新
申
请或者放弃申请并返回错误。
申请IRQ的过程，在参考书的配的源代码里有详细的描述，读者可以通过仔细阅读源代码中
的
short一例对中断号申请由深刻的理解。
四、中断处理程序
Linux中的中断处理程序很有特色，它的一个中断处理程序分为两个部分：上半部（top hal
f）和下半部(bottom half)。之所以会有上半部和下半部之分，完全是考虑到中断处理的效
率。
上半部的功能是“登记中断”。当一个中断发生时，他就把设备驱动程序中中断例程的下半
部挂到该设备的下半部执行队列中去，然后就没事情了--等待新的中断的到来。这样一来
，上半部执行的速度就会很快，他就可以接受更多她负责的设备产生的中断了。上半部之所
以要快，是因为它是完全屏蔽中断的，如果她不执行完，其它的中断就不能被及时的处理，
只能等到这个中断处理程序执行完毕以后。所以，要尽可能多得对设备产生的中断进行服务
和处理，中断处理程序就一定要快。
但是，有些中断事件的处理是比较复杂的，所以中断处理程序必须多花一点时间才能够把事
情做完。可怎么样化解在短时间内完成复杂处理的矛盾呢，这时候Linux引入了下半部的概
念
。下半部和上半部最大的不同是下半部是可中断的，而上半部是不可中断的。
下半部几乎做了中断处理程序所有的事情，因为上半部只是将下半部排到了他们所负责的设
备的中断处理队列中去，然后就什么都不管了。下半部一般所负责的工作是察看设备以获得
产生中断的事件信息，并根据这些信息（一般通过读设备上的寄存器得来）进行相应的处理
。如果有些时间下半部不知道怎么去做，他就使用著名的鸵鸟算法来解决问题--说白了就
是忽略这个事件。
由于下半部是可中断的，所以在它运行期间，如果其它的设备产生了中断，这个下半部可以
暂时的中断掉，等到那个设备的上半部运行完了，再回头来运行它。但是有一点一定要注意
，那就是如果一个设备中断处理程序正在运行，无论她是运行上半部还是运行下半部，只要
中断处理程序还没有处理完毕，在这期间设备产生的新的中断都将被忽略掉。因为中断处理
程序是不可重入的，同一个中断处理程序是不能并行的。
在Linux Kernel 2.0以前，中断分为快中断和慢中断（伪中断我们这里不谈），其中快中断
的下半部也是不可中断的，这样可以保证它执行的快一点。但是由于现在硬件水平不断上升
，快中断和慢中断的运行速度已经没有什么差别了，所以为了提高中断例程事务处理的效率
，从Linux kernel 2.0以后，中断处理程序全部都是慢中断的形式了--他们的下半部是可
以被中断的。
但是，在下半部中，你也可以进行中断屏蔽--如果某一段代码不能被中断的话。你可以使
用cti、sti或者是save_flag、restore_flag来实现你的想法。至于他们的用法和区别，请
参
看本文指定参考书中断处理部分。
进一步的细节请读者参看本文指定参考书，这里就不再所说了，详细介绍细节不是我的目的
，我的目的是整理概念。
五、置中断标志位
在处理中断的时候，中断控制器会屏蔽掉原先发送中断的那个设备，直到她发送的上一个中
断被处理完了为止。因此如果发送中断的那个设备载中断处理期间又发送了一个中断，那么
这个中断就被永远的丢失了。
之所以发生这种事情，是因为中断控制器并不能缓冲中断信息，所以当前一个中断没有处理
完以前又有新的中断到达，他肯定会丢掉新的中断的。但是这种缺陷可以通过设置主处理器
(CPU)上的“置中断标志位”（sti）来解决，因为主处理器具有缓冲中断的功能。如果使用
了“置中断标志位”，那么在处理完中断以后使用sti函数就可以使先前被屏蔽的中断得到
服
务。
六、中断处理程序的不可重入性
上一节中我们提到有时候需要屏蔽中断，可是为什么要将这个中断屏蔽掉呢？这并不是因为
技术上实现不了同一中断例程的并行，而是出于管理上的考虑。之所以在中断处理的过程中
要屏蔽同一IRQ来的新中断，是因为中断处理程序是不可重入的，所以不能并行执行同一个
中
断处理程序。在这里我们举一个例子，从这里子例中可以看出如果一个中断处理程序是可以
并行的话，那么很有可能会发生驱动程序锁死的情况。当驱动程序锁死的时候，你的操作系
统并不一定会崩溃，但是锁死的驱动程序所支持的那个设备是不能再使用了--设备驱动程
序死了，设备也就死了。
上图是一个中断处理程序的下半部并行时的情况，其中A是一段代码，B是操作设备寄存器R1
的代码，C是操作设备寄存器R2的代码。
其中激发PS1的事件会使A1产生一个中断，然后B1去读R1中已有的数据，然后代码C1向R2中
写
数据。而激发PS2的事件会使A2产生一个中断，然后B2删除R1中的数据，然后C2读去R2中的
数
据。
如果PS1先产生，且当他执行到A1和B1之间的时候，如果PS2产生了，这是A2会产生一个中断
，将PS2中断掉（挂到任务队列的尾部），然后删除了R1的内容。当PS2运行到C2时，由于C1
还没有向R2中写数据，所以C2将会在这里被挂起，PS2就睡眠在代码C2上，直到有数据可读
的
时候被信号唤醒。这是由于PS1中的B2原先要读的R1中的数据被PS2中的B2删除了，所以PS1
页
会睡眠在B1上，直到有数据可读的时候被信号唤醒。这样一来，唤醒PS1和PS2的事件就永远
不会发生了，因此PS1和PS2之间就锁死了。
由于设备驱动程序要和设备的寄存器打交道，所以很难写出可以重入的代码来，因为设备寄
存器就是全局变量。因此，最简洁的办法就是禁止同一设备的中断处理程序并行，即设备的
中断处理程序是不可重入的。
有一点一定要清楚：在2.0版本以后的Linux kernel中，所有的上半部都是不可中断的（上
半
部的操作是原子性的）；不同设备的下半部可以互相中断，但一个特定的下半部不能被它自
己所中断（即同一个下半部不能并行）。
由于中断处理程序要求不可重入，所以程序员也不必为编写可重入的代码而头痛了。以我的
经验，编写可重入的设备驱动程序是可以的，编写可重入的中断处理程序是非常难得，几乎
不可能。
七、避免竞争条件的出现
我们都知道，一旦竞争条件出现了，就有可能会发生死锁的情况，严重时可能会将整个系统
锁死。所以一定要避免竞争条件的出现。
这里我不多说，大家只要注意一点：绝大多数由于中断产生的竞争条件，都是在带有中断的
内核进程被睡眠造成的。所以在实现中断的时候，一定要相信谨慎的让进程睡眠，必要的时
候可以使用cli、sti或者save_flag、restore_flag。具体细节请参看本文指定参考书。
八、实现
如何实现驱动程序的中断例程，是各位读者的事情了。只要你们仔细的阅读short例程的源
代
码，搞清楚编写驱动程序中断例程的规则，就可以编写自己的中断例程了。只要概念正确，
在正确的规则下编写你的代码，那就是符合道理的东西。我始终强调，概念是第一位的，能
编多少代码是很其次的，我们一定要概念正确，才能进行正确的思考。
九、小结
本文介绍了Linux驱动程序中的中断，如果读者已经新痒了的话，那么打开机器开始动手吧
！
Time for you to leave!
参考文献：
1．Linux网络编程
2．编程之道
3．Linux设备驱动程序
4．Mouse drivers
5．Linux Kernel Hacking Guide
6．Unreliable Guide To Hacking The Linux Kernel
--
[目录]
硬件中断
硬件中断概述
中断可以用下面的流程来表示:
中断产生源 --> 中断向量表 (idt) --> 中断入口 ( 一般简单处理后调用相应的函数) --->do_IRQ--> 后续处理(软中断等工作)
如图:
具体地说，处理过程如下:
中断信号由外部设备发送到中断芯片(模块)的引脚
中断芯片将引脚的信号转换成数字信号传给CPU，例如8259主芯片引脚0发送的是0x20
CPU接收中断后，到中断向量表IDT中找中断向量
根据存在中断向量中的数值找到向量入口
由向量入口跳转到一个统一的处理函数do_IRQ
在do_IRQ中可能会标注一些软中断，在执行完do_IRQ后执行这些软中断。
下面一一介绍。
8259芯片
本文主要参考周明德《微型计算机系统原理及应用》和billpan的相关帖子
1.中断产生过程
(1)如果IR引脚上有信号，会使中断请求寄存器(Interrupt Request Register,IRR)相应的位置位，比如图中, IR3, IR4, IR5上有信号，那么IRR的3，4，5为1
(2)如果这些IRR中有一个是允许的，也就是没有被屏蔽，那么就会通过INT向CPU发出中断请求信号。屏蔽是由中断屏蔽寄存器(Interrupt Mask Register,IMR)来控制的，比如图中位3被置1，也就是IRR位3的信号被屏蔽了。在图中，还有4，5的信号没有被屏蔽，所以，会向CPU发出请求信号。
(3)如果CPU处于开中断状态，那么在执行指令的最后一个周期，在INTA上做出回应,并且关中断.
(4)8259A收到回应后，将中断服务寄存器(In-Service Register)置位,而将相应的IRR复位：
8259芯片会比较IRR中的中断的优先级，如上图中，由于IMR中位3处于屏蔽状态，所以实际上只是比较IR4,I5,缺省情况下，IR0最高，依次往下，IR7最低(这种优先级可以被设置)，所以上图中，ISR被设置为4.
(5)在CPU发出下一个INTA信号时，8259将中断号送到数据线上，从而能被CPU接收到，这里有个问题：比如在上图中，8259获得的是数4,但是CPU需要的是中断号(并不为4)，从而可以到idt找相应的向量。所以有一个从ISR的信号到中断号的转换。在Linux的设置中，4对应的中断号是0x24.
(6)如果8259处于自动结束中断(Automatic End of Interrupt AEOI)状态，那么在刚才那个INTA信号结束前，8259的ISR复位(也就是清0),如果不处于这个状态，那么直到CPU发出EOI指令，它才会使得ISR复位。
2.一些相关专题
(1)从8259
在x86单CPU的机器上采用两个8259芯片，主芯片如上图所示，x86模式规定,从8259将它的INT脚与主8259的IR2相连，这样，如果从8259芯片的引脚IR8-IR15上有中断，那么会在INT上产生信号，主8259在IR2上产生了一个硬件信号，当它如上面的步骤处理后将IR2的中断传送给CPU,收到应答后，会通过CAS通知从8259芯片，从8259芯片将IRQ中断号送到数据线上，从而被CPU接收。
由此，我猜测它产生的所有中断在主8259上优先级为2，不知道对不对。
(2)关于屏蔽
从上面可以看出，屏蔽有两种方法，一种作用于CPU, 通过清除IF标记，使得CPU不去响应8259在INT上的请求。也就是所谓关中断。
另一种方法是，作用于8259,通过给它指令设置IMR,使得相应的IRR不参与ISR(见上面的(4)),被称为禁止(disable),反之，被称为允许(enable).
每次设置IMR只需要对端口0x21(主)或0xA1(从)输出一个字节即可，字节每位对应于IMR每位,例如:
outb(cached_21,0x21);
为了统一处理16个中断，Linux用一个16位cached_irq_mask变量来记录这16个中断的屏蔽情况:
static unsigned int cached_irq_mask = 0xffff;
为了分别对应于主从芯片的8位IMR,将这16位cached_irq_mask分成两个8位的变量:
#define __byte(x,y) (((unsigned char *)&(y))[x])
#define cached_21 (__byte(0,cached_irq_mask))
#define cached_A1 (__byte(1,cached_irq_mask))
在禁用某个irq的时候,调用下面的函数:
void disable_8259A_irq(unsigned int irq){
unsigned int mask = 1 << irq; unsigned long flags; spin_lock_irqsave(&i8259A_lock, flags);
cached_irq_mask |= mask;/*-- 对这16位变量设置 */
if (irq & 8)/*-- 看是对主8259设置还是对从芯片设置 */ outb(cached_A1,0xA1);/*-- 对从8259芯片设置 */
else
outb(cached_21,0x21);/*-- 对主8259芯片设置 */ spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock, flags);
}
(3)关于中断号的输出
8259在ISR里保存的只是irq的ID,但是它告诉CPU的是中断向量ID,比如ISR保存时钟中断的ID 0,但是在通知CPU却是中断号0x20.因此需要建立一个映射。在8259芯片产生的IRQ号必须是连续的，也就是如果irq0对应的是中断向量0x20,那么irq1对应的就是0x21,...
在i8259.c/init_8259A()中，进行设置:
outb_p(0x11, 0x20); /* ICW1: select 8259A-1 init */
outb_p(0x20 + 0, 0x21); /* ICW2: 8259A-1 IR0-7 mapped to 0x20-0x27 */
outb_p(0x04, 0x21); /* 8259A-1 (the master) has a slave on IR2 */
if (auto_eoi)
outb_p(0x03, 0x21); /* master does Auto EOI */
else
outb_p(0x01, 0x21); /* master expects normal EOI */
outb_p(0x11, 0xA0); /* ICW1: select 8259A-2 init */
outb_p(0x20 + 8, 0xA1); /* ICW2: 8259A-2 IR0-7 mapped to 0x28-0x2f */
outb_p(0x02, 0xA1); /* 8259A-2 is a slave on master's IR2 */
outb_p(0x01, 0xA1); /* (slave's support for AEOI in flat mode is to be investigated) */
这样，在IDT的向量0x20-0x2f可以分别填入相应的中断处理函数的地址了。
向量表设置
注:图片均取自i386开发者手册.
i386中断门描述符
描述符如图:
段选择符和偏移量决定了中断处理函数的入口地址，如下图。
在这里段选择符指向内核中唯一的一个代码段描述符的地址__KERNEL_CS(=0x10)，而这个描述符定义的段为0到4G:
---------------------------------------------------------------------------------
ENTRY(gdt_table) .quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x10 kernel 4GB code at 0x00000000 */
... ...
---------------------------------------------------------------------------------
而偏移量就成了绝对的偏移量了，在IDT的描述符中被拆成了两部分，分别放在头和尾。
P标志着这个代码段是否在内存中，本来是i386提供的类似缺页的机制，在Linux中这个已经不用了，都设成1(当然内核代码是永驻内存的，但即使不在内存，推测linux也只会用缺页的标志)。
DPL在这里是0级(特权级)
0D110中，D为1，表明是32位程序(这个细节见i386开发手册).110是中断门的标识，其它101是任务门的标识, 111是陷阱(trap)门标识。
Linux对中断门的设置
于是在Linux中对硬件中断的中断门的设置为:
init_IRQ(void)
---------------------------------------------------------
for (i = 0; i < NR_IRQS; i++) {
int vector = FIRST_EXTERNAL_VECTOR + i;
if (vector != SYSCALL_VECTOR)
set_intr_gate(vector, interrupt[ i]);
}
----------------------------------------------------------
其中，FIRST_EXTERNAL_VECTOR=0x20,恰好为8259芯片的IR0的中断门(见8259部分),也就是时钟中断的中断门),interrupt[ i]为相应处理函数的入口地址
NR_IRQS=224, =256(IDT的向量总数)-32(CPU保留的中断的个数),在这里设置了所有可设置的向量。
SYSCALL_VECTOR=0x80,在这里意思是避开系统调用这个向量。
而set_intr_gate的定义是这样的:
----------------------------------------------------
void set_intr_gate(unsigned int n, void *addr){
_set_gate(idt_table+n,14,0,addr);
}
----------------------------------------------------
其中，需要解释的是:14是标识指明这个是中断门,注意上面的0D110=01110=14;另外，0指明的是DPL.
中断入口
以8259的16个中断为例:
通过宏BUILD_16_IRQS(0x0), BI(x,y),以及
#define BUILD_IRQ(nr) /
asmlinkage void IRQ_NAME(nr); /
__asm__( /
"/n"__ALIGN_STR"/n" /
SYMBOL_NAME_STR(IRQ) #nr "_interrupt:/n/t" /
"pushl $"#nr"-256/n/t" /
"jmp common_interrupt");
得到的16个中断处理函数为:
IRQ0x00_interrupt:
push $0x00 - 256
jump common_interrupt
IRQ0x00_interrupt:
push $0x01 - 256
jump common_interrupt
... ...
IRQ0x0f_interrupt:
push $0x0f - 256
jump common_interrupt
这些处理函数简单的把中断号-256(为什么-256，也许是避免和内部中断的中断号有冲突)压到栈中，然后跳到common_interrupt
其中common_interrupt是由宏BUILD_COMMON_IRQ()展开:
#define BUILD_COMMON_IRQ() /
asmlinkage void call_do_IRQ(void); /
__asm__( /
"/n" __ALIGN_STR"/n" /
"common_interrupt:/n/t" /
SAVE_ALL /
"pushl $ret_from_intr/n/t" /
SYMBOL_NAME_STR(call_do_IRQ)":/n/t" /
"jmp "SYMBOL_NAME_STR(do_IRQ));
.align 4,0x90common_interrupt:
SAVE_ALL展开的保护现场部分
push $ret_from_intrcall
do_IRQ:
jump do_IRQ;
从上面可以看出，这16个的中断处理函数不过是把中断号-256压入栈中，然后保护现场，最后调用do_IRQ .在common_interrupt中，为了使do_IRQ返回到entry.S的ret_from_intr标号，所以采用的是压入返回点ret_from_intr,用jump来模拟一个从ret_from_intr上面对do_IRQ的一个调用。
和IDT的衔接
为了便于IDT的设置，在数组interrupt中填入所有中断处理函数的地址:
void (*interrupt[NR_IRQS])(void) = {
IRQ0x00_interrupt,
IRQ0x01_interrupt,
... ...
}
在中断门的设置中，可以看到是如何利用这个数组的。
硬件中断处理函数do_IRQ
do_IRQ的相关对象
在do_IRQ中，一个中断主要由三个对象来完成，如图:
其中, irq_desc_t对象构成的irq_desc[]数组元素分别对应了224个硬件中断(idt一共256项，cpu自己前保留了32项，256-32=224，当然这里面有些项是不用的，比如x80是系统调用).
当发生中断时，函数do_IRQ就会在irq_desc[]相应的项中提取各种信息来完成对中断的处理。
irq_desc有一个字段handler指向发出这个中断的设备的处理对象hw_irq_controller,比如在单CPU，这个对象一般就是处理芯片8259的对象。为什么要指向这个对象呢？因为当发生中断的时候，内核需要对相应的中断进行一些处理，比如屏蔽这个中断等。这个时候需要对中断设备(比如8259芯片)进行操作，于是可以通过这个指针指向的对象进行操作。
irq_desc还有一个字段action指向对象irqaction，后者是产生中断的设备的处理对象，其中的handler就是处理函数。由于一个中断可以由多个设备发出，Linux内核采用轮询的方式，将所有产生这个中断的设备的处理对象连成一个链表，一个一个执行。
例如，硬盘1，硬盘2都产生中断IRQx,在do_IRQ中首先找到irq_desc[x],通过字段handler对产生中断IRQx的设备进行处理(对8259而言，就是屏蔽以后的中断IRQx),然后通过action先后运行硬盘1和硬盘2的处理函数。
hw_irq_controller
hw_irq_controller有多种:
1.在一般单cpu的机器上，通常采用两个8259芯片，因此hw_irq_controller指的就是i8259A_irq_type
2.在多CPU的机器上，采用APIC子系统来处理芯片，APIC有3个部分组成，一个是I/O APIC模块，其作用可比做8259芯片，但是它发出的中断信号会通过 APIC总线送到其中一个(或几个)CPU中的Local APIC模块，因此，它还起一个路由的作用；它可以接收16个中断。
中断可以采取两种方式，电平触发和边沿触发，相应的，I/O APIC模块的hw_irq_controller就有两种:
ioapic_level_irq_type
ioapic_edge_irq_type
(这里指的是intel的APIC,还有其它公司研制的APIC,我没有研究过)
3. Local APIC自己也能单独处理一些直接对CPU产生的中断，例如时钟中断(这和没有使用Local APIC模块的CPU不同，它们接收的时钟中断来自外围的时钟芯片),因此，它也有自己的 hw_irq_controller:
lapic_irq_type
struct hw_interrupt_type {
const char * typename;
unsigned int (*startup)(unsigned int irq);
void (*shutdown)(unsigned int irq);
void (*enable)(unsigned int irq);
void (*disable)(unsigned int irq);
void (*ack)(unsigned int irq);
void (*end)(unsigned int irq);
void (*set_affinity)(unsigned int irq, unsigned long mask);
};
typedef struct hw_interrupt_type hw_irq_controller;
startup 是启动中断芯片(模块)，使得它开始接收中断，一般情况下，就是将 所有被屏蔽的引脚取消屏蔽
shutdown 反之，使得芯片不再接收中断
enable 设某个引脚可以接收中断，也就是取消屏蔽
disable 屏蔽某个引脚，例如，如果屏蔽0那么时钟中断就不再发生
ack 当CPU收到来自中断芯片的中断信号，给相应的引脚的处理,这个各种情况下 (8259, APIC电平，边沿)的处理都不相同
end 在CPU处理完某个引脚产生的中断后，对中断芯片(模块)的操作。
irqaction
将一个硬件处理函数挂到相应的处理队列上去(当然首先要生成一个irqaction结构):
-----------------------------------------------------
int request_irq(unsigned int irq,
void (*handler)(int, void *, struct pt_regs *),
unsigned long irqflags,
const char * devname,
void *dev_id)
-----------------------------------------------------
参数说明在源文件里说得非常清楚。
handler是硬件处理函数，在下面的代码中可以看得很清楚:
---------------------------------------------
do {
status |= action->flags;
action->handler(irq, action->dev_id, regs);
action = action->next;
} while (action);
---------------------------------------------
第二个参数就是action的dev_id,这个参数非常灵活，可以派各种用处。而且要保证的是，这个dev_id在这个处理链中是唯一的，否则删除会遇到麻烦。
第三个参数是在entry.S中压入的各个积存器的值。
它的大致流程是:
1.在slab中分配一个irqaction，填上必需的数据
以下在函数setup_irq中。
2.找到它的irq对应的结构irq_desc
3.看它是否想对随机数做贡献
4.看这个结构上是否已经挂了其它处理函数了，如果有，则必须确保它本身和这个队列上所有的处理函数都是可共享的(由于传递性，只需判断一个就可以了)
5.挂到队列最后
6.如果这个irq_desc只有它一个irqaction,那么还要进行一些初始化工作
7在proc/下面登记 register_irq_proc(irq)(这个我不太明白)
将一个处理函数取下:
void free_irq(unsigned int irq, void *dev_id)
首先在队列里找到这个处理函数(严格的说是irqaction),主要靠dev_id来匹配，这时dev_id的唯一性就比较重要了。
将它从队列里剔除。
如果这个中断号没有处理函数了，那么禁止这个中断号上再产生中断:
if (!desc->action) {
desc->status |= IRQ_DISABLED;
desc->handler->shutdown(irq);
}
如果其它CPU在运行这个处理函数，要等到它运行完了，才释放它:
#ifdef CONFIG_SMP
/* Wait to make sure it's not being used on another CPU */
while (desc->status & IRQ_INPROGRESS)
barrier();
#endif
kfree(action);
do_IRQ
asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs)
1.首先取中断号,并且获取对应的irq_desc:
int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code */
int cpu = smp_processor_id();
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
2.对中断芯片(模块)应答:
desc->handler->ack(irq);
3．修改它的状态（注：这些状态我觉得只有在SMP下才有意义）：
status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING);
status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */
IRQ_REPLAY是指如果被禁止的中断号上又产生了中断，这个中断是不会被处理的，当这个中断号被允许产生中断时，会将这个未被处理的中断转为IRQ_REPLAY。
IRQ_WAITING 探测用，探测时，会将所有没有挂处理函数的中断号上设置IRQ_WAITING,如果这个中断号上有中断产生，就把这个状态去掉，因此，我们就可以知道哪些中断引脚上产生过中断了。
IRQ_PENDING , IRQ_INPROGRESS是为了确保:
同一个中断号的处理程序不能重入
不能丢失这个中断号的下一个处理程序
具体的说,当内核在运行某个中断号对应的处理程序(链)时，状态会设置成IRQ_INPROGRESS。如果在这期间，同一个中断号上又产生了中断，并且传给CPU,那么当内核打算再次运行这个中断号对应的处理程序(链)时，发现已经有一个实例在运行了，就将这下一个中断标注为IRQ_PENDING, 然后返回。这个已在运行的实例结束的时候，会查看是否期间有同一中断发生了，是则再次执行一遍。
这些状态的操作不是在什么情况下都必须的，事实上，一个CPU，用8259芯片，无论即使是开中断，也不会发生中断重入的情况，因为在这期间，内核把同一中断屏蔽掉了。
多个CPU比较复杂，因为CPU由Local APIC,每个都有自己的中断，但是它们可能调用同一个函数，比如时钟中断，每个CPU都可能产生，它们都会调用时钟中断处理函数。
从I/O APIC传过来的中断,如果是电平触发，也不会，因为在结束发出EOI前，这个引脚上是不接收中断信号。如果是边沿触发，要么是开中断，要么I/O APIC选择不同的CPU,在这两种情况下，会有重入的可能。
/*
* If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot
* use the action we have.
*/
action = NULL;
if (!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS))) {
action = desc->action;
status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */
status |= IRQ_INPROGRESS; /* we are handling it *//*进入执行状态*/
}
desc->status = status;
/*
* If there is no IRQ handler or it was disabled, exit early.
Since we set PENDING, if another processor is handling
a different instance of this same irq, the other processor
will take care of it.
*/
if (!action)
goto out;/*要么该中断没有处理函数；要么被禁止运行(IRQ_DISABLE);要么有一个实例已经在运行了*/
/*
* Edge triggered interrupts need to remember
* pending events.
* This applies to any hw interrupts that allow a second
* instance of the same irq to arrive while we are in do_IRQ
* or in the handler. But the code here only handles the _second_
* instance of the irq, not the third or fourth. So it is mostly
* useful for irq hardware that does not mask cleanly in an
* SMP environment.
*/
for (;;) {
spin_unlock(&desc->lock);
handle_IRQ_event(irq, ®s, action);/*执行函数链*/
spin_lock(&desc->lock);
if (!(desc->status & IRQ_PENDING))/*发现期间有中断，就再次执行*/
break;
desc->status &= ~IRQ_PENDING;
}
desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS;/*退出执行状态*/
out:
/*
* The ->end() handler has to deal with interrupts which got
* disabled while the handler was running.
*/
desc->handler->end(irq);/*给中断芯片一个结束的操作,一般是允许再次接收中断*/
spin_unlock(&desc->lock);
if (softirq_active(cpu) & softirq_mask(cpu))
do_softirq();/*执行软中断*/
return 1;
}
软中断softirq
softirq简介
提出softirq的机制的目的和老版本的底半部分的目的是一致的，都是将某个中断处理的一部分任务延迟到后面去执行。
Linux内核中一共可以有32个softirq,每个softirq实际上就是指向一个函数。当内核执行softirq(do_softirq),就对这32个softirq进行轮询：
(1)是否该softirq被定义了，并且允许被执行?
(2)是否激活了(也就是以前有中断要求它执行)?
如果得到肯定的答复，那么就执行这个softirq指向的函数。
值得一提的是，无论有多少个CPU,内核一共只有32个公共的softirq,但是每个CPU可以执行不同的softirq,可以禁止/起用不同的softirq,可以激活不同的softirq,因此，可以说，所有CPU有相同的例程，但是
每个CPU却有自己完全独立的实例。
对(1)的判断是通过考察irq_stat[ cpu ].mask相应的位得到的。这里面的cpu指的是当前指令所在的cpu.在一开始，softirq被定义时，所有的cpu的掩码mask都是一样的。但是在实际运行中，每个cpu上运行的程序可以根据自己的需要调整。
对(2)的判断是通过考察irq_stat[ cpu ].active相应的位得到的.
虽然原则上可以任意定义每个softirq的函数，Linux内核为了进一步加强延迟中断功能，提出了tasklet的机制。tasklet实际上也就是一个函数。在第0个softirq的处理函数tasklet_hi_action中，我们可以看到，当执行这个函数的时候，会依次执行一个链表上所有的tasklet.
我们大致上可以把softirq的机制概括成:
内核依次对32个softirq轮询，如果遇到一个可以执行并且需要的softirq，就执行对应的函数，这些函数有可能又会执行一个函数队列。当执行完这个函数队列后，才会继续询问下一个softirq对应的函数。
挂上一个软中断
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)
{
unsigned long flags;
int i;
spin_lock_irqsave(&softirq_mask_lock, flags);
softirq_vec[nr].data = data;
softirq_vec[nr].action = action;
softirq_mask(i) |= (1< spin_unlock_irqrestore(&softirq_mask_lock, flags); } 其中对每个CPU的softirq_mask都标注一下，表明这个softirq被定义了。 tasklet 在这个32个softirq中，有的softirq的函数会依次执行一个队列中的tasklet，如第一帖中图所示。 { struct tasklet_struct *next; unsigned long state; atomic_t count; void (*func)(unsigned long); unsigned long data; }; state 表示一些状态，后面详细讨论 count 用来禁用(count = 1 )或者启用( count = 0 )这个tasklet.因为一旦一个tasklet被挂到队列里，如果没有这个机制，它就一定会被执行。 这个count算是一个事后补救措施，万一挂上了不想执行，就可以把它置1。 func 即为所要执行的函数。 data 由于可能多个tasklet调用公用函数，因此用data可以区分不同tasklet. void (*func)(unsigned long), unsigned long data) { t->func = func; t->data = data; t->state = 0; atomic_set(&t->count, 0); } { if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) { int cpu = smp_processor_id(); unsigned long flags; /**/ t->next = tasklet_vec[cpu].list; /**/ tasklet_vec[cpu].list = t; __cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ); local_irq_restore(flags); } } __cpu_raise_softirq用来激活TASKLET_SOFTIRQ,这样，下次执行do_softirq就会执行这个TASKLET_SOFTIRQ软中断了 __cpu_raise_softirq定义如下: { softirq_active(cpu) |= (1< } 首先值得注意的是，我们前面提到过，所有的cpu共用32个softirq，但是同一个softirq在不同的cpu上执行的数据是独立的，基于这个原则，tasklet_vec对每个cpu都有一个，每个cpu都运行自己的tasklet队列。 当执行一个tasklet队列时，内核将这个队列摘下来，以list为队列头，然后从list的下一个开始依次执行。这样做达到什么效果呢？在执行这个队列时，这个队列的结构是静止的，如果在运行期间，有中断产生，并且往这个队列里添加tasklet的话，将填加到tasklet_vec[cpu].list中， 注意这个时候，这个队列里的任何tasklet都不会被执行，被执行的是list接管的队列。 static void tasklet_action(struct softirq_action *a) { int cpu = smp_processor_id(); struct tasklet_struct *list; list = tasklet_vec[cpu].list; tasklet_vec[cpu].list = NULL; /*2*/ local_irq_enable(); struct tasklet_struct *t = list; if (atomic_read(&t->count) == 0) { clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state); /* * talklet_trylock() uses test_and_set_bit that imply * an mb when it returns zero, thus we need the explicit * mb only here: while closing the critical section. */ #ifdef CONFIG_SMP /*?*/ smp_mb__before_clear_bit(); #endif tasklet_unlock(t); continue; } tasklet_unlock(t); } /*4*/ local_irq_disable(); t->next = tasklet_vec[cpu].list; tasklet_vec[cpu].list = t; __cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ); /*5*/ local_irq_enable(); } } ------------------------------------------------------------- 这也就说明了tasklet是不可重入的，以防止两个相同的tasket访问同样的变量而产生竞争条件(race condition) tasklet的状态有3个： 2.当tasklet开始要被执行的时候，是 TASKLET_STATE_RUN 其它时候，则没有这两个位的设置 static inline void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t) { atomic_inc(&t->count); } { tasklet_disable_nosync(t); tasklet_unlock_wait(t); } { atomic_dec(&t->count); } ------------------------------------------------------- 首先要测试它是否已经被别的cpu挂上了，如果已经在别的cpu挂上了，则不再将它挂上，否则设置状态为TASKLET_STATE_SCHED { if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) { ... ... } 指向另一个队列，内核就会沿着它走到错误的队列中去了。 ------------------------------------------------------------ while (list != NULL) { struct tasklet_struct *t = list; /*0*/ list = list->next; /*2*/ if (atomic_read(&t->count) == 0) { /*3*/ clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state); /* * talklet_trylock() uses test_and_set_bit that imply * an mb when it returns zero, thus we need the explicit * mb only here: while closing the critical section. */ #ifdef CONFIG_SMP smp_mb__before_clear_bit(); #endif /*4*/ tasklet_unlock(t); continue; } --------------------------------------------------------------- 2 看这个tasklet是否被允许运行? 3 清除TASKLET_STATE_SCHED，为什么现在清除，它不是还没有从队列上摘下来吗？事实上，它的指针已经不再需要的，它的下一个tasklet已经被list记录了(/*0*/)。这样，如果其它cpu把它挂到其它的队列上去一点影响都没有。 4 清除TASKLET_STATE_RUN标志 答案就在/*3*/上，当cpu 1的tasklet 1已经不是TASKLET_STATE_SCHED，而它还在运行，这时cpu2完全有可能挂上同一个tasklet 1,而且使得它试图运行，这时/*1*/的判断就起作用了。 不再运行自己调用的中断。也就是说，软中断是不能进入硬件中断部分的,并且软中断在一个cpu上是不可重入的，或者说是串行化的(serialize) return; #define in_interrupt() ({ int __cpu = smp_processor_id(); / (local_irq_count(__cpu) + local_bh_count(__cpu) != 0); }) 退出则调用irq_exit(cpu, irq) local_bh_disable(); ----------------------------------------------------- asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs) { ... ... if (softirq_active(cpu) & softirq_mask(cpu)) do_softirq(); ----------------------------------------------------- call SYMBOL_NAME(do_softirq) jmp ret_from_intr #ifdef CONFIG_SMP movl processor(%ebx),%eax shll $CONFIG_X86_L1_CACHE_SHIFT,%eax movl SYMBOL_NAME(irq_stat)(,%eax),%ecx # softirq_active testl SYMBOL_NAME(irq_stat)+4(,%eax),%ecx # softirq_mask #else movl SYMBOL_NAME(irq_stat),%ecx # softirq_active testl SYMBOL_NAME(irq_stat)+4,%ecx # softirq_mask #endif jne handle_softirq #ifdef CONFIG_SMP GET_CURRENT(%ebx) movl processor(%ebx),%eax shll $CONFIG_X86_L1_CACHE_SHIFT,%eax movl SYMBOL_NAME(irq_stat)(,%eax),%ecx # softirq_active testl SYMBOL_NAME(irq_stat)+4(,%eax),%ecx # softirq_mask #else movl SYMBOL_NAME(irq_stat),%ecx # softirq_active testl SYMBOL_NAME(irq_stat)+4,%ecx # softirq_mask #endif jne handle_softirq { ... ... for (i=0; i<32; i++) tasklet_init(bh_task_vec+i, bh_action, i); ... ... } { int cpu = smp_processor_id(); goto resched; goto resched_unlock; bh_base[nr](); spin_unlock(&global_bh_lock); return; spin_unlock(&global_bh_lock); resched: mark_bh(nr); } 当要定义一个bottom half时用下面的函数: { bh_base[nr] = routine; mb(); } { tasklet_kill(bh_task_vec+nr); bh_base[nr] = NULL; } { tasklet_hi_schedule(bh_task_vec+nr); } 系统启动核心时，调用start_kernal()继续各方面的初始化，在这之前，各种中断都被禁止，只有在完成必要的初始化后，直到执行完Kmalloc_init()后，才允许中断（init/main.c）。与时钟中断有关的部分初始化如下： irq_action是一个全局数组，每个元素指向一个irq队列，共16个irq队列，时钟中断请求队列在第一个队列，即irq_action[0]。当每个中断请求到来时，都调用setup_x86_irq把该请求挂到相应的队列的后面。 以后，系统每10ms产生一次时钟中断信号，该信号直接输入到第一块8259A的INT 0（即irq0）。CPU根据中断矢量表和中断源，找到中断矢量函数入口IRQ0_interrupt（程序运行过程中允许中断）或者fast_IRQ0_interrupt（程序运行过程中不允许中断）或者bad_IRQ0_interrupt（不执行任何动作，直接返回），这些函数由宏BUILD_TIMER_IRQ（chip, nr, mask）展开定义。 ALIGN ALIGN handle_bottom_half: ALIGN 上述汇编代码用流程图表示如下： ret_from_sys_call 另外，一些与时钟中断及bottom half机制有关的数据结构介绍如下： 我们注意到，在IRQ#_interrupt和fast_IRQ#_interrupt中断函数处理返回前，都通过语句jmp ret_from_sys_call，跳到系统调用的返回处（见irq.h），如果bottom half队列不为空，则在那里做类似： TVECS结构及其实现 #define TVN_BITS 6 #define SLOW_BUT_DEBUGGING_TIMERS 0 struct timer_vec { static struct timer_vec tv5 = { 0 }; static struct timer_vec * const tvecs[] = { TVECS结构是一个元素个数为5的数组，分别指向tv1,tv2,tv3,tv4,tv5的地址。其中，tv1是结构timer_vec_root的变量，它有一个index域和有256个元素的指针数组，该数组的每个元素都是一条类型为timer_list的链表。其余四个元素都是结构timer_vec的变量，它们各有一个index域和64个元素的指针数组，这些数组的每个元素也都是一条链表。 函数internal_add_timer(struct timer_list *timer) 函数代码如下： if (idx < TVR_SIZE) { expires 函数cascade_timers(struct timer_vec *tv) 该函数只是把tv->index指定的那条链表上的所有timer调用internal_add_timer()函数进行重新调整，这些timer将放入TVECS结构中比原来位置往前移一级，比如说，tv4上的timer将放到tv3上去，tv2上的timer将放到tv1上。这种前移是由run_timer_list函数里调用cascade_timers函数的时机来保证的。然后把该条链表置空，tv->index加1，若tv->index等于64，则重新置为0。 函数run_timer_list() 函数代码如下： Linux提供了两种定时器服务。一种早期的由timer_struct等结构描述，由run_old_times函数处理。另一种“新”的服务由timer_list等结构描述，由add_timer、del_timer、cascade_time和run_timer_list等函数处理。 间隔定时器itimer 这三种定时器在task_struct中定义： 函数verify_area(int type, const void *addr, unsigned long size) 函数memcpy_tofs(to, from, n) 函数memcpy_fromfs(from, to, n) 函数memset((char*)&set_buffer, 0, sizeof(set_buffer)) 现在，我简单介绍一下这三个系统调用： 首先，若value为NULL，则返回-EFAULT，说明这是一个bad address。 系统调用sys_setitimer(int which, struct itimerval *value,struct itimerval *ovalue) 首先，判断value是否为NULL，若不是，则确认对value是否有读的权利，并把set_buffer中的数据拷入value；若value为NULL，则把set_buffer中的内容置为0，即把it_value和it_interval置为0。 系统调用sys_alarm(unsigned int seconds) 该系统调用重新设置进程的real_itimer，若seconds为0，则把原先的alarm定时器删掉。并且设interval为0，故只触发一次，并把旧的real_timer存入oldalarm，并返回oldalarm。 中断可以用下面的流程来表示: 中断产生源 --------> 中断向量表 (idt) -----------> 中断入口 ( 一般简单处理后调用相应的函数) ---------> 后续处理 内部中断( CPU 产生) 这些中断经过一些处理后，会有一些后续处理。 后面分别讨论: 内部中断 内部中断有两种产生方式: CPU 自发产生的: 如除数为0 的中断， page_fault 等 CPU自发产生的中断对应 idt 向量表中确定的位置,例如除数为0的中断在对应idt中第0个向量, 程序调用 int 可以产生的任何中断, 因此，前者是后者的子集。 特别的有: int 80h 这是系统调用的中断.( system call )是用户代码调用内核代码的入口。 这里面可以考察的专题至少有: *系统调用 1. 完成一个完整的映射，有4件事情要做: (1) 将外部设备和中断芯片相应的管脚接上 这些工作需要在外部中断流程里描述 2. 3. 驱动怎么知道自己的硬件产生哪个中断? 有一些是确定的，比如时钟是第0个, 软盘是第 5 个(right ??), 还有一些 PCI 设备是可以通过访问得到它们的中断号的，但是ISA设备需要通过探测(probe)来得到(详细情况可以参考 linux device driver )这涉及探测的工作 4. 1. i8259芯片的设置(包括上面的 (2) ), 以及一些其它属性的设置 1. bottom_half 特别的，有一个重要的下半部分就是时钟中断的下半部分。 bottom_half 正如许多书所说的，它们继续完成中断处理(在开中断的状态下), 因此中断中的处理函数需要在一个32位变量中设置特定的bit来告诉do_softirq要执行哪个bottom_half bottom_half有的时候需要借助一个特殊的结构: task_queue 来完成更多的工作， ----------------------------------- task_queue 是一个链表，每个节点是一个函数指针，这样，一 个 bottom_half 就可以执行一个链表上的函数列了 ----------------------------------- 如果内核需要在某个中断产生后执行它的函数，只需要在它下半部分调用的 task_queue 上挂上它的函数( Linux Device Driver 中有步进马达的例子) 是否需要进行切换 因为 linux是非抢占的，所以如果返回的代码段是内核级的话，就不允许进行切换。 信号处理 看是否有信号要处理，如果要调用 do_signal 时钟中断的下半部分 因此，我们有了下面的工作 *下半部分(包括softirq, tasklet, bottom_half ) 一、Linux内存管理概述 这里说一下我的理解，主要从数据结构说。 1、物理内存都是按顺序分成一页一页的，每页用一个page结构来描述。系统所有的物理页 面的page结 构描述就组成了一个数组mem_map。 2、进程的虚拟地址空间用task_struct的域mm来描述,它是一个mm_struct结构，这个结构包包含了指向? 程页目录的指针（pgd_t * pgd）和指向进程虚拟内存区域的指针（struct vm_area_structt * mmap） 3、进程虚拟内存区域具有相同属性的段用结构vm_area_struct描述（简称为VMA）。进程所所有的VMA? 4、每个VMA就是一个对象，定义了一组操作，可以通过这组操作来对不同类型的VMA进行不屯 的处理。 例如对vmalloc分配的内存的映射就是通过其中的nopage操作实现的。 二、mmap处理过程 当用户调用mmap的时候，内核进行如下的处理： 1、先在进程的虚拟空间查找一块VMA； 2、将这块VMA去映射 3、如果设备驱动程序或者文件系统的file_operations定义了mmap操作，则调用它 4、将这个VMA插入到进程的VMA链中 file_operations的中定义的mmap方法原型如下： 其中file是虚拟空间映射到的文件结构，vm_area_struct就是步骤1中找到的VMA。 三、缺页故障处理过程 当访问一个无效的虚拟地址（可能是保护故障，也可能缺页故障等）的时候，就会产生一个个页故障，? 统的处理过程如下： 1、找到这个虚拟地址所在的VMA； 2、如果必要，分配中间页目录表和页表 3、如果页表项对应的物理页面不存在，则调用这个VMA的nopage方法，它返回物理页面的paage描述结构 （当然这只是其中的一种情况） 4、针对上面的情况，将物理页面的地址填充到页表中 当页故障处理完后，系统将重新启动引起故障的指令，然后就可以正常访问了 下面是VMA的方法： write_access); 其中缺页函数nopage的address是引起缺页故障的虚拟地址，area是它所在的VMA，write_acccess是存取 属性。 三、具体实现 3.1、对kmalloc分配的内存的映射 对kmalloc分配的内存，因为是一段连续的物理内存，所以它可以简单的在mmap例程中设置汉 页表的物 理地址，方法是使用函数remap_page_range。它的原型如下： int remap_page_range(unsigned long from, unsigned long phys_addr, unsigned long size, pgprot_t prot) 其中from是映射开始的虚拟地址。这个函数为虚拟地址空间from和from+size之间的范围构栽 页表； phys_addr是虚拟地址应该映射到的物理地址；size是被映射区域的大小；prot是保护标志? remap_page_range的处理过程是对from到form+size之间的每一个页面，查找它所在的页目侣己 页表（ 必要时建立页表），清除页表项旧的内容，重新填写它的物理地址与保护域。 remap_page_range可以对多个连续的物理页面进行处理。< remap_page_range只能给予对保留的页和物理内存之上的物理地址的访问，当对非保留的页页使? remap_page_range时，缺省的nopage处理控制映射被访问的虚地址处的零页。所以在分配内内存后，就? 对所分配的内存置保留位，它是通过函数mem_map_reserve实现的，它就是对相应物理页面? PG_reserved标志位。（关于这一点，参见前面的主题为“关于remap_page_range的疑问”档奶致郏? 因为remap_page_range有上面的限制，所以可以用另外一种方式，就是采用和vmalloc分配档哪 存同样 的方法，对缺页故障进行处理。 3.2、对vmalloc分配的内存的映射 （1）、进行预处理和合法性检查，例如将分配长度进行页面对齐，检查分配长度是否过大? （2）、以GFP_KERNEL为优先级调用kmalloc分配（GFP_KERNEL用在进程上下文中，所以这里里就限制了? 中断处理程序中调用vmalloc）描述vmalloc分配的内存的vm_struct结构。 （3）、将size加一个页面的长度，使中间形成4K的隔离带，然后在VMALLOC_START和VMALLOOC_END之间 编历vmlist链表，寻找一段自由内存区间，将其地址填入vm_struct结构中 （4）、返回这个地址 vmalloc分配的物理内存并不连续 3.2.2、页目录与页表的定义 typedef struct { unsigned long pte_low; } pte_t; 3.2.3、常见例程： （1）、virt_to_phys()：内核虚拟地址转化为物理地址 上面转换过程是将虚拟地址减去3G（PAGE_OFFSET=0XC000000）,因为内核空间从3G到3G＋实实际内存一? 映射到物理地址的0到实际内存 （2）、phys_to_virt()：内核物理地址转化为虚拟地址 （3）、#define virt_to_page(kaddr) (mem_map + (__pa(kaddr) >> PAGE_SHIFT))（内核核2.4? 的物理页面内。（这两个宏处理的虚拟地址必须是内核虚拟地址，例如kmalloc返回的地址＃杂? vmalloc返回的地址并不能这样，因为vmalloc分配的并不是连续的物理内存，中间可能有空空洞? 3.2.4、vmalloc分配的内存的mmap的实现： 对vmalloc分配的内存需要通过设置相应VMA的nopage方法来实现，当产生缺页故障的时候，，会调用VM 的nopage方法，我们的目的就是在nopage方法中返回一个page结构的指针，为此，需要通过过如下步骤? （1） pgd_offset_k或者 pgd_offset：查找虚拟地址所在的页目录表，前者对应内核空间档男 拟地址 ，后者对应用户空间的虚拟地址 。在vmalloc分配内存的时候，要刷新内核页目录表，2.4中为了节省开销，只更改了进程0档哪 核页目 录，而对其它进程则通过访问时产生页面异常来进行更新各自的内核页目录 （2）pmd_offset：找到虚拟地址所在的中间页目录项。在查找之前应该使用pgd_none判断适 否存在相 应的页目录项，这些函数如下： （3）pte_offset：找到虚拟地址对应的页表项。同样应该使用pmd_none判断是否存在相应档 中间页目 录： （4）pte_present和pte_page：前者判断页表对应的物理地址是否有效，后者取出页表中物物理地址对? 的page描述结构 ioremap将它映射到内核虚拟空间，同时又用remap_page_range映射到用户虚拟空间，这样亮 边都能访 问，通过内核虚拟地址将这段内存初始化串"abcd"，然后使用用户虚拟地址读出来。 /************mmap_ioremap.c**************/ MODULE_PARM(mem_start,"i"); static int mem_start=101,mem_size=10; int mmapdrv_open(struct inode *inode, struct file *file); static struct file_operations mmapdrv_fops = printk( "high memory physical address 0x%ldM/n", reserve_virt_addr = ioremap( mem_start*1024*1024,mem_size*1024*1024); return 0; /* remove the module */ unregister_chrdev( major, "mmapdrv" ); return; int mmapdrv_open(struct inode *inode, struct file *file) int mmapdrv_release(struct inode *inode, struct file *file) int mmapdrv_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma) if ( size > mem_size*1024*1024 ) offset = offset + mem_start*1024*1024; /* we do not want to have this area swapped out, lock it */ return(0); [root@localhost modprg]# insmod mmap_ioremap.mod [root@localhost modprg]# mknod mmapdrv c 254 0 [root@localhost modprg]# ./mapper mmapdrv 0 1024 | od -Ax -t x1 [root@localhost modprg]# 内核页目录的初始化 /* swapper_pg_dir is the main page directory, address 0x00101000*/ >>> 内核页目录，第0，1项和第768、767项均为映射到物理内存0-8M的页目录项 /* /* .org 0x2000 .org 0x3000 /* .org 0x4000 >>> 进程0的页目录指向swapper_pg_dir /* __asm__( "movl %%ecx,%%cr3/n" ::"c"(__pa(swapper_pg_dir))); 。。。。。。。。。。。 >>> end虚拟空间的最大值（最大物理内存＋3G） pgd_base = swapper_pg_dir; >>> #define PTRS_PER_PGD 1024 for (j = 0; j < PTRS_PER_PMD; pmd++, j++) { } /* */ #if CONFIG_HIGHMEM #if CONFIG_X86_PAE >>> kernel_thread以标志CLONE_VM调用clone系统调用 __asm__ __volatile__( >>> sys_clone->do_fork->copy_mm： 。。。。。。。。 tsk->mm = NULL; /* >>> 内核线程，只是增加当前进程的虚拟空间的引用计数 。。。。。。。。。。 good_mm: 。。。。。。。 然后内核线程一般调用daemonize来释放对用户空间的引用： mm_release(); >>> 递减mm的引用计数并是否为0，是则释放mm所代表的映射 asmlinkage void schedule(void) 。。。。。。。。。 prepare_to_switch(); >>> prev = NULL ，切换出去的是内核线程 } 对内核线程的虚拟空间总结一下： ２、进程调度的时候 在fork一个进程的时候，必须建立进程自己的内核页目录项（内核页目录项要 >>> sys_fork->do_fork->copy_mm->mm_init->pgd_alloc->get_pgd_slow #if CONFIG_X86_PAE 。。。。。。。。。。。。。 #else extern __inline__ pgd_t *get_pgd_slow(void) if (pgd) { #endif 当一个进程在内核空间发生缺页故障的时候，在其处理程序中，就要通过0号进程的页目录览 同步本进程的内核页目录，实际上就是拷贝0号进程的内核页目录到本进程中（内核页表与进程0共享，故不需要复制）。如下： tsk = current; /* 。。。。。。。。。 vmalloc_fault: pgd = tsk->active_mm->pgd + offset; >>> /* >>> 如果本进程的该地址的内核页目录不存在 >>> 对中间页目录，如果是两级页表，下面的几步操作与上面的重复 。。。。。。。。。。。。。 /* Remap the kernel at virtual address zero, as well as offset zero memcpy (swapper_pg_dir, swapper_pg_dir + USER_PGD_PTRS, pg0[0] = _PAGE_RW | _PAGE_PRESENT; /* 本文主要针对2.4的kernel。 关于本文的组织： 我的目标是‘导读’，提供linux内存管理子系统的整体概念，同时给出进一步深入研究某个部分时的辅助信息(包括代码组织,文件和主要函数的意义和一些参考文档)。之所以采取这种方式，是因为我本人在阅读代码的过程中，深感“读懂一段代码容易，把握整体思想却极不容易”。而且，在我写一些内核代码时，也觉得很多情况下，不一定非得很具体地理解所有内核代码，往往了解它的接口和整体工作原理就够了。当然，我个人的能力有限，时间也很不够，很多东西也是近期迫于讲座压力临时学的：），内容难免偏颇甚至错误，欢迎大家指正。 存储层次结构和x86存储管理硬件（MMU） 这里假定大家对虚拟存储，段页机制有一定的了解。主要强调一些很重要的或者容易误解的概念。 高速缓存(cache) --〉 主存(main memory) ---〉 磁盘(disk) 理解存储层次结构的根源：CPU速度和存储器速度的差距。 层次结构可行的原因：局部性原理。 LINUX的任务: 参考文档： 《too little,too small》by Rik Van Riel, Nov. 27,2000. 以及所有的体系结构教材：） 辅助操作系统进行内存管理，提供虚实地址转换等硬件支持。 逻辑地址： 出现在机器指令中，用来制定操作数的地址。段：偏移 线性地址：逻辑地址经过分段单元处理后得到线性地址，这是一个32位的无符号整数，可用于定位4G个存储单元。 物理地址：线性地址经过页表查找后得出物理地址，这个地址将被送到地址总线上指示所要访问的物理内存单元。 保护模式下的段：选择子+描述符。不仅仅是一个基地址的原因是为了提供更多的信息：保护、长度限制、类型等。描述符存放在一张表中(GDT或LDT)，选择子可以认为是表的索引。段寄存器中存放的是选择子，在段寄存器装入的同时，描述符中的数据被装入一个不可见的寄存器以便cpu快速访问。（图）P40 专用寄存器：GDTR(包含全局描述附表的首地址),LDTR（当前进程的段描述附表首地址）,TSR（指向当前进程的任务状态段） __KERNEL_CS： 内核代码段。范围 0-4G。可读、执行。DPL=0。 __KERNEL_DS：内核代码段。范围 0-4G。可读、写。DPL=0。 __USER_CS：内核代码段。范围 0-4G。可读、执行。DPL=3。 __USER_DS：内核代码段。范围 0-4G。可读、写。DPL=3。 TSS(任务状态段)：存储进程的硬件上下文，进程切换时使用。（因为x86硬件对TSS有一定支持，所有有这个特殊的段和相应的专用寄存器。） default_ldt：理论上每个进程都可以同时使用很多段，这些段可以存储在自己的ldt段中，但实际linux极少利用x86的这些功能，多数情况下所有进程共享这个段，它只包含一个空描述符。 还有一些特殊的段用在电源管理等代码中。 （在2.2以前，每个进程的ldt和TSS段都存在GDT中，而GDT最多只能有8192项，因此整个系统的进程总数被限制在4090左右。2。4里不再把它们存在GDT中，从而取消了这个限制。） __USER_CS和__USER_DS段都是被所有在用户态下的进程共享的。注意不要把这个共享和进程空间的共享混淆：虽然大家使用同一个段，但通过使用不同的页表由分页机制保证了进程空间仍然是独立的。 x86的分页机制 x86硬件支持两级页表，奔腾pro以上的型号还支持Physical address Extension Mode和三级页表。所谓的硬件支持包括一些特殊寄存器(cr0-cr4)、以及CPU能够识别页表项中的一些标志位并根据访问情况做出反应等等。如读写Present位为0的页或者写Read/Write位为0的页将引起CPU发出page fault异常，访问完页面后自动设置accessed位等。 TLB全称是Translation Look-aside Buffer,用来加速页表查找。这里关键的一点是：如果操作系统更改了页表内容，它必须相应的刷新TLB以使CPU不误用过时的表项。 Cache 基本上是对程序员透明的，但是不同的使用方法可以导致大不相同的性能。linux有许多关键的地方对代码做了精心优化，其中很多就是为了减少对cache不必要的污染。如把只有出错情况下用到的代码放到.fixup section，把频繁同时使用的数据集中到一个cache行（如struct task_struct），减少一些函数的footprint，在slab分配器里头的slab coloring等。 另外，我们也必须知道什么时候cache要无效：新map/remap一页到某个地址、页面换出、页保护改变、进程切换等，也即当cache对应的那个地址的内容或含义有所变化时。当然，很多情况下不需要无效整个cache，只需要无效某个地址或地址范围即可。实际上， intel在这方面做得非常好用，cache的一致性完全由硬件维护。 关于x86处理器更多信息，请参照其手册：Volume 3: Architecture and Programming Manual,可以从ftp://download.intel.com/design/pentium/MANUALS/24143004.pdf获得 这一部分的代码和体系结构紧密相关，因此大多位于arch子目录下，而且大量以宏定义和inline函数形式存在于头文件中。以i386平台为例，主要的文件包括： 页大小、页掩码定义。PAGE_SIZE,PAGE_SHIFT和PAGE_MASK。 对页的操作，如清除页内容clear_page、拷贝页copy_page、页对齐page_align 还有内核虚地址的起始点：著名的PAGE_OFFSET:)和相关的内核中虚实地址转换的宏__pa和__va.。 virt_to_page从一个内核虚地址得到该页的描述结构struct page *.我们知道，所有物理内存都由一个memmap数组来描述。这个宏就是计算给定地址的物理页在这个数组中的位置。另外这个文件也定义了一个简单的宏检查一个页是不是合法：VALID_PAGE(page)。如果page离memmap数组的开始太远以至于超过了最大物理页面应有的距离则是不合法的。 比较奇怪的是页表项的定义也放在这里。pgd_t,pmd_t,pte_t和存取它们值的宏xxx_val pgtable.h pgtable-2level.h pgtable-3level.h 顾名思义，这些文件就是处理页表的，它们提供了一系列的宏来操作页表。pgtable-2level.h和pgtable-2level.h则分别对应x86二级、三级页表的需求。首先当然是表示每级页表有多少项的定义不同了。而且在PAE模式下，地址超过32位，页表项pte_t用64位来表示(pmd_t,pgd_t不需要变)，一些对整个页表项的操作也就不同。共有如下几类： [pte/pmd/pgd]_ERROR 出措时要打印项的取值，64位和32位当然不一样。 set_[pte/pmd/pgd] 设置表项值 pte_same 比较 pte_page 从pte得出所在的memmap位置 pte_none 是否为空。 __mk_pte 构造pte pgtable.h的宏太多，不再一一解释。实际上也比较直观，通常从名字就可以看出宏的意义来了。pte_xxx宏的参数是pte_t,而ptep_xxx的参数是pte_t *。2.4 kernel在代码的clean up方面还是作了一些努力，不少地方含糊的名字变明确了，有些函数的可读性页变好了。 pgtable.h里除了页表操作的宏外，还有cache和tlb刷新操作，这也比较合理，因为他们常常是在页表操作时使用。这里的tlb操作是以__开始的，也就是说，内部使用的，真正对外接口在pgalloc.h中（这样分开可能是因为在SMP版本中，tlb的刷新函数和单机版本区别较大，有些不再是内嵌函数和宏了）。 包括页表项的分配和释放宏/函数,值得注意的是表项高速缓存的使用： pgd/pmd/pte_quicklist 内核中有许多地方使用类似的技巧来减少对内存分配函数的调用，加速频繁使用的分配。如buffer cache中buffer_head和buffer，vm区域中最近使用的区域。 还有上面提到的tlb刷新的接口 8.4 segment.h 定义 __KERNEL_CS[DS] __USER_CS[DS] 《Understanding the Linux Kernel》的第二章给了一个对linux 的相关实现的简要描述， 物理内存的管理。 2.4中内存管理有很大的变化。在物理页面管理上实现了基于区的伙伴系统（zone based buddy system）。区(zone)的是根据内存的不同使用类型划分的。对不同区的内存使用单独的伙伴系统(buddy system)管理,而且独立地监控空闲页等。 (实际上更高一层还有numa支持。Numa(None Uniformed Memory Access)是一种体系结构，其中对系统里的每个处理器来说,不同的内存区域可能有不同的存取时间(一般是由内存和处理器的距离决定)。而一般的机器中内存叫做DRAM，即动态随机存取存储器，对每个单元，CPU用起来是一样快的。NUMA中访问速度相同的一个内存区域称为一个Node，支持这种结构的主要任务就是要尽量减少Node之间的通信，使得每个处理器要用到的数据尽可能放在对它来说最快的Node中。2.4内核中node�相应的数据结构是pg_data_t，每个node拥有自己的memmap数组，把自己的内存分成几个zone，每个zone再用独立的伙伴系统管理物理页面。Numa要对付的问题还有很多，也远没有完善，就不多说了) 一些重要的数据结构粗略地表示如下： 内存分配的两大问题是：分配效率、碎片问题。一个好的分配器应该能够快速的满足各种大小的分配要求，同时不能产生大量的碎片浪费空间。伙伴系统是一个常用的比较好的算法。(解释：TODO) 引入区的概念是为了区分内存的不同使用类型（方法？），以便更有效地利用它们。 2.4有三个区：DMA, Normal, HighMem。前两个在2.2实际上也是由独立的buddy system管理的，但2.2中还没有明确的zone的概念。DMA区在x86体系结构中通常是小于16兆的物理内存区，因为DMA控制器只能使用这一段的内存。而HighMem是物理地址超过某个值(通常是约900M)的高端内存。其他的是Normal区内存。由于linux实现的原因，高地址的内存不能直接被内核使用，如果选择了CONFIG_HIGHMEM选项，内核会使用一种特殊的办法来使用它们。（解释：TODO）。HighMem只用于page cache和用户进程。这样分开之后，我们将可以更有针对性地使用内存，而不至于出现把DMA可用的内存大量给无关的用户进程使用导致驱动程序没法得到足够的DMA内存等情况。此外，每个区都独立地监控本区内存的使用情况，分配时系统会判断从哪个区分配比较合算，综合考虑用户的要求和系统现状。2.4里分配页面时可能会和高层的VM代码交互(分配时根据空闲页面的情况，内核可能从伙伴系统里分配页面，也可能直接把已经分配的页收回�reclaim等)，代码比2.2复杂了不少，要全面地理解它得熟悉整个VM工作的机理。 整个分配器的主要接口是如下函数(mm.h page_alloc.c)： http://home.earthlink.net/~jknapka/linux-mm/zonealloc.html。 单单分配页面的分配器肯定是不能满足要求的。内核中大量使用各种数据结构，大小从几个字节到几十上百k不等，都取整到2的幂次个页面那是完全不现实的。2.0的内核的解决方法是提供大小为2,4,8,16,...,131056字节的内存区域。需要新的内存区域时，内核从伙伴系统申请页面，把它们划分成一个个区域，取一个来满足需求；如果某个页面中的内存区域都释放了，页面就交回到伙伴系统。这样做的效率不高。有许多地方可以改进： 2.2实现的slab分配器体现了这些改进思想。 主要数据结构 接口： kmem_cache_create/kmem_cache_destory kmem_cache_grow/kmem_cache_reap 增长/缩减某类缓存的大小 kmem_cache_alloc/kmem_cache_free 从某类缓存分配/释放一个对象 kmalloc/kfree 通用缓存的分配、释放函数。 相关代码(slab.c)。 相关参考： http://www.lisoleg.net/lisoleg/memory/slab.pdf ：Slab发明者的论文，必读经典。 AKA2000年的讲座也有一些大虾讲过这个主题，请访问aka主页：www.aka.org.cn 使用kernel页表。文件vmalloc.c，相对简单。 创建，销毁。 mm_struct, vm_area_struct, mmap/mprotect/munmap page fault处理，demand page, copy on write include/linux/mm.h：struct page结构的定义，page的标志位定义以及存取操作宏定义。struct vm_area_struct定义。mm子系统的函数原型说明。 include/linux/mman.h:和vm_area_struct的操作mmap/mprotect/munmap相关的常量宏定义。 memory.c：page fault处理，包括COW和demand page等。 对一个区域的页表相关操作: zeromap_page_range: 把一个范围内的页全部映射到zero_page remap_page_range：给定范围的页重新映射到另一块地址空间。 zap_page_range：把给定范围内的用户页释放掉，页表清零。 mlock.c： mlock/munlock系统调用。mlock把页面锁定在物理内存中。 mmap.c:：mmap/munmap/brk系统调用。 mprotect.c： mprotect系统调用。 前面三个文件都大量涉及vm_area_struct的操作，有很多相似的xxx_fixup的代码，它们的任务是修补受到影响的区域，保证vm_area_struct 链表正确。 交换 目的： 任务： 任务：当空闲页面低于一定值时，从进程的地址空间、各类cache回收页面 为什么不能等到内存分配失败再用try_to_free_pages回收页面？原因： kreclaimd 从inactive_clean_list回收页面，由__alloc_pages唤醒。 相关文件： mm/swap.c kswapd使用的各种参数以及操作页面年龄的函数。 mm/swap_file.c 交换分区/文件的操作。 mm/page_io.c 读或写一个交换页。 mm/swap_state.c swap cache相关操作,加入/删除/查找一个swap cache等。 mm/vmscan.c 扫描进程的vm_area，试图换出一些页面（kswapd）。 reclaim_page：从inactive_clean_list回收一个页面，放到free_list kclaimd被唤醒后重复调用reclaim_page直到每个区的 zone->free_pages>= zone->pages_low page_lauder：由__alloc_pages和try_to_free_pages等调用。通常是由于freepages + inactive_clean_list的页太少了。功能：把inactive_dirty_list的页面转移到inactive_clean_list，首先把已经被写回文件或者交换区的页面(by bdflush)放到inactive_clean_list，如果freepages确实短缺，唤醒bdflush，再循环一遍把一定数量的dirty页写回。 关于这几个队列(active_list,inactive_dirty_list,inactive_clean_list)的逻辑，请参照：文档：RFC: design for new VM，可以从lisoleg的文档精华获得。 , page cache：读写文件时文件内容的cache，大小为一个页。不一定在磁盘上连续。 buffer cache：读写磁盘块的时候磁盘块内容的cache，buffer cache的内容对应磁盘上一个连续的区域，一个buffer cache大小可能从512(扇区大小)到一个页。 swap cache： 是page cache的子集。用于多个进程共享的页面被换出到交换区的情况。 page cache 和 buffer cache的关系 本质上是很不同的，buffer cache缓冲磁盘块内容，page cache缓冲文件的一页内容。page cache写回时会使用临时的buffer cache来写磁盘。 kupdate： 定时运行，把写回期限已经到了的dirty buffer写回磁盘。 文档：RFC: design for new VM不可不读。 由于时间仓促，新vm的很多细微之处我也还没来得及搞清楚。先大致罗列一下，以后我将进一步完善本文，争取把问题说清楚。另外，等这学期考试过后，我希望能为大家提供一些详细注释过的源代码。 http://www.lisoleg.net/lisoleg/memory/index.html 由mlock的参数可看出，mlock对由start所在页的起始地址开始，长度为len(注：len=(len+(start&~PAGE_MASK)+ ~PAGE_MASK)&PAGE_MASK)的内存区域的页进行加锁。 １．mm_struct 虚存段vma由数据结构vm_area_atruct(include/linux/mm.h)描述： vm_start;//所对应内存区域的开始地址 tree->vm_avl_height==1+max(heightof(tree->vm_avl_left),heightof( 对vma可以进行加锁、加保护、共享和动态扩展等操作。 3．重要常量 mlock系统调用代码函数功能分析 下面对各个函数的功能作详细的分析((1)和（2）在前面简介mlock时已介绍过，并在后面有详细的程序流程)： 1．static inline void copy_page(unsigned long from, unsigned long to) 2、void clear_page_tables(struct task_struct * tsk) 3、void oom(struct task_struct * task) 4、void free_page_tables(struct mm_struct * mm) 5、int new_page_tables(struct task_struct * tsk) 6、static inline void copy_one_pte(pte_t * old_pte, pte_t * new_pte, int cow) 7、static inline int copy_pte_range(pmd_t *dst_pmd, pmd_t *src_pmd, 8、static inline int copy_pmd_range(pgd_t *dst_pgd, pgd_t *src_pgd, 9、int copy_page_range(struct mm_struct *dst, struct mm_struct *src, 9、static inline void free_pte(pte_t page) 10、static inline void forget_pte(pte_t page) 11、static inline void zap_pte_range(pmd_t * pmd, unsigned long address, 12、static inline void zap_pmd_range(pgd_t * dir, unsigned long address, unsigned long size) 13、int zap_page_range(struct mm_struct *mm, unsigned long address, unsigned long size) 17、static inline void remap_pte_range(pte_t * pte, unsigned long address, 20、unsigned long put_dirty_page(struct task_struct * tsk, unsigned long page, 21、void handle_mm_fault(struct vm_area_struct * vma, unsigned long address, 有关avl树的一些操作： 2、static inline void avl_rebalance (struct vm_area_struct *** nodeplaces_ptr, int count) static inline void avl_insert (struct vm_area_struct * new_node, 4、static inline void avl_insert_neighbours (struct vm_area_struct * new_node, struct vm_area_struct ** ptree, struct vm_area_struct ** to_the_left, struct vm_area_struct ** to_the_right) 5、static inline void avl_remove (struct vm_area_struct * node_to_delete, struct vm_area_struct ** ptree) 7、static void printk_list (struct vm_area_struct * vma) 14、static inline int vm_enough_memory(long pages) 15、static inline unsigned long vm_flags(unsigned long prot, unsigned long flags) 16、unsigned long get_unmapped_area(unsigned long addr, unsigned long len) 17、unsigned long do_mmap(struct file * file, unsigned long addr, unsigned long len, 18、void merge_segments (struct mm_struct * mm, unsigned long start_addr, 19、static void unmap_fixup(struct vm_area_struct *area, unsigned long addr, size_t len) 20、int do_munmap(unsigned long addr, size_t len) remap.c static inline pte_t *get_one_pte(struct mm_struct *mm, unsigned long addr) static inline pte_t *alloc_one_pte(struct mm_struct *mm, unsigned long addr) static inline int copy_one_pte(pte_t * src, pte_t * dst) static int move_one_page(struct mm_struct *mm, static int move_page_tables(struct mm_struct * mm, static inline unsigned long move_vma(struct vm_area_struct * vma, asmlinkage unsigned long sys_mremap(unsigned long addr, unsigned long old_len, 下面分析一下伙伴算法的页面释放过程. ; mm/page_alloc.c: #define BAD_RANGE(zone,x) (((zone) != (x)->zone) || (((x)-mem_map) offset) || (((x)-mem_map) >= (zone)->offset+(zone)->size)) #define virt_to_page(kaddr) (mem_map + (__pa(kaddr) >> PAGE_SHIFT)) void free_pages(unsigned long addr, unsigned long order) if (page->buffers) page->flags ~((1 page->age = PAGE_AGE_START; zone = page->zone; 取page所在的页区 mask = (~0UL) base = mem_map + zone->offset; 求页区的起始页 spin_lock_irqsave( flags); zone->free_pages -= mask; 页区的自由页数加上将释放的页数(掩码值为负) while (mask + (1 struct page *buddy1, *buddy2; if (area >= zone->free_area + MAX_ORDER) 如果超过了最高次平面 if (BAD_RANGE(zone,buddy1)) 伙伴有没有越过页区范围 memlist_del( 删除伙伴的自由链 spin_unlock_irqrestore( flags); /* pgd_t *pgd = pgd_offset(mm_struct,addr); pgd_t *pgd = pgd_offset_k(addr) pmd_t *pmd = pmd_offset(pgd, addr) ; pte_t *pte = pte_offset(pmd, addr) struct page *page = pte_page(pte_val)); pte_t pte_val = ptep_get_and_clear(pte); pte_t pte_val = mk_pte(page,pgprot); set_pte(pte,pte_val); movl $sem,% ecx 通过寄存器ecx向__down函数传递sem指针 up(&sem) 编绎成: movl $sem,% ecx spin_lock_irq(&semaphore_lock); /* // atomic_add_negative(int i,atomic_t *v)将i + v->counter相加, spin_unlock_irq(&semaphore_lock); if (!q) wq_write_lock_irqsave(&q->lock, flags); #if WAITQUEUE_DEBUG head = &q->task_list; #if WAITQUEUE_DEBUG /* /* ; fork.c wq_write_lock_irqsave(&q->lock, flags); static int if (atomic_read(&nr_queued_signals) < max_queued_signals) { 问题 当有多个CPU时，同样的代码可能同时在两个或多个CPU上执行。这在如下所示用于初 0x30 = 1 自旋锁小历史 2.0.x版本的Linux内核通过给整个内核引入一个全局变量来防止多于一个CPU会造成的 简单的自旋锁 理解自旋锁的最简单方法是把它作为一个变量看待，该变量把一个例程或者标记为 spin_lock (&my_spinlock); 中断 设想我们的硬件的驱动程序还有一个中断处理程序。该处理程序需要修改某些由我们 spin_lock_irqsave(&my_spinlock, flags); >>> kernel_thread以标志CLONE_VM调用clone系统调用 __asm__ __volatile__( >>> sys_clone->do_fork->copy_mm： 。。。。。。。。 tsk->mm = NULL; /* >>> 内核线程，只是增加当前进程的虚拟空间的引用计数 。。。。。。。。。。 good_mm: 。。。。。。。 然后内核线程一般调用daemonize来释放对用户空间的引用： mm_release(); >>> 递减mm的引用计数并是否为0，是则释放mm所代表的映射 asmlinkage void schedule(void) 。。。。。。。。。 prepare_to_switch(); >>> prev = NULL ，切换出去的是内核线程 } 对内核线程的虚拟空间总结一下： ２、进程调度的时候 多进程系统的一些突出的特点: Linux是一个多进程的操作系统，进程是分离的任务，拥有各自的权利和责任。如果一个进程崩溃，它不应该让系统的另一个进程崩溃。每一个独立的进程运行在自己的虚拟地址空间，除了通过安全的核心管理的机制之外无法影响其他的进程。 Linux中，每个进程用一个task_struct的数据结构来表示，用来管理系统中的进程。Task向量表是指向系统中每一个task_struct数据结构的指针的数组。这意味着系统中的最大进程数受到Task向量表的限制，缺省是512。这个表让Linux可以查到系统中的所有的进程。操作系统初始化后，建立了第一个task_struct数据结构INIT_TASK。当新的进程创建时，从系统内存中分配一个新的task_struct，并增加到Task向量表中。为了更容易查找，用current指针指向当前运行的进程。 task_struct结构中有关于进程调度的两个重要的数据项： 它们的含义分别是： TASK_RUNNING：正在运行的进程（是系统的当前进程）或准备运行的进程（在Running队列中，等待被安排到系统的CPU）。处于该状态的进程实际参与了进程调度。 //进程标志位： 其中PF_STARTING没有用到。 各个标志位的代表着不同含义，对应着不同调用： PF_ALIGNWARN 标志打印“对齐”警告信息，只有在486机器上实现 Linux的各进程之间的状态转换的系统调用 进程的创建：TASK_RUNNING 第一个进程在系统启动时创建，当系统启动的时候它运行在核心态，这时，只有一个进程：初始化进程。象所有其他进程一样，初始进程有一组用堆栈、寄存器等等表示的机器状态。当系统中的其他进程创建和运行的时候这些信息存在初始进程的task_struct数据结构中。在系统初始化结束的时候，初始进程启动一个核心进程（叫做init）然后执行空闲循环，什么也不做。当没有什么可以做的时候，调度程序会运行这个空闲的进程。这个空闲进程的task_struct是唯一一个不是动态分配而是在核心连接的时候静态定义的，为了不至于混淆，叫做init_task。 // C:/SRCLNX/KERNEL/FORK.C 为新进程申请PCB空间; } 进程的调度（schedule()）： 处于TASK_RUNNING状态的进程移到run queue，会由schedule()按CPU调度算法在合适的时候选中，分配给CPU。 下面我就来总结一下进程创建以后到被杀死的整个进程生命周期中，状态可能在TASK_RUNNING、TASK_INTERRUPTIBLE、TASK_UNINTERRUPTIBLE 、TASK_STOPPED以及TASK_ZOMBLE之间转换的原因。 进程在TASK_RUNNING以及TASK_UNINTERRUPTIBLE、TASK_INTERRUPTIBLE之间转换： 1.通过sleep_on()、interruptible_sleep_on()、sleep_on_timeout()、interruptible_sleep_on_timeout（）以及wake_up()、wake_up_process()、wake_up_interruptible()函数对进行的转换： sleep_on():TASK_RUNNING->TASK_UNINTERRUPTIBLE （2）某些进程在大部分时间处于睡眠状态，仅在需要时被唤醒去执行相应的操作，当执行完后，该进程又强制去睡眠。 interruptible_sleep_on():TASK_RUNNING->TASK_INTERRUPTIBLE sleep_on_timeout():TASK_RUNNING->TASK_UNINTERRUPTIBLE interruptible_sleep_on_timeout（）：TASK_RUNNING->TASK_INTERRUPTIBLE wake_up():TASK_UNINTERRUPTIBLE-> TASK_RUNNING; if (!q || !(next = *q)) wake_up()在下列情况下被调用： 唤醒睡眠进程执行某些操作： void wake_up_process(struct task_struct * p) /* reschedule_idle(p); 这个函数的实现机制与wake_up()的不同在于，它只能唤醒某一个特定的睡眠进程，而wake_up()是唤醒整个等待队列的睡眠进程。所以，它的唤醒的原因与wake_up()也有一定的区别，除了由于wake_up()对它的调用之外，它唤醒进程并不是由于资源有效造成的，唤醒的进程也不是因等待资源有效而睡眠的进程。有以下几种情况： 当需要的时候唤醒某个睡眠的系统调用，进行处理： 收到信号所进行的相应处理： 资源有效时，wake_up()对整个等待队列的唤醒是通过对每个等待队列上的进程调用wake_up_process()实现的。 wake_up_interruptible（）：TASK_INTERRUPTIBLE-> TASK_RUNNING 信号量用于生成锁机制,避免发生数据不一致。 Linux信号量是通过两路counter变量实现的：当进程由于申请不到临界区资源而睡眠时，会将semaphore结构中的”count”变量值原子地递减1，进程睡眠等待临界区资源的释放；而当up()函数唤醒睡眠等待进程时，如果”count”变量值小于0，会将semaphore结构中的” waking”变量值原子地递增1，唤醒睡眠进程。虽然所有等待进程都被唤醒。但只有首先得到” waking”的进程才能得到信号量，继续运行下去，其他进程仍然回到最初的等待状态。 Linux定义信号灯结构是： void __up(struct semaphore *sem)： tsk->state = task_state; for (;;) if ( task_state == TASK_INTERRUPTIBLE schedule(); /* 重新调度 */ tsk->state = TASK_RUNNING; /*竞争到信号量的进程置为TASK_RUNNING状态*/ } /* __do_down */ 其中_do__down()又分别由__down()和__do_down()调用，进程转换到不同状态。 int __down_interruptible (struct semaphore * sem)： TASK_RUNNING ->TASK_INTERRUPTIBLE; 在Linux中定义了两种不同的信号灯： （2）定义在全局的单独信号灯数据： 我们来分析一个例子说明信号灯的操作。例如对文件的写操作，我们假设有许多协作的进程对一个单一的数据文件进行写操作。我们希望对文件的访问必须严格地协调。因此这里就利用了inode结构上定义的信号灯inode->i_sem。 …………… down(&inode->i_sem); 在该文件写操作的代码中，加入两个信号灯操作，第一个down(&inode->i_sem)检查并把信号灯的值减小，第二个up(&inode->i_sem)检查并增加它。访问文件的第一个进程试图减小信号灯的数值，如果成功，信号灯的count取值成为0。这个进程现在可以继续运行并使用数据文件。但是，如果另一个进程需要使用这个文件，现在它试图减少信号灯的count数值，它会失败因为结果会是-1。这个进程会被挂起直到第一个进程处理完数据文件。当第一个进程处理完数据文件，它会增加信号灯的waking数值成为1。现在等待进程会被唤醒，这次它减小信号灯的尝试会成功。 每一个独立的信号灯操作可能都需要维护一个调整动作。Linux至少为每一个进程的每一个信号灯数组都维护一个sem_undo的数据结构。如果请求的进程没有，就在需要的时候为它创建一个。这个新的sem_undo数据结构同时在进程的task_struct数据结构和信号灯队列的semid_ds数据结构的队列中排队。对信号灯队列中的信号灯执行操作的时候，和这个操作值相抵消的值加到这个进程的sem_undo数据结构的调整队列这个信号灯的条目上。所以，如果操作值为2，那么这个就在这个信号灯的调整条目上增加-2。 当进程被删除，比如退出的时候，Linux遍历它的sem_undo数据结构组，并实施对于信号灯数组的调整。如果删除信号灯，它的sem_undo数据结构仍旧停留在进程的task_struct队列中，但是相应的信号灯数组标识符标记为无效。这种情况下，清除信号灯的代码只是简单地废弃这个sem_undo数据结构。 我们以buffer_head的加锁和解锁操作为例来解释一下通过锁机制进行的状态转换，在这里要申请buffer_head 资源，先要申请到锁，buffer_head的加锁和解锁就是通过置位和复位bh->b_state来实现的： //资源释放时，清该缓冲区锁位，并唤醒等待队列上的进程，参与竞争资源。 clear_bit(BH_Lock, &bh->b_state); //检验该锁位是否已经置位 //在 /USR/SRC/LINUX/FS/BUFFER.C中定义了__wait_on_buffer(stuct buffer_head * bh);该函数判断该buffer_head是否已经被上了锁，如果是，则不能得到资源，将进程置成TASK_UNINTERRUPTIBLE，加入bh-->b_wait队列中，调用schedule()转去调用其他的进程，否则，分配给资源，进程进入TASK_running状态。 bh->b_count++; Linux shell允许重定向。例如： $ ls | pr | lpr 把列出目录文件的命令ls的输出通过管道接到pr命令的标准输入上进行分页。最后，pr命令的标准输出通过管道连接到lpr命令的标准输入上，在缺省打印机上打印出结果。管道是单向的字节流，把一个进程的标准输出和另一个进程的标准输入连接在一起。没有一个进程意识到这种重定向，和它平常一样工作。是shell建立了进程之间的临时管道。在Linux中，使用指向同一个临时VFS INODE节点（本身指向内存中的一个物理页）的两个file数据结构来实现管道。当写进程向管道中写的时候，字节拷贝到了共享的数据页，当从管道中读的时候，字节从共享页中拷贝出来。Linux必须同步对于管道的访问。必须保证管道的写和读步调一致，它使用锁、等待队列和信号。 管道结构的定义在include/linux/pipe_fs_i.h中， 对管道的操作主要有读和写两种： 2．从一个管道读Pipe_read()： 进程在TASK_RUNNING和TASK_STOPPED间的转换： sys_ptrace()实现步骤： 2)．收到要求它暂停的信号。 2.进程从TASK_STOPPED->TASK_RUNNING的转换: 进程的终止:从TASK_RUNNING->TASK_ZOMBIE的转换 do_exit(long code)流程： exit_notify （）函数向所有和current进程有关的进程发相应的消息，以便它们开展工作，exit_notify （）还判断cueernt进程所在组是否会因current进程的退出而悬空，如果悬空并且组内有stopped状态的进程则发信号；同时进行一系列的指针调整，调整因current进程的死亡引起的进程关系转变。 具体调用do_exit()的函数有以下情况： sys_sigreturn（）：一般情况下sys_sigreturn（）将sigcontext的内容保存到堆栈中，保存过程中当发现段寄存器越界了，这个致命错误就将导致进程结束。 setup_frame（）：setup_frame（）建立信号响应函数的运行的环境，保存当前寄存器，将相应寄存器赋上信号响应函数的信息。在具体设定之前首先进行存储条件检验，不满足就不得不结束进程。 save_v86_state（）：save_v86_state（）保存虚拟86模式下（virtual 86 mode）的信息，如果进程PCB中vm86的信息为空的，无法继续进行操作，只能结束进程。 （2）其他终止进程的情况，通过调用以下函数实现终止： sys_reboot()：sys_reboot()只能被特权级用户调用，用于重新启动系统。 do_signal（）：do_signal（）是处理信号的一个函数。检查current进程每一个接收到的signal，如果是结束进程的信号，结束进程进行相应处理。 die_if_kernel（）。 1.2 Threads Implementation 1.3 Thread Libraries POSIX Threads Win32 and OS/2 Threads DCE Threads Solaris Threads Minimal overhead on CPU-intensive multiprocessing (with about one thread per processor); 最小限度消耗的CPU级多处理技术（每个CPU一个线程）； The main disadvantage is more expensive context switches on mutex and condition operations, which must go through the kernel. This is mitigated by the fact that context switches in the Linux kernel are pretty efficient. 1.5.3 Consider other implementation models There are basically two other models. The "many-to-one" model relies on a user-level scheduler that context-switches between the threads entirely in user code; viewed from the kernel, there is only one process running. This model is completely out of the question for me, since it does not take advantage of multiprocessors, and require unholy magic to handle blocking I/O operations properly. There are several user-level thread libraries available for Linux, but I found all of them deficient in functionality, performance, and/or robustness. clone_flags = regs.ebx; 与系统调用clone功能相似的系统调用有fork,但fork事实上只是clone的功能的一部分，clone与fork的主要区别在于传递了几个参数，而当中最重要的参数就是conle_flags,下表是系统定义的几个clone_flags标志： 3 Linux线程的实现 /* The type of thread descriptors */ struct _pthread_descr_struct { /* The type of thread handles. */ struct pthread_handle_struct { /* The type of messages sent to the thread manager thread */ /* One end of the pipe for sending requests to the thread manager. */ /* Other end of the pipe for sending requests to the thread manager. */ int __pthread_manager_reader; //线程的堆栈大小 /* Attributes for threads. */ //每个进程的最大线程数 3.2.2 Main thread and manager thread initializing /* Thread creation */ int __pthread_create_2_1(pthread_t *thread, const pthread_attr_t *attr, int __pthread_initialize_manager(void) /* If basic initialization not done yet (e.g. we're called from a constructor run before our constructor), do it now */ /* If already done (e.g. by a constructor called earlier!), bail out */ 3.3 线程的创建 Manager thread 接到创建线程请求后调用下函数。 /* First check whether we have to change the policy and if yes, whether static int pthread_allocate_stack(const pthread_attr_t *attr, if (attr != NULL && attr->__stackaddr_set) /* Adjust priority of thread manager so that it always run at a priority void __pthread_manager_adjust_prio(int thread_prio) if (thread_prio <= __pthread_manager_thread.p_priority) return; Process Descriptor description： 各种各样的进程指针：在进程描述符中有很多task_struct的指针，用于把它链进不同的链表或树中。最简单的是next_task和prev_task，它们把当前系统中的所有进程链成一条双向链表；其次是next_run和prev_run，它们把当前可运行的进程（state为TASK_RUNNING，这和current不同，并不表示它正在运行，只表示它可以被CPU调度运行而已）链成一条双向链表，不过我的源码里并没有作者所说的runqueue指针头，好象是init_task取代了runqueue的位置；pidhash_next和pidhash_pprev是用来链进以进程号索引的hash表的，因为大多调用都使用进程号标识进程，所以需要建立一个hash表来加快以进程号来查找进程的速度；最后是p_opptr,p_pptr,p_cptr,p_ysptr,p_osptr，这些是用来标识进程的父子，兄弟等树状关系的，作者书中的图已经很清楚了，不再需要我多说了。 等待队列：一般来说，当某个任务不能马上完成时，kernel不会陪着进程在那死等，它只是简单把进程挂进某个队列，然后继续运行，等这个任务完成，kernel会从队列中取出等待的进程，并把它链进可运行队列中。等待队列的结构体如下： 进程限制：谁都不希望某个用户的进程会占用所有的内存，所有的CPU，所有的任何资源，这样就要对进程有所限制，kernel用了这样一个结构： question: 标题 Re: 新兵笔记--ULK(C3) Process Descriptor [re: lucian_yao] 1、是我的错，把 标题 Re: 新兵笔记--ULK(C3) Process Descriptor [re: Big John] static inline struct task_struct * get_current(void) asm ("combine %2,%0" : "=r" (foo) : "0" (foo), "g" (bar)); The constraint `"0"' for operand 1 says that it must occupy the same 这段来自gcc的info，大概意思是说，%1和%0将占用同一个寄存器，所以引用%0也就是引用%1了。 init进程从内核态切换到用户态。 //谢谢lucian_yao 邀请，在此灌水一篇 大家都知道如何产生一个新的进程。 首先在kernel_thread(init...)函数中， 以上我也是刚看代码悟出的，如有不对之处，还望高手指出。 struct task_struct { include/linux/sched.h #define SET_LINKS(p) do { struct task_struct { ; arch/i386/kernel/process.c 现在的问题是,在什么情况下需要用count循环几次? 现有的代码好象不需要循环. struct k_sigaction { unsigned long cw; ;取信号帧的起始地址 if (err) /* Set up to return from userspace. If provided, use a stub err |= __put_user(frame->retcode, if (err) /* Set up registers for signal handler */ #if DEBUG_SIG give_sigsegv: /* Default to using normal stack */ /* This is the X/Open sanctioned signal stack switching. */ /* This is the legacy signal stack switching. */ static int tmp = 0; err |= __put_user(regs->xes, (unsigned int *) return err; union { ; setup_rt_frame与setup_frame相比多了一个siginfo_t参数 frame = get_sigframe(ka, regs, sizeof(*frame)); if (!access_ok(VERIFY_WRITE, frame, sizeof(*frame))) err |= __put_user((current->exec_domain ; 初始化frame->info和frame->uc两个指针 /* Create the ucontext. */ err |= __put_user(current->sas_ss_size, /* Set up to return from userspace. If provided, use a stub if (err) /* Set up registers for signal handler */ set_fs(USER_DS); #if DEBUG_SIG return; give_sigsegv: /* If you change siginfo_t structure, please be sure static int send_signal(int sig, struct siginfo *info, struct sigpending *signals); /* Real-time signals must be queued if sent by sigqueue, or if (atomic_read(q = kmem_cache_alloc(sigqueue_cachep, GFP_ATOMIC); sigaddset( sig); 将sig号标记在队列的信号集上 /* Ok, it wasn't in the queue. We must have found_it: /* Copy the sigqueue information and free the queue entry */ /* Non-RT signals can exist multiple times.. */ sigdelset( sig); 系统调用是应用程序和操作系统内核之间的功能接口。其主要目的是使得用户可以 2 添加新的系统调用 .long SYMBOL_NAME(sys_mycall) （3） 重建新的Linux内核 # xtdy 由mlock的参数可看出，mlock对由start所在页的起始地址开始，长度为len(注：len=(len+(start&~PAGE_MASK)+ ~PAGE_MASK)&PAGE_MASK)的内存区域的页进行加锁。 １．mm_struct 虚存段vma由数据结构vm_area_atruct(include/linux/mm.h)描述： vm_start;//所对应内存区域的开始地址 tree->vm_avl_height==1+max(heightof(tree->vm_avl_left),heightof( 对vma可以进行加锁、加保护、共享和动态扩展等操作。 3．重要常量 mlock系统调用代码函数功能分析 下面对各个函数的功能作详细的分析((1)和（2）在前面简介mlock时已介绍过，并在后面有详细的程序流程)： 目录名称 目录内容 并不是所有这些目录在你的系统中都有，这取决于你的内核配置和装载的模块。另外，在/proc下还有三个很重要的目录：net，scsi和sys。Sys目录是可写的，可以通过它来访问或修改内核的参数，而net和scsi则依赖于内核配置。例如，如果系统不支持scsi，则scsi目录不存在。 目录名称 目录内容 用户如果要查看系统信息，可以用cat命令。例如： PROC文件系统的初始化过程概述 PROC文件系统总的初始化流程如下图所示，是从INIT/MAIN.C的START_KERNEL()函数中开始的，首先是PROC_ROOT_INIT()，在这个函数中用PROC_DIR_EMTRY注册了/PROC及其目录下的各个文件及目录的基本信息，包括注册INODE NUMBER，文件名长度，文件名，操作权限，连接数，用户标识号，组标识号，允许的INODE OPERATIONS和兄弟、父母、子文件的指针等，并生成文件目录之间的相互关系，即目录树。接下来在SYSCLT_INIT()里把ROOT_TABLE的各项内容挂到/PROC树的PROC_SYS_ROOT下面，PROC_SYS_ROOT是一个特殊的PROC项，即/PROC/SYS目录，在此目录下的部分文件是可写的，可以通过修改这些文件内容来修改系统配置参数。然后是FILESYSTEM_SETUP()，在这里产生一个新的FILE_SYSTEM_TYPE：PROC_FS_TYPE，把这个文件系统类型挂到FILE_SYSTEMS链表的末尾，其中包含了读取PROC文件系统SUPER BLOCK的函数指针，PROC_READ_SUPER，接下来在装载了ROOT文件系统后，如果还要把PROC文件系统MOUNT上来则需通过此函数把PROC文件系统的SUPER BLOCK读进内存里的SUPER_BLOCKS链表。从上面可以看到，PROC文件系统的初始化流程主要分两步，即登记注册和挂载文件系统，其中的核心内容是在登记注册里，下面就具体分析一下这两部分的具体初始化操作。 #ifdef CONFIG_DEBUG_MALLOC 在解释过PROC_REGISTER()函数后顺便再说明一下它的反向操作函数PROC_UNREGISTER()，即注销一个PROC_DIR_ENTRY项，其定义如下： int proc_unregister(struct proc_dir_entry * dir, int ino) /* inuse_filps is protected by the single kernel lock */ dentry = filp->f_dentry; static struct proc_dir_entry proc_pid_status = { error = -ENOTDIR; if (inode) { 2) proc_root_lookup() if (dir->i_ino == PROC_ROOT_INO) { /* check for safety... */ read_lock(&tasklist_lock); /*加读进程列表的锁*/ if (!proc_lookup(dir, dentry)) /*如果调用proc_lookup成功则返回*/ dentry->d_op = &proc_dentry_operations; 3) proc_readdir() if (!inode || !S_ISDIR(inode->i_mode)) do { index -= FIRST_PROCESS_ENTRY; if (nr < FIRST_PROCESS_ENTRY) { nr_pids = get_pid_list(nr, pid_array); for (i = 0; i < nr_pids; i++) { do { if (filldir(dirent, buf+j, PROC_NUMBUF-j, filp->f_pos, ino) < 0) PROC文件系统的挂载过程 /* fs/proc/procfs_syms.c */ /* fs/super.c */ if (!fs) 在系统启动时如果需要把PROC文件系统挂载上来则要根据PROC_FS_TYPE中注册的PROC_READ_SUPER()函数把SUPER BLOCK读入内存，并加入SUPER_BLOCKS链表。对于一般基于硬设备上的文件系统，READ_SUPER函数的操作就是在内存中创建一个新的空SUPER BLOCK，然后从设备上把SUPER BLOCK读入。但对于PROC文件系统，其READ_SUPER操作的内容有所不同，因为PROC文件系统是不存在于任何设备上的，所以PROC_READ_SUPER函数就是在产生一个新的空SUPER_BLOCK之后在内存中锁住该块后直接对其进行修改了。 lock_super(s); /*锁住该super_block*/ out_no_root: 跟踪函数do_ide*_request()，不难发现对CD_ROM请求的具体实现。各函数之间的关系如图4。下面介绍主要函数的意义： do_request() //contained in drivers/block/ide.c if (rq -> cmd == PACKET_COMMAND || rq -> cmd == REQUEST_SENSE_COMMAND) 该函数发一个包命令（packet command）给设备，设备在参数drive中注明，包命令用参数CMD_BUF和CMD_LEN表示。参数HANDLER是中断句柄，当包命令完成时，HANDLER将被调用。在函数cdrom_start_read（）中cdrom_transfer_packet_command（）被调用的形式如下： 根据请求，在缓冲区内确认是否能满足，即先在缓冲区内查找请求所需的数据。如果请求被满足，则结束该请求cdrom_end_request (1, drive)，返回；如果没有被满足，则继续。 打开设备的操作是ide_cdrom_open（），函数的内容很简单，如果是第一次打开，则检测CD_ROM的状态，否则不做任何事情。关闭设备的操作是ide_cdrom_release（），主要的操作是释放与该设备有关的内存空间。 页缓冲用page_hash_table来索引不同文件不同位置上的页块.page_hash_table是页面结构指针(struct page *)组成的数组,它的键由i_mapping地址和文件的页块号组成,i_mapping指向inode结构中的i_data结构,它的值对不同的inode是不同的,它的尺寸分配和dentry_hashtable的分配类似,每4M内存分配1个4K页面,每个页面则1024项. page_hash(mapping,index) add_to_page_cache(page,mapping,index) add_to_page_cache_unique(page,mapping,index,hash) __find_page_nolock(mapping,index,page) remove_page_from_hash_queue(page) typedef struct page { #define page_hash(mapping,index) (page_hash_table+_page_hashfn(mapping,index)) atomic_t page_cache_size = ATOMIC_INIT(0); void add_to_page_cache(struct page * page, struct address_space * mapping, unsigned long offset) if (PageLocked(page)) flags = page->flags ~((1 page->flags = flags | (1 page_cache_get(page); 增加引用计数 mapping->nrpages++; *p = page; for (;;) { page_cache_get(page); spin_lock( err = 1; spin_unlock( static inline void remove_page_from_hash_queue(struct page * page) if (next) static inline void remove_page_from_inode_queue(struct page * page) mapping->nrpages--; void remove_inode_page(struct page *page) spin_lock( htable_size = mempages; do { page_hash_table = (struct page **) printk("Page-cache hash table entries: %d (order: %ld, %ld bytes)/n", bh = create_buffers(page,blocksize,async); create_empty_buffers(page,dev,blocksize); bh = get_unused_buffer_head(async); struct buffer_head { atomic_t b_count; 引用计数 struct buffer_head *b_next_free; 指向下一备用缓冲块 struct buffer_head **b_pprev; 用于缓冲块散列链 unsigned long b_rsector; struct inode * b_inode; #define NR_SIZES 7 ; 这是一张以2为底的简易对数表,用于块长度到free_list[]索引的转换 #define BUFSIZE_INDEX(X) ((int) buffersize_index[(X)>>9]) static struct buffer_head *lru_list[NR_LIST]; static struct buffer_head * unused_list; struct bh_free_head { static int grow_buffers(int size) if ((size 511) || (size > PAGE_SIZE)) { page = alloc_page(GFP_BUFFER); isize = BUFSIZE_INDEX(size); spin_lock( page->buffers = bh; 表示该页与块设备缓冲区相关联 no_buffer_head: try_again: bh->b_dev = B_FREE; /* Flag as unused */ bh->b_state = 0; set_bh_page(bh, page, offset); bh->b_list = BUF_CLEAN; /* Wake up any waiters ... */ /* /* We're _really_ low on memory. Now we just /* spin_lock( /* This is critical. We can't swap out pages to get /* return NULL; head = create_buffers(page, blocksize, 1); bh = head; 系统用下面的方法计算某节路径名的hash值: unsigned long hash; struct qstr this; unsigned int c; hash = init_name_hash(); do { name++; hash = partial_name_hash(c, hash); c = *(const unsigned char *)name; } while (c (c != '/')); this.len = name - (const char *) this.name; this.hash = end_name_hash(hash); ... 有关的代码如下: static unsigned int d_hash_mask; static unsigned int d_hash_shift; static struct list_head *dentry_hashtable; #define init_name_hash() 0 static __inline__ unsigned long partial_name_hash(unsigned long c, unsigned long prevhash) { prevhash = (prevhash > (8*sizeof(unsigned long)-4)); return prevhash ^ c; } /* Finally: cut down the number of bits to a int value (and try to avoid losing bits) */ static __inline__ unsigned long end_name_hash(unsigned long hash) { if (sizeof(hash) > sizeof(unsigned int)) hash += hash >> 4*sizeof(hash); return (unsigned int) hash; } #define D_HASHBITS d_hash_shift #define D_HASHMASK d_hash_mask static inline struct list_head * d_hash(struct dentry * parent, unsigned long hash) { hash += (unsigned long) parent / L1_CACHE_BYTES; hash = hash ^ (hash >> D_HASHBITS) ^ (hash >> D_HASHBITS*2); return dentry_hashtable + (hash D_HASHMASK); } void d_rehash(struct dentry * entry) { struct list_head *list = d_hash(entry->d_parent, entry->d_name.hash); spin_lock( list_add( list); spin_unlock( } static __inline__ void d_drop(struct dentry * dentry) { spin_lock( list_del( INIT_LIST_HEAD( spin_unlock( } struct dentry * d_lookup(struct dentry * parent, struct qstr * name) { unsigned int len = name->len; unsigned int hash = name->hash; const unsigned char *str = name->name; struct list_head *head = d_hash(parent,hash); struct list_head *tmp; spin_lock( tmp = head->next; for (;;) { struct dentry * dentry = list_entry(tmp, struct dentry, d_hash); if (tmp == head) break; tmp = tmp->next; if (dentry->d_name.hash != hash) continue; if (dentry->d_parent != parent) continue; if (parent->d_op parent->d_op->d_compare) { ; 如果文件系统提供了目录名比较的方法 if (parent->d_op->d_compare(parent, name)) continue; } else { if (dentry->d_name.len != len) continue; if (memcmp(dentry->d_name.name, str, len)) continue; } __dget_locked(dentry); 增加dentry的引用计数 dentry->d_flags |= DCACHE_REFERENCED; spin_unlock( return dentry; } spin_unlock( return NULL; } static void __init dcache_init(unsigned long mempages) { struct list_head *d; unsigned long order; unsigned int nr_hash; int i; /* * A constructor could be added for stable state like the lists, * but it is probably not worth it because of the cache nature * of the dcache. * If fragmentation is too bad then the SLAB_HWCACHE_ALIGN * flag could be removed here, to hint to the allocator that * it should not try to get multiple page regions. */ dentry_cache = kmem_cache_create("dentry_cache", sizeof(struct dentry), 0, SLAB_HWCACHE_ALIGN, NULL, NULL); if (!dentry_cache) panic("Cannot create dentry cache"); #if PAGE_SHIFT mempages >>= (13 - PAGE_SHIFT); #endif mempages *= sizeof(struct list_head); for (order = 0; ((1UL do { unsigned long tmp; nr_hash = (1UL sizeof(struct list_head); d_hash_mask = (nr_hash - 1); tmp = nr_hash; d_hash_shift = 0; while ((tmp >>= 1UL) != 0UL) d_hash_shift++; dentry_hashtable = (struct list_head *) __get_free_pages(GFP_ATOMIC, order); } while (dentry_hashtable == NULL --order >= 0); ; 如果order太大,超过了__get_free_pages最大可分配尺寸,则减小order的值重试. printk("Dentry-cache hash table entries: %d (order: %ld, %ld bytes)/n", nr_hash, order, (PAGE_SIZE if (!dentry_hashtable) panic("Failed to allocate dcache hash table/n"); d = dentry_hashtable; i = nr_hash; do { INIT_LIST_HEAD(d); d++; i--; } while (i); } 对opera的注释加点解释，读起来可能会更省力些。 1.为什么要用这个算法 例如要构造一个文件 /usr/local/cross/my_comp /usr/ 假定我们已经找到/usr/对应的dentry, 现在必须能够从local找到它对应的dentry,这时就要从名字---->dentry的快速映射，在Linux中一般用哈希映射。 2. 查找方法 首先，通过d_hash粗分类,找到"local"所在的链表，然后顺序向下一一匹配。 4.初始化 首先通过__get_free_pages获得一些页面，这些页面构成了所有链表头数组。 int permission(struct inode * inode,int mask) { if (inode->i_op inode->i_op->permission) { ; 如果文件系统定义了自已的授权算法 int retval; lock_kernel(); retval = inode->i_op->permission(inode, mask); unlock_kernel(); return retval; } return vfs_permission(inode, mask); 缺省的授权算法 } int vfs_permission(struct inode * inode,int mask) { int mode = inode->i_mode; ; 如果对只读文件系统中的普通文件,目录文件,符号链接请求写访问 if ((mask S_IWOTH) IS_RDONLY(inode) (S_ISREG(mode) || S_ISDIR(mode) || S_ISLNK(mode))) return -EROFS; /* Nobody gets write access to a read-only fs */ ; 如果对免疫文件请求写访问 if ((mask S_IWOTH) IS_IMMUTABLE(inode)) return -EACCES; /* Nobody gets write access to an immutable file */ if (current->fsuid == inode->i_uid) mode >>= 6; 如果自已是文件的拥有者,取文件对拥有者的访问权 else if (in_group_p(inode->i_gid)) mode >>= 3; 如果自已是文件所在组的成员,取文件对组成员的访问权 ; 如果所请求的权限是实际对文件权限的子集或者被赋予了超越特权,则允许访问 if (((mode mask S_IRWXO) == mask) || capable(CAP_DAC_OVERRIDE)) return 0; ; 虽然自已对文件没有访问权限,但如果自已被赋予了读和检索的特权, ; 则允许读或检索目录. /* read and search access */ if ((mask == S_IROTH) || (S_ISDIR(inode->i_mode) !(mask ~(S_IROTH | S_IXOTH)))) if (capable(CAP_DAC_READ_SEARCH)) return 0; return -EACCES; } ; kernel/sys.c /* * Check whether we're fsgid/egid or in the supplemental group.. */ int in_group_p(gid_t grp) { int retval = 1; if (grp != current->fsgid) retval = supplemental_group_member(grp); return retval; } static int supplemental_group_member(gid_t grp) { int i = current->ngroups; if (i) { gid_t *groups = current->groups; do { if (*groups == grp) return 1; groups++; i--; } while (i); } return 0; } 多个IDE驱动器可以共享一个中断,共享同一中断的驱动器形成一个组,用ide_hwgroup_t结构来描述.ide_intr()是所有的ide驱动器所共用的硬件中断入口,对之对应的ide_hwgroup_t指针将作为dev_id传递给ide_intr. 每次在读写某个驱动器之前,需要用ide_set_handler()来设置ide_intr将要调用的中断函数指针.中断产生以后,该函数指针被自动清除. do_rw_disk(drive,rq,block) 从逻辑扇区号block开始向IDE硬盘驱动器drive写入rq所描述的内容. 以下是硬盘PIO传输模式的有关代码. spin_lock_irqsave( flags); if (io_32bit) { /* struct request *rq = do { ; IDE接口共用中断入口 spin_lock_irqsave( flags); if (!ide_ack_intr(hwif)) { if ((handler = hwgroup->handler) == NULL || hwgroup->poll_timeout != 0) { if (drive->unmask) /* if (!OK_STAT(stat=GET_STAT(),DRIVE_READY,drive->bad_wstat)) { if (OK_STAT(stat=GET_STAT(),DRIVE_READY,drive->bad_wstat)) { /* new way for dealing with premature shared PCI interrupts */ read_next: if (io_32bit) { #define blk_finished_io(nsects) / static inline void blkdev_dequeue_request(struct request * req) spin_lock_irqsave( flags); if (!end_that_request_first(rq, uptodate, hwgroup->drive->name)) { req->errors = 0; if ((bh = req->bh) != NULL) { req->current_nr_sectors = bh->b_size >> 9; blkdev_release_request(req); req->rq_status = RQ_INACTIVE; /* /* if (++q->pending_free[rw] >= batch_requests) { * PCI BIOS仅存在于PC上； Linux 2.2提供了一个通用的PCI接口。Linux x86内核实际上努力直接驱动硬件， pci_present() 这个函数检查机器是否存在一条或更多的PCI总线。老内核有一个 确认PCI存在之后，你可以扫描PCI总线来查找设备。PCI设备通过几个配置寄存器 在Linux 2.2中，扫描PCI总线一般用pci_find_device()函数。范例如下： struct pci_dev *pdev = NULL; pci_find_device()有3个参数：第一个是供应商ID，第二个是设备ID，第三个是 Linux直接提供了IRQ和PCI BARs（基址寄存器）。为了避免代码在非PC平台上出 Listing One: The setup_device () Function
for (i=0; i
tasklet其实就是一个函数。它的结构如下:
struct tasklet_struct
next 用于将tasklet串成一个队列
如何将一个tasklet挂上
首先要初始化一个tasklet,填上相应的参数
void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
然后调用schedule函数，注意，下面的函数仅仅是将这个tasklet挂到 TASKLET_SOFTIRQ对应的软中断所执行的tasklet队列上去， 事实上，还有其它的软中断，比如HI_SOFTIRQ,会执行其它的tasklet队列，如果要挂上，那么就要调用tasklet_hi_schedule(). 如果你自己写的softirq执行一个tasklet队列，那么你需要自己写类似下面的函数。
static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
local_irq_save(flags);
这个函数中/**/标注的句子用来挂接上tasklet,
static inline void __cpu_raise_softirq(int cpu, int nr)
tasklet的运行方式
我们以tasklet_action为例，来说明tasklet运行机制。事实上，还有一个函数tasklet_hi_action同样也运行tasklet队列。
见/*1*//*2/之间的代码。事实上，在一个队列上同时添加和运行也是可行的，没这个简洁。
-----------------------------------------------------------------
/*1*/ local_irq_disable();
while (list != NULL) {
list = list->next;
/*3*/ if (tasklet_trylock(t)) {
t->func(t->data);
/*3*/看其它cpu是否还有同一个tasklet在执行，如果有的话，就首先将这个tasklet重新放到tasklet_vec[cpu].list指向的预备队列(见/*4*/~/*5*/)，而后跳过这个tasklet.
tasklet的状态
在tasklet_struct中有一个属性state，用来表示tasklet的状态：
1.当tasklet被挂到队列上，还没有执行的时候，是 TASKLET_STATE_SCHED
其实还有另一对状态，禁止或允许，tasklet_struct中用count表示,用下面的函数操作
-----------------------------------------------------
static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t)
static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)
下面来验证1,2这两个状态:
当被挂上队列时:
static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
为什么要这样做?试想，如果一个tasklet已经挂在一队列上，内核将沿着这个队列一个个执行，现在如果又被挂到另一个队列上，那么这个tasklet的指针
tasklet开始执行时:
在tasklet_action中:
/*1*/ if (tasklet_trylock(t)) {
t->func(t->data);
1 看是否是别的cpu上这个tasklet已经是 TASKLET_STATE_RUN了，如果是就跳过这个tasklet
1和4确保了在所有cpu上，不可能运行同一个tasklet,这样在一定程度上确保了tasklet对数据操作是安全的，但是不要忘了，多个tasklet可能指向同一个函数，所以仍然会发生竞争条件。
可能会有疑问:假设cpu 1上已经有tasklet 1挂在队列上了，cpu2应该根本挂不上同一个tasklet 1,怎么会有tasklet 1和它发生重入的情况呢?
软中断的重入
如图，一般情况下，在硬件中断处理程序后都会试图调用do_softirq执行软中断，但是如果发现现在已经有中断在运行，或者已经有软中断在运行，则
其目的是避免访问同样的变量导致竞争条件的出现。在开中断的中断处理程序中不允许调用软中断可能是希望这个中断处理程序尽快结束。
这是由do_softirq中的
if (in_interrupt())
保证的.
其中，
前者local_irq_count(_cpu):
当进入硬件中断处理程序时，handle_IRQ_event中的irq_enter(cpu, irq)会将它加1,表明又进入一个硬件中断
后者local_bh_count(__cpu) :
当进入软中断处理程序时，do_softirq中的local_bh_disable()会将它加1，表明处于软中断中
一个例子：
当内核正在执行处理定时器的软中断时，这期间可能会发生多个时钟中断，这些时钟中断的处理程序都试图再次运行处理定时器的软中断，但是由于 已经有个软中断在运行了，于是就放弃返回。
软中断调用时机
最直接的调用：
当硬中断执行完后，迅速调用do_softirq来执行软中断(见下面的代码)，这样，被硬中断标注的软中断能得以迅速执行。当然，不是每次调用都成功的，见前面关于重入的帖子。
}
还有，不是每个被标注的软中断都能在这次陷入内核的部分中完成，可能会延迟到下次中断。
其它地方的调用:
在entry.S中有一个调用点:
handle_softirq:
有两处调用它，一处是当系统调用处理完后:
ENTRY(ret_from_sys_call)
一处是当异常处理完后：
ret_from_exception:
注意其中的irq_stat, irq_stat +4 对应的就是字段 active和mask
既然我们每次调用完硬中断后都马上调用软中断，为什么还要在这里调用呢?
原因可能都多方面的:
(1)在系统调用或者异常处理中同样可以标注软中断，这样它们在返回前就能得以迅速执行
(2)前面提到，有些软中断要延迟到下次陷入内核才能执行，系统调用和异常都陷入内核，所以可以尽早的把软中断处理掉
(3)如果在异常或者系统调用中发生中断，那么前面提到，可能还会有一些软中断没有处理，在这两个地方做一个补救工作，尽量避免到下次陷入内核才处理这些软中断。
另外，在切换前也调用。
bottom half
2.2.x中的bottom half :
2.2.x版本中的bottom half就相当于2.4.1中的softirq.它的问题在于只有32个,如果要扩充的话，需要task 队列(这里task不是进程，而是函数)，还有一个比较大的问题，就是虽然bottom half在一个CPU上是串行的(由local_bh_count[cpu]记数保证),但是在多CPU上是不安全的，例如，一个CPU上在运行关于定时器的bottom half,另一个CPU也可以运行同一个bottom half,出现了重入。
2.4.1中的bottom half
2.4.1中，用tasklet表示bottom half, mark_bh就是将相应的tasklet挂到运行队列里tasklet_hi_vec[cpu].list,这个队列由HI_SOFTIRQ对应的softirq来执行。
另外，用一个全局锁来保证，当一个CPU上运行一个bottom half时，其它CPU上不能运行任何一个bottom half。这和以前的bottom half有所不同，不知道是否我看错了。
用32个tasklet来表示bottom half:
struct tasklet_struct bh_task_vec[32];
首先，初始化所有的bottom half:
void __init softirq_init()
这里bh_action是下面的函数，它使得bottom half运行对应的bh_base。
static void bh_action(unsigned long nr)
/*1*/ if (!spin_trylock(&global_bh_lock))
if (!hardirq_trylock(cpu))
if (bh_base[nr])
hardirq_endlock(cpu);
resched_unlock:
/*1*/试图上锁,如果得不到锁，则重新将bottom half挂上，下次在运行。
void init_bh(int nr, void (*routine)(void))
取消定义时，用:
void remove_bh(int nr)
tasklet_kill确保这个tasklet被运行了，因而它的指针也没有用了。
激活一个bottom half,就是将它挂到队列中 :
static inline void mark_bh(int nr)
时钟和定时器中断
调用trap_init()设置各种trap入口，如system_call、GDT entry、LDT entry、call gate等。其中，0~17为各种错误入口，18~47保留。
调用init_IRQ()函数设置核心系统的时钟周期为10ms，即100HZ，它是以后按照轮转法进行CPU调度时所依照的基准时钟周期。每10ms产生的时钟中断信号直接输入到第一块8259A的INT 0（即irq0）。初始化中断矢量表中从0x20起的17个中断矢量，用bad_IRQ#_interrupt函数的地址（#为中断号）填写。
调用sched_init()函数，设置启动第一个进程init_task。设置用于管理bottom_half机制的数据结构bh_base[]，规定三类事件的中断处理函数，即时钟TIMER_BH、设备TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH。
调用time_init()函数，首先读取当时的CMOS时间，最后调用setup_x86_irq(0,&irq0)函数，把irq0挂到irq_action[0]队列的后面，并把中断矢量表中第0x20项，即timer中断对应的中断矢量改为IRQ0_interrupt函数的地址，在irq0中，指定时间中断服务程序是timer_interrupt，
static struct irqaction irq0 = { timer_interrupt, 0, 0, "timer", NULL, NULL}
结构irqaction的定义如下：
struct irqaction {
void (*handler)(int, void *, struct pt_regs *); /* 中断服务函数入口 */
unsigned long flags; /* 服务允中与否标记 */
unsigned long mask;
const char *name;
void *dev_id;
struct irqaction *next;
};
其中，若flag==SA_INTERRUPT，则中断矢量改为fast_IRQ#_interrupt，在执行中断服务的过程中不允许出现中断，若为其它标记，则中断矢量为IRQ#_interrupt，在执行中断服务的过程中，允许出现中断。
Irq_action的定义与初始化如下：
static void (*interrupt[17])(void) = {IRQ#_interrupt};
static void (*fast_interrupt[16])(void) = {fast_IRQ#_interrupt};
static void (*bad_interrupt[16])(void) = {bad_IRQ#_interrupt};(以上#为中断号)
static struct irqaction *irq_action[16] = {
NULL, NULL, NULL, NULL,
NULL, NULL, NULL, NULL,
NULL, NULL, NULL, NULL,
NULL, NULL, NULL, NULL
};
宏BUILD_TIMER_IRQ（chip, nr, mask）的定义如下：
#define BUILD_TIMER_IRQ(chip,nr,mask) /
asmlinkage void IRQ_NAME(nr); /
asmlinkage void FAST_IRQ_NAME(nr); /
asmlinkage void BAD_IRQ_NAME(nr); /
__asm__( /
"/n"__ALIGN_STR"/n" /
SYMBOL_NAME_STR(fast_IRQ) #nr "_interrupt:/n/t" /
SYMBOL_NAME_STR(bad_IRQ) #nr "_interrupt:/n/t" /
SYMBOL_NAME_STR(IRQ) #nr "_interrupt:/n/t" /
"pushl $-"#nr"-2/n/t" /
SAVE_ALL /
ENTER_KERNEL /
ACK_##chip(mask,(nr&7)) /
"incl "SYMBOL_NAME_STR(intr_count)"/n/t"/ /* intr_count为进入临界区的同步信号量 */
"movl %esp,%ebx/n/t" /
"pushl %ebx/n/t" /
"pushl $" #nr "/n/t" / /* 把do_irq函数参数压进堆栈 */
"call "SYMBOL_NAME_STR(do_IRQ)"/n/t" /
"addl $8,%esp/n/t" /
"cli/n/t" /
UNBLK_##chip(mask) /
"decl "SYMBOL_NAME_STR(intr_count)"/n/t" /
"incl "SYMBOL_NAME_STR(syscall_count)"/n/t" /
"jmp ret_from_sys_call/n");
其中nr为中断请求类型，取值0~15。在irq.c中通过语句BUILD_TIMER_IRQ(first, 0, 0x01)调用该宏，在执行宏的过程中处理时钟中断响应程序do_irq()。
函数do_irq()的第一个参数是中断请求队列序号，时钟中断请求传进来的该参数是0。于是程序根据参数0找到请求队列irq_action[0]，逐个处理该队列上handler所指的时钟中断请求的服务函数。由于已经指定时钟中断请求的服务函数是timer_interrupt，在函数timer_interrupt中，立即调用do_timer()函数。
函数do_timer()把jiffies和lost_ticks加1，接着就执行mark_bh(TIMER_BH)函数，把bottom_half中时钟队列对应的位置位，表示该队列处于激活状态。在做完这些动作后，程序从函数do_irq()中返回，继续执行以后的汇编代码。于是，程序在执行语句jmp ret_from_sys_call后，跳到指定的位置处继续执行。
代码段jmp ret_from_sys_call及其相关的代码段如下：
ALIGN
.globl ret_from_sys_call
ret_from_sys_call:
cmpl $0,SYMBOL_NAME(intr_count)
jne 2f
9: movl SYMBOL_NAME(bh_mask),%eax
andl SYMBOL_NAME(bh_active),%eax
jne handle_bottom_half
#ifdef __SMP__
cmpb $(NO_PROC_ID), SYMBOL_NAME(saved_active_kernel_processor)
jne 2f
#endif
movl EFLAGS(%esp),%eax # check VM86 flag: CS/SS are
testl $(VM_MASK),%eax # different then
jne 1f
cmpw $(KERNEL_CS),CS(%esp) # was old code segment supervisor ?
je 2f
1: sti
orl $(IF_MASK),%eax # these just try to make sure
andl $~NT_MASK,%eax # the program doesn't do anything
movl %eax,EFLAGS(%esp) # stupid
cmpl $0,SYMBOL_NAME(need_resched)
jne reschedule
#ifdef __SMP__
GET_PROCESSOR_OFFSET(%eax)
movl SYMBOL_NAME(current_set)(,%eax), %eax
#else
movl SYMBOL_NAME(current_set),%eax
#endif
cmpl SYMBOL_NAME(task),%eax # task[0] cannot have signals
je 2f
movl blocked(%eax),%ecx
movl %ecx,%ebx # save blocked in %ebx for signal handling
notl %ecx
andl signal(%eax),%ecx
jne signal_return
2: RESTORE_ALL
signal_return:
movl %esp,%ecx
pushl %ecx
testl $(VM_MASK),EFLAGS(%ecx)
jne v86_signal_return
pushl %ebx
call SYMBOL_NAME(do_signal)
popl %ebx
popl %ebx
RESTORE_ALL
v86_signal_return:
call SYMBOL_NAME(save_v86_state)
movl %eax,%esp
pushl %eax
pushl %ebx
call SYMBOL_NAME(do_signal)
popl %ebx
popl %ebx
RESTORE_ALL
incl SYMBOL_NAME(intr_count)
call SYMBOL_NAME(do_bottom_half)
decl SYMBOL_NAME(intr_count)
jmp 9f
reschedule:
pushl $ret_from_sys_call
jmp SYMBOL_NAME(schedule) # test
#define HZ 100
unsigned long volatile jiffies=0;
系统每隔10ms自动把它加1，它是核心系统计时的单位。
enum {
TIMER_BH = 0,
CONSOLE_BH,
TQUEUE_BH,
DIGI_BH,
SERIAL_BH,
RISCOM8_BH,
SPECIALIX_BH,
BAYCOM_BH,
NET_BH,
IMMEDIATE_BH,
KEYBOARD_BH,
CYCLADES_BH,
CM206_BH
};
现在只定义了13个bottom half队列，将来可扩充到32个队列。
unsigned long intr_count = 0;
相当于信号量的作用。只有其等于0，才可以do_bottom_half。
int bh_mask_count[32];
用来计算bottom half队列被屏蔽的次数。只有某队列的bh_mask_count数为0，才能enable该队列。
unsigned long bh_active = 0;
bh_active是32位长整数，每一位表示一个bottom half队列，该位置1，表示该队列处于激活状态，随时准备在CPU认为合适的时候执行该队列的服务，置0则相反。
unsigned long bh_mask = 0;
bh_mask也是32位长整数，每一位对应一个bottom half队列，该位置1，表示该队列可用，并把处理函数的入口地址赋给bh_base，置0则相反。
void (*bh_base[32])(void);
bottom half服务函数入口地址数组。定时器处理函数拥有最高的优先级，它的地址存放在bh_base[0]，总是最先执行它所指向的函数。
if (bh_active & bh_mask) {
intr_count = 1;
do_bottom_half();
intr_count = 0;
}(该判断的汇编代码见Entry.S)
的判断，调用do_bottom_half()函数。
在CPU调度时，通过schedule函数执行上述的判断，再调用do_bottom_half()函数。
总而言之，在下列三种时机：
CPU调度时
系统调用返回前
中断处理返回前
都会作判断调用do_bottom_half函数。Do_bottom_half函数依次扫描32个队列，找出需要服务的队列，执行服务后把对应该队列的bh_active的相应位置0。由于bh_active标志中TIMER_BH对应的bit为1，因而系统根据服务函数入口地址数组bh_base找到函数timer_bh()的入口地址，并马上执行该函数，在函数timer_bh中，调用函数run_timer_list（）和函数run_old_timers（）函数，定时执行服务。
有关TVECS结构的一些数据结构定义如下：
#define TVR_BITS 8
#define TVN_SIZE (1 << TVN_BITS)
#define TVR_SIZE (1 << TVR_BITS)
#define TVN_MASK (TVN_SIZE - 1)
#define TVR_MASK (TVR_SIZE - 1)
int index;
struct timer_list *vec[TVN_SIZE];
};
struct timer_vec_root {
int index;
struct timer_list *vec[TVR_SIZE];
};
static struct timer_vec tv4 = { 0 };
static struct timer_vec tv3 = { 0 };
static struct timer_vec tv2 = { 0 };
static struct timer_vec_root tv1 = { 0 };
(struct timer_vec *)&tv1, &tv2, &tv3, &tv4, &tv5
};
#define NOOF_TVECS (sizeof(tvecs) / sizeof(tvecs[0]))
static unsigned long timer_jiffies = 0;
static inline void internal_add_timer(struct timer_list *timer)
{
/*
* must be cli-ed when calling this
*/
unsigned long expires = timer->expires;
unsigned long idx = expires - timer_jiffies;
int i = expires & TVR_MASK;
insert_timer(timer, tv1.vec, i);
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + TVN_BITS)) {
int i = (expires >> TVR_BITS) & TVN_MASK;
insert_timer(timer, tv2.vec, i);
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + 2 * TVN_BITS)) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + TVN_BITS)) & TVN_MASK;
insert_timer(timer, tv3.vec, i);
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + 3 * TVN_BITS)) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + 2 * TVN_BITS)) & TVN_MASK;
insert_timer(timer, tv4.vec, i);
} else if (expires < timer_jiffies) {
/* can happen if you add a timer with expires == jiffies,
* or you set a timer to go off in the past
*/
insert_timer(timer, tv1.vec, tv1.index);
} else if (idx < 0xffffffffUL) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + 3 * TVN_BITS)) & TVN_MASK;
insert_timer(timer, tv5.vec, i);
} else {
/* Can only get here on architectures with 64-bit jiffies */
timer->next = timer->prev = timer;
}
}
在调用该函数之前，必须关中。对该函数的说明如下：
取出要加进TVECS的timer的激发时间（expires），算出expires与timer_jiffies的差值idx，用来决定该插到哪个队列中去。
若idx小于2^8，则取expires的第0位到第7位的值I，把timer加到tv1.vec中第I个链表的第一个表项之前。
若idx小于2^14，则取expires的第8位到第13位的值I，把timer加到tv2.vec中第I个链表的第一个表项之前。
若idx小于2^20，则取expires的第14位到第19位的值I，把timer加到tv3.vec中第I个链表的第一个表项之前。
若idx小于2^26，则取expires的第20位到第25位的值I，把timer加到tv4.vec中第I个链表的第一个表项之前。
若expires小于timer_jiffies，即idx小于0，则表明该timer到期，应该把timer放入tv1.vec中tv1.index指定的链表的第一个表项之前。
若idx小于2^32，则取expires的第26位到第32位的值I，把timer加到tv5.vec中第I个链表的第一个表项之前。
若idx大等于2^32，该情况只有在64位的机器上才有可能发生，在这种情况下，不把timer加入TVECS结构。
static inline void run_timer_list(void)
{
cli();
while ((long)(jiffies - timer_jiffies) >= 0) {
struct timer_list *timer;
if (!tv1.index) {
int n = 1;
do {
cascade_timers(tvecs[n]);
} while (tvecs[n]->index == 1 && ++n < NOOF_TVECS);
}
while ((timer = tv1.vec[tv1.index])) {
void (*fn)(unsigned long) = timer->function;
unsigned long data = timer->data;
detach_timer(timer);
timer->next = timer->prev = NULL;
sti();
fn(data);
cli();
}
++timer_jiffies;
tv1.index = (tv1.index + 1) & TVR_MASK;
}
sti();
}
对run_timer_list函数的说明如下：
关中。
判断jiffies是否大等于timer_jiffies，若不是，goto 8。
判断tv1.index是否为0（即此时系统已经扫描过整个tv1的256个timer_list链表，又回到的第一个链表处，此时需重整TVECS结构），若是，置n为1；若不是，goto 6。
调用cascade_timers（）函数把TVECS[n]中由其index指定的那条链表上的timer放到TVECS[n-1]中来。注意：调用cascade_timers()函数后，index已经加1。
判断TVECS[n]->index是否为1，即原来为0。如果是（表明TVECS[n]上所有都已经扫描一遍，此时需对其后一级的TVECS[++n]调用cascade_timers()进行重整），把n加1，goto 4。
执行tv1.vec上由tv1->index指定的那条链表上的所有timer的服务函数，并把该timer从链表中移走。在执行服务函数的过程中，允许中断。
timer_jiffies加1，tv1->index加1，若tv1->index等于256，则重新置为0，goto 2。
开中，返回。
早期的定时器服务利用如下数据结构：
struct timer_struct {
unsigned long expires; /*本定时器被唤醒的时刻 */
void (*fn)(void); /* 定时器唤醒后的处理函数 */
}
struct timer_struct timer_table[32]; /*最多可同时启用32个定时器 */
unsigned long timer_active; /* 每位对应一定时器，置1表示启用 */
新的定时器服务依靠链表结构突破了32个的限制，利用如下的数据结构：
struct timer_list {
struct timer_list *next;
struct timer_list *prev;
unsigned long expires;
unsigned long data; /* 用来存放当前进程的PCB块的指针，可作为参数传
void (*function)(unsigned long); 给function */
}
表示上述数据结构的图示如下：
在这里，顺便简单介绍一下旧的timer机制的运作情况。
系统在每次调用函数do_bottom_half时，都会调用一次函数run_old_timers()。
函数run_old_timers()
该函数处理的很简单，只不过依次扫描timer_table中的32个定时器，若扫描到的定时器已经到期，并且已经被激活，则执行该timer的服务函数。
系统为每个进程提供了三个间隔定时器。当其中任意一个定时器到期时，就会发出一个信号给进程，同时，定时器重新开始运作。三种定时器描述如下：
ITIMER_REAL 真实时钟，到期时送出SIGALRM信号。
ITIMER_VIRTUAL 仅在进程运行时的计时，到期时送出SIGVTALRM信号。
ITIMER_PROF 不仅在进程运行时计时，在系统为进程运作而运行时它也计时，与ITIMER_VIRTUAL对比，该定时器通常为那些在用户态和核心态空间运行的应用所花去的时间计时，到期时送出SIGPROF信号。
与itimer有关的数据结构定义如下：
struct timespec {
long tv_sec; /* seconds */
long tv_nsec; /* nanoseconds */
};
struct timeval {
int tv_sec; /* seconds */
int tv_usec; /* microseconds */
};
struct itimerspec {
struct timespec it_interval; /* timer period */
struct timespec it_value; /* timer expiration */
};
struct itimerval {
struct timeval it_interval; /* timer interval */
struct timeval it_value; /* current value */
};
struct task_struct {
……
unsigned long timeout;
unsigned long it_real_value,it_prof_value,it_virt_value;
unsigned long it_real_incr,it_prof_incr,it_virt_incr;
struct timer_list real_timer;
……
}
在进程创建时，系统把it_real_fn函数的入口地址赋给real_timer.function。（见sched.h）
我们小组分析了三个系统调用：sys_getitimer，sys_setitimer，sys_alarm。
在这三个系统调用中，需用到以下一些函数：
函数static int _getitimer(int which, struct itimerval *value)
该函数的运行过程大致如下：
根据传进的参数which按三种itimer分别处理：
若是ITIMER_REAL，则设置interval为current进程的it_real_incr，val设置为0；判断current进程的real_timer有否设置并挂入TVECS结构中，若有，设置val为current进程real_timer的expires，并把real_timer重新挂到TVECS结构中，接着把val与当前jiffies作比较，若小等于当前jiffies，则说明该real_timer已经到期，于是重新设置val为当前jiffies的值加1。最后把val减去当前jiffies的值，goto 2。
若是ITIMER_VIRTUAL，则分别设置interval，val的值为current进程的it_virt_incr、it_virt_value，goto 2。
若是ITIMER_PROF，则分别设置interval，val的值为current进程的it_prof_incr、it_prof_value，goto 2。
（2）调用函数jiffiestotv把val，interval的jiffies值转换为timeval，返回0。
函数 int _setitimer(int which, struct itimerval *value, struct itimerval *ovalue)
该函数的运行过程大致如下：
调用函数tvtojiffies把value中的interval和value转换为jiffies i 和 j。
判断指针ovalue是否为空，若空，goto ；若不空，则把由which指定类型的itimer存入ovalue中，若存放不成功，goto 4；
根据which指定的itimer按三种类型分别处理：
若是ITIMER_REAL，则从TVECS结构中取出current进程的real_timer，并重新设置current进程的it_real_value和it_real_incr为j和i。若j等于0，goto 4；若不等于0，则把当前jiffies的值加上定时器剩余时间j，得到触发时间。若i小于j，则表明I已经溢出，应该重新设为ULONG_MAX。最后把current进程的real_timer的expires设为i，把设置过的real_timer重新加入TVECS结构，goto 4。
若是ITIMER_VIRTUAL，则设置current进程的it-_virt_value和it_virt_incr为j和i。
若是ITIMER_PROF，则设置current进程的it-_prof_value和it_prof_incr为j和i。
（4）返回0。
该函数的主要功能是对以addr为始址的，长度为size的一块存储区是否有type类型的操作权利。
该函数的主要功能是从以from为始址的存储区中取出长度为n的一块数据放入以to为始址的存储区。
该函数的主要功能是从以from为始址的存储区中取出长度为n的一块数据放入以to为始址的存储区。
该函数的主要功能是把set_buffer中的内容置为0，在这里，即把it_value和it_interval置为0。
系统调用sys_getitimer(int which, struct itimerval *value)
其次，把which类型的itimer取出放入get_buffer。
再次，若存放成功，再确认对value的写权利。
最后，则把get_buffer中的itimer取出，拷入value。
其次，判断ovalue是否为NULL，若不是，则确认对ovalue是否有写的权利。
再次，调用函数_setitimer设置由which指定类型的itimer。
最后，调用函数memcpy_tofs把get_buffer中的数据拷入ovalue，返回。
中断流程
根据中断产生源，我们可以把中断分成两个部分 :
外部中断( 外部硬件产生 )
外部中断
后续处理
内部中断
程序调用 int : int 80h
因此，内核只需要在第0个向量中设定相应的处理函数即可。
*其它内部中断
外部中断
外部中断是: 外部硬件(如时钟) -----> 中断芯片 ----> 中断向量表 -----> 中断入口
(2) 对中断芯片设置，使得特定管脚的中断能映射到CPU idt特定的位置
(3) 程序中包含了这些中断入口
(4) 在中断向量表里设置向量相应的入口地址
由于硬件设备可能共用一个中断，在统一的函数中会有相应的结构来处理，也就是有16个结构分别处理相应的16个中断
特定的硬件驱动需要将自己的处理函数挂接到特定的结构上.
但是，有一个问题:
因此，这里面要考察的工作至少包括:
2. 外部中断的流程
3. 处理外部中断的结构与相应的数据结构
下面是《LINUX系统分析...》中的一段，可供参考。我也有些疑惑，快下班了就明天说吧。
但有时一个设备驱动程序不知道设备将使用
哪一个中断。在P C I 结构中这不会成为一个问题，因为P C I 的设备驱动程序总是知道它们的中
断号。但对于I S A 结构而言，一个设备驱动程序找到自己使用的中断号却并不容易。L i n u x 系统
通过允许设备驱动程序探测自己的中断来解决这个问题。
首先，设备驱动程序使得设备产生一个中断。然后，允许系统中所有没有指定的中断，这
意味着设备挂起的中断将会通过中断控制器传送。L i n u x 系统读取中断状态寄存器然后将它的
值返回到设备驱动程序。一个非0 的结果意味着在探测期间发生了一个或者多个的中断。设备
驱动程序现在可以关闭探测，这时所有还未被指定的中断将继续被禁止。
一个ISA 设备驱动程序知道了它的中断号以后，就可以请求对中断的控制了。
PCI 结构的系统中断比I S A 结构的系统中断要灵活得多。I S A 设备使用中断插脚经常使用跳
线设置，所以在设备驱动程序中是固定的。但P C I 设备是在系统启动过程中P C I 初始化时由P C I
BIOS 或PCI 子系统分配的。每一个P C I 设备都有可能使用A 、B 、C 或者D 这4 个中断插脚中的
一个。缺省情况下设备使用插脚A 。
每个P C I 插槽的P C I 中断A 、B 、C 和D 是通过路由选择连接到中断控制器上的。所以P C I 插
槽4 的插脚A 可能连接到中断控制器的插脚6 ，P C I 插槽4 的插脚B 可能连接到中断控制器的插脚
7 ,以此类推。
P C I 中断具体如何进行路由一般依照系统的不同而不同，但系统中一定存在P C I 中断路由拓
扑结构的设置代码。在Intel PC 机中，系统的B I O S 代码负责中断的路由设置。对于没有B I O S 的
系统，L i n u x 系统内核负责设置。
P C I 的设置代码将中断控制器的插脚号写入到每个设备的PCI 设置头中。P C I 的设置代码根
据所知道的P C I 中断路由拓扑结构、P C I 设备使用的插槽，以及正在使用的P C I 中断的插脚号来
决定中断号，也就是I R Q 号。
系统中可以有很多的P C I 中断源，例如当系统使用了P C I - P C I 桥时。这时，中断源的数目可
能超过了系统可编程中断控制器上插脚的数目。在这种情况下，某些P C I 设备之间就不得不共
享一个中断，也就是说，中断控制器上的某一个插脚可以接收来自几个设备的中断。L i n u x 系
统通过让第一个中断源请求者宣布它使用的中断是否可以被共享来实现中断在几个设备之间共享的。中断共享使得i r q _ a c t i o n 数组中的同一个入口指向几个设备的i r q a c t i o n 结构。当一个共享
的中断有中断发生时，L i n u x 系统将会调用和此中断有关的所有中断处理程序。所有可以共享
中断的设备驱动程序的中断处理程序都可能在任何时候被调用，即使在自身没有中断需要处理
时。
后续处理
后续部分主要完成下面的工作
2. 是否能进程切换?
3.是否需要进程切换?是则切换
4.信号处理
(我们不妨把这个32位数想象成一个新的中断向量表，设置bit相当于产生中断，下半部分相当于handler,也许这是被称为软中断的原因吧)
task_queue
当然 task_queue 不一定只在 bottom_half 中应用, 我查了一下， 在一些驱动中也直接调用 run_task_queue 来执行一个特定的队列.
现在的内核有些变化，增加了softirq_action tasklet, 不十分清楚是什么原因
如果能切换判断一下是否需要切换, 如果是就切换
在上面许多的外部中断中，有一个特殊的中断的处理 timer_interrupt, 它的下半部分主要处理:时间计算和校准定时器工作
*后续处理的流程
*时钟中断的下半部分
*定时器
用户空间存取内核空间，具体的实现方法要从两个方面考虑，先是用户进程，需要调用mmapp
来将自己的一段虚拟空间映射到内核态分配的物理内存；然后内核空间需要重新设置用户进程的
这段虚拟内存的页表，使它的物理地址指向对应的物理内存。针对linux内核的几种不同的内存分
配方式（kmalloc、vmalloc和ioremap），需要进行不同的处理。关于这个话题，前面已有文章述
了，<
是重复说一遍，以温故而知新。
树组织。
int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
struct vm_operations_struct {
void (*open)(struct vm_area_struct * area);
void (*close)(struct vm_area_struct * area);
struct page * (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, innt
};
3.2.1、vmalloc分配内存的过程
typedef struct { unsigned long pmd; } pmd_t;
typedef struct { unsigned long pgd; } pgd_t;
#define pte_val(x) ((x).pte_low)
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
extern inline unsigned long virt_to_phys(volatile void * address)
{
return __pa(address);
}
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
extern inline void * phys_to_virt(unsigned long address)
{
return __va(address);
}
virt_to_phys()和phys_to_virt()都定义在include/asm-i386/io.h中
#define VALID_PAGE(page) ((page - mem_map) < max_mapnr)（内核2.4）
第一个宏根据虚拟地址，将其转换为相应的物理页面的page描述结构，第二个宏判断页面是是不是在有?
#define pgd_offset(mm, address) ((mm)->pgd+pgd_index(address))
#define pgd_offset_k(address) pgd_offset(&init_mm, address)
对于后者，init_mm是进程0（idle process）的虚拟内存mm_struct结构，所有进程的内核 页表都一样
extern inline int pgd_none(pgd_t pgd) { return 0; }
extern inline pmd_t * pmd_offset(pgd_t * dir, unsigned long address)
{
return (pmd_t *) dir;
}
#define pmd_val(x) ((x).pmd)
#define pmd_none(x) (!pmd_val(x))
#define __pte_offset(address) /
((address >> PAGE_SHIFT) & (PTRS_PER_PTE - 1))
#define pmd_page(pmd) /
((unsigned long) __va(pmd_val(pmd) & PAGE_MASK))
#define pte_offset(dir, address) ((pte_t *) pmd_page(*(dir)) + /
__pte_offset(address))
#define pte_present(x) ((x).pte_low & (_PAGE_PRESENT | _PAGE_PROTNONE))
#define pte_page(x) (mem_map+((unsigned long)(((x).pte_low >> PAGE_SHIFT))))
#define page_address(page) ((page)->virtual)
下面的一个DEMO与上面的关系不大，它是做这样一件事情，就是在启动的时候保留一段内存存，然后使?
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
MODULE_PARM(mem_size,"i");
static char * reserve_virt_addr;
static int major;
int mmapdrv_release(struct inode *inode, struct file *file);
int mmapdrv_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma);
{
owner: THIS_MODULE,
mmap: mmapdrv_mmap,
open: mmapdrv_open,
release: mmapdrv_release,
};
int init_module(void)
{
if ( ( major = register_chrdev(0, "mmapdrv", &mmapdrv_fops) ) < 0 )
{
printk("mmapdrv: unable to register character device/n");
return (-EIO);
}
printk("mmap device major = %d/n",major );
virt_to_phys(high_memory)/1024/1024 );
printk( "reserve_virt_addr = 0x%lx/n", (unsigned long)reserve_virt_addr );
if ( reserve_virt_addr )
{
int i;
for ( i=0;i
reserve_virt_addr[i] = 'a';
reserve_virt_addr[i+1] = 'b';
reserve_virt_addr[i+2] = 'c';
reserve_virt_addr[i+3] = 'd';
}
}
else
{
unregister_chrdev( major, "mmapdrv" );
return -ENODEV;
}
}
void cleanup_module(void)
{
if ( reserve_virt_addr )
iounmap( reserve_virt_addr );
}
{
MOD_INC_USE_COUNT;
return(0);
}
{
MOD_DEC_USE_COUNT;
return(0);
}
{
unsigned long offset = vma->vm_pgoff<
{
printk("size too big/n");
return(-ENXIO);
}
vma->vm_flags |= VM_LOCKED;
if ( remap_page_range(vma->vm_start,offset,size,PAGE_SHARED))
{
printk("remap page range failed/n");
return -ENXIO;
}
}
使用LDD2源码里面自带的工具mapper测试结果如下：
mmap device major = 254
high memory physical address 0x100M
reserve_virt_addr = 0xc7038000
mapped "mmapdrv" from 0 to 1024
000000 61 62 63 64 61 62 63 64 61 62 63 64 61 62 63 64
*
000400
内核页目录的初始化
>>> 其页表的物理地址是0x00102000和0x00103000，即下面的pg0和pg1所在的位置
>>> （在启动的时候，将内核映像移到0x0010000处）。
>>> 之所以第0，1项与第768和767相同，是因为在开启分页前的线性地址0-8M和开启
>>> 分页之后的3G-3G+8M均映射到相同的物理地址0-8M
* This is initialized to create an identity-mapping at 0-8M (for bootup
* purposes) and another mapping of the 0-8M area at virtual address
* PAGE_OFFSET.
*/
.org 0x1000
ENTRY(swapper_pg_dir)
.long 0x00102007
.long 0x00103007
.fill BOOT_USER_PGD_PTRS-2,4,0
/* default: 766 entries */
.long 0x00102007
.long 0x00103007
/* default: 254 entries */
.fill BOOT_KERNEL_PGD_PTRS-2,4,0
* The page tables are initialized to only 8MB here - the final page
* tables are set up later depending on memory size.
*/
>>> 下面为物理地址0-8M的页表项
>>> 从0x4000到0x2000共2k个页表项，映射0-8M的物理内存
ENTRY(pg0)
ENTRY(pg1)
* empty_zero_page must immediately follow the page tables ! (The
* initialization loop counts until empty_zero_page)
*/
ENTRY(empty_zero_page)
#define INIT_MM(name) /
{ /
mmap: &init_mmap, /
mmap_avl: NULL, /
mmap_cache: NULL, /
pgd: swapper_pg_dir, /
mm_users: ATOMIC_INIT(2), /
mm_count: ATOMIC_INIT(1), /
map_count: 1, /
mmap_sem: __RWSEM_INITIALIZER(name.mmap_sem), /
page_table_lock: SPIN_LOCK_UNLOCKED, /
mmlist: LIST_HEAD_INIT(name.mmlist), /
}
* paging_init() sets up the page tables - note that the first 8MB are
* already mapped by head.S.
*
* This routines also unmaps the page at virtual kernel address 0, so
* that we can trap those pesky NULL-reference errors in the kernel.
*/
void __init paging_init(void)
{
pagetable_init();
}
static void __init pagetable_init (void)
{
unsigned long vaddr, end;
pgd_t *pgd, *pgd_base;
int i, j, k;
pmd_t *pmd;
pte_t *pte, *pte_base;
/*
* This can be zero as well - no problem, in that case we exit
* the loops anyway due to the PTRS_PER_* conditions.
*/
end = (unsigned long)__va(max_low_pfn*PAGE_SIZE);
#if CONFIG_X86_PAE
for (i = 0; i < PTRS_PER_PGD; i++)
set_pgd(pgd_base + i, __pgd(1 + __pa(empty_zero_page)));
#endif
>>> 内核起始虚拟空间在内核页目录表中的索引
i = __pgd_offset(PAGE_OFFSET);
pgd = pgd_base + i;
>>> 对页目录的从768项开始的每一项
for (; i < PTRS_PER_PGD; pgd++, i++) {
>>> vaddr为第i项页目录项所映射的内核空间的起始虚拟地址，PGDIR_SIZE=4M
vaddr = i*PGDIR_SIZE;
if (end && (vaddr >= end))
break;
#if CONFIG_X86_PAE
pmd = (pmd_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
set_pgd(pgd, __pgd(__pa(pmd) + 0x1));
#else
>>> 对两级映射机制，pmd实际上是pgd
pmd = (pmd_t *)pgd;
#endif
if (pmd != pmd_offset(pgd, 0))
BUG();
vaddr = i*PGDIR_SIZE + j*PMD_SIZE;
if (end && (vaddr >= end))
break;
>>> 假如内核不支持 Page Size Extensions
if (cpu_has_pse) {
。。。。。。。。。。
}
>>> 分配内核页表
pte_base = pte = (pte_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
>>> 对每一项页表项
for (k = 0; k < PTRS_PER_PTE; pte++, k++) {
vaddr = i*PGDIR_SIZE + j*PMD_SIZE + k*PAGE_SIZE;
if (end && (vaddr >= end))
break;
>>> 将页面的物理地址填入页表项中
*pte = mk_pte_phys(__pa(vaddr), PAGE_KERNEL);
}
>>> 将页表的物理地址填入到页目录项中
set_pmd(pmd, __pmd(_KERNPG_TABLE + __pa(pte_base)));
if (pte_base != pte_offset(pmd, 0))
BUG();
}
* Fixed mappings, only the page table structure has to be
* created - mappings will be set by set_fixmap():
vaddr = __fix_to_virt(__end_of_fixed_addresses - 1) & PMD_MASK;
fixrange_init(vaddr, 0, pgd_base);
。。。。。。。。。。。。
#endif
。。。。。。。。。。。。
#endif
}
创建内核线程的时候，由于内核线程没有用户空间，而所有进程的内核页目录都是一样的（（某些情况下可能有不同步的情况出现，主要是为了减轻同步所有进程内核页目录的开销，而只是在各个进程要访问内核空间，如果有不同步的情况，然后才进?
同步处理），所以创建的内核线程的
内核页目录总是借用进程0的内核页目录。
/*
* Create a kernel thread
*/
int kernel_thread(int (*fn)(void *), void * arg, unsigned long flags)
{
long retval, d0;
"movl %%esp,%%esi/n/t"
"int $0x80/n/t" /* Linux/i386 system call */
"cmpl %%esp,%%esi/n/t" /* child or parent? */
/* Load the argument into eax, and push it. That way, it does
* not matter whether the called function is compiled with
* -mregparm or not. */
"movl %4,%%eax/n/t"
"pushl %%eax/n/t"
"call *%5/n/t" /* call fn */
"movl %3,%0/n/t" /* exit */
"int $0x80/n"
"1:/t"
:"=&a" (retval), "=&S" (d0)
:"0" (__NR_clone), "i" (__NR_exit),
"r" (arg), "r" (fn),
"b" (flags | CLONE_VM)
: "memory");
return retval;
}
static int copy_mm(unsigned long clone_flags, struct task_struct * tsk)
{
struct mm_struct * mm, *oldmm;
int retval;
tsk->active_mm = NULL;
* Are we cloning a kernel thread?
*
* We need to steal a active VM for that..
*/
>>> 如果是内核线程的子线程（mm=NULL），则直接退出，此时内核线程mm和active_mm均为为NULL
oldmm = current->mm;
if (!oldmm)
return 0;
if (clone_flags & CLONE_VM) {
atomic_inc(&oldmm->mm_users);
mm = oldmm;
goto good_mm;
}
>>> 内核线程的mm和active_mm指向当前进程的mm_struct结构
tsk->mm = mm;
tsk->active_mm = mm;
return 0;
}
>>> daemonize->exit_mm->_exit_mm：
/*
* Turn us into a lazy TLB process if we
* aren't already..
*/
static inline void __exit_mm(struct task_struct * tsk)
{
struct mm_struct * mm = tsk->mm;
if (mm) {
atomic_inc(&mm->mm_count);
if (mm != tsk->active_mm) BUG();
/* more a memory barrier than a real lock */
task_lock(tsk);
>>> 释放用户虚拟空间的数据结构
tsk->mm = NULL;
task_unlock(tsk);
enter_lazy_tlb(mm, current, smp_processor_id());
mmput(mm);
}
}
{
。。。。。。。。。
if (!current->active_mm) BUG();
{
struct mm_struct *mm = next->mm;
struct mm_struct *oldmm = prev->active_mm;
>>> mm = NULL，选中的为内核线程
if (!mm) {
>>> 对内核线程,active_mm = NULL，否则一定是出错了
if (next->active_mm) BUG();
>>> 选中的内核线程active_mm借用老进程的active_mm
next->active_mm = oldmm;
atomic_inc(&oldmm->mm_count);
enter_lazy_tlb(oldmm, next, this_cpu);
} else {
>>> mm != NULL 选中的为用户进程，active_mm必须与mm相等，否则一定是出错了
if (next->active_mm != mm) BUG();
switch_mm(oldmm, mm, next, this_cpu);
}
if (!prev->mm) {
>>> 设置其 active_mm = NULL 。
prev->active_mm = NULL;
mmdrop(oldmm);
}
}
１、创建的时候：
父进程是用户进程，则mm和active_mm均共享父进程的，然后内核线程一般调用daemonize适头舖m
父进程是内核线程，则mm和active_mm均为NULL
总之，内核线程的mm = NULL；进程调度的时候以此为依据判断是用户进程还是内核线程。
如果切换进来的是内核线程，则置active_mm为切换出去的进程的active_mm；
如果切换出去的是内核线程，则置active_mm为NULL。
用户进程内核页目录的建立
与用户空间的的页目录放在同一个物理地址连续的页面上，所以不能共享，但
所有进程的内核页表与进程0共享?
3G用户，页目录中一项映射4M的空间（一项页目录1024项页表，每项页表对应1个页面4K）＃ 即：
#define PGDIR_SHIFT 22
#define PGDIR_SIZE (1UL << PGDIR_SHIFT)
{
>>> 分配页目录表（包含1024项页目录），即为一个进程分配的页目录可以映射的空间为10024*4M=4G
pgd_t *pgd = (pgd_t *)__get_free_page(GFP_KERNEL);
>>> #define USER_PTRS_PER_PGD (TASK_SIZE/PGDIR_SIZE)
>>> TASK_SIZE为3G大小，USER_PTRS_PER_PGD为用户空间对应的页目录项数目（3G/4M=768?
>>> 将用户空间的页目录项清空
memset(pgd, 0, USER_PTRS_PER_PGD * sizeof(pgd_t));
>>> 将内核页目录表（swapper_pg_dir）的第768项到1023项拷贝到进程的页目录表的第7688项到1023项中
memcpy(pgd + USER_PTRS_PER_PGD, swapper_pg_dir + USER_PTRS_PER_PGD, (PTRS_PER__PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t));
}
return pgd;
}
内核页目录的同步
asmlinkage void do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
{
。。。。。。。。
>>> 缺页故障产生的地址
/* get the address */
__asm__("movl %%cr2,%0":"=r" (address));
* We fault-in kernel-space virtual memory on-demand. The
* 'reference' page table is init_mm.pgd.
*/
>>> 如果缺页故障在内核空间
if (address >= TASK_SIZE)
goto vmalloc_fault;
{
/*
* Synchronize this task's top level page-table
* with the 'reference' page table.
*/
int offset = __pgd_offset(address);
pgd_t *pgd, *pgd_k;
pmd_t *pmd, *pmd_k;
pgd_k = init_mm.pgd + offset;
>>> * (pmds are folded into pgds so this doesnt get actually called,
>>> * but the define is needed for a generic inline function.)
>>> */
>>> #define set_pmd(pmdptr, pmdval) (*(pmdptr) = pmdval)
>>> #define set_pgd(pgdptr, pgdval) (*(pgdptr) = pgdval)
if (!pgd_present(*pgd)) {
>>> 如果进程0的该地址处的内核页目录也不存在，则出错
if (!pgd_present(*pgd_k))
goto bad_area_nosemaphore;
>>> 复制进程0的该地址的内核页目录到本进程的相应页目录中
set_pgd(pgd, *pgd_k);
return;
}
>>> extern inline pmd_t * pmd_offset(pgd_t * dir, unsigned long address)
>>> {
>>> return (pmd_t *) dir;
>>> }
pmd = pmd_offset(pgd, address);
pmd_k = pmd_offset(pgd_k, address);
if (pmd_present(*pmd) || !pmd_present(*pmd_k))
goto bad_area_nosemaphore;
set_pmd(pmd, *pmd_k);
return;
}
/*
* Switch to real mode and then execute the code
* specified by the code and length parameters.
* We assume that length will aways be less that 100!
*/
void machine_real_restart(unsigned char *code, int length)
{
from the kernel segment. This assumes the kernel segment starts at
virtual address PAGE_OFFSET. */
sizeof (swapper_pg_dir [0]) * KERNEL_PGD_PTRS);
/* Make sure the first page is mapped to the start of physical memory.
It is normally not mapped, to trap kernel NULL pointer dereferences. */
* Use `swapper_pg_dir' as our page directory.
*/
asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(swapper_pg_dir)));
Linux 内存管理子系统导读
存储层次
减小footprint，提高cache命中率，充分利用局部性。
实现虚拟存储以满足进程的需求，有效地管理内存分配，力求最合理地利用有限的资源。
MMU的作用
x86的地址
LINUX: 尽量避免使用段功能以提高可移植性。如通过使用基址为0的段，使逻辑地址==线性地址。
x86的段
LINUX使用的段：
linux采用的是一个体系结构无关的三级页表模型（如图），使用一系列的宏来掩盖各种平台的细节。例如，通过把PMD看作只有一项的表并存储在pgd表项中（通常pgd表项中存放的应该是pmd表的首地址），页表的中间目录(pmd)被巧妙地‘折叠’到页表的全局目录(pgd)，从而适应了二级页表硬件。
6. TLB
7. Cache
8． Linux 相关实现
page.h
8.3 pgalloc.h
参考：
基于区的伙伴系统的设计�物理页面的管理
struct page * alloc_pages(int gfp_mask, unsigned long order) 根据gftp_mask的要求，从适当的区分配2^order个页面，返回第一个页的描述符。
#define alloc_page(gfp_mask) alloc_pages(gfp_mask,0)
unsigned long __get_free_pages((int gfp_mask, unsigned long order) 工作同alloc_pages,但返回首地址。
#define __get_free_page(gfp_mask) __get_free_pages(gfp_mask,0)
get_free_page 分配一个已清零的页面。
__free_page(s) 和free_page(s)释放页面（一个/多个）前者以页面描述符为参数，后者以页面地址为参数。
关于Buddy算法，许多教科书上有详细的描述，
2. Slab--连续物理区域管理
不同的数据类型用不同的方法分配内存可能提高效率。比如需要初始化的数据结构，释放后可以暂存着，再分配时就不必初始化了。
内核的函数常常重复地使用同一类型的内存区，缓存最近释放的对象可以加速分配和释放。
对内存的请求可以按照请求频率来分类，频繁使用的类型使用专门的缓存，很少使用的可以使用类似2.0中的取整到2的幂次的通用缓存。
使用2的幂次大小的内存区域时高速缓存冲突的概率较大，有可能通过仔细安排内存区域的起始地址来减少高速缓存冲突。
缓存一定数量的对象可以减少对buddy系统的调用，从而节省时间并减少由此引起的高速缓存污染。
3．vmalloc/vfree �物理地址不连续，虚地址连续的内存管理
三、2.4内核的VM(完善中。。。)
进程地址空间管理
相关文件：
使得进程可以使用更大的地址空间。
同时容纳更多的进程。
选择要换出的页
决定怎样在交换区中存储页面
决定什么时候换出
kswapd内核线程：每10秒激活一次
有些内存分配时在中断或异常处理调用，他们不能阻塞
有时候分配发生在某个关键路径已经获得了一些关键资源的时候，因此它不能启动IO。如果不巧这时所有的路径上的内存分配都是这样，内存就无法释放。
page cache、buffer cache和swap cache
bdflush： 把dirty的buffer cache写回磁盘。通常只当dirty的buffer太多或者需要更多的buffer而内存开始不足时运行。page_lauder也可能唤醒它。
2.4的改进：page cache和buffer cache耦合得更好了。在2.2里，磁盘文件的读使用page cache，而写绕过page cache，直接使用buffer cache，因此带来了同步的问题：写完之后必须使用update_vm_cache()更新可能有的page cache。2.4中page cache做了比较大的改进，文件可以通过page cache直接写了，page cache优先使用high memory。而且，2.4引入了新的对象：file address space，它包含用来读写一整页数据的方法。这些方法考虑到了inode的更新、page cache处理和临时buffer的使用。page cache和buffer cache的同步问题就消除了。原来使用inode+offset查找page cache变成通过file address space+offset；原来struct page 中的inode成员被address_space类型的mapping成员取代。这个改进还使得匿名内存的共享成为可能（这个在2.2很难实现，许多讨论过）。
4. 虚存系统则从freeBSD借鉴了很多经验，针对2.2的问题作了巨大的调整。
Lisoleg收集了一些内存管理方面的文档和链接，大家可以看一看。
系统调用mlock的作用是屏蔽内存中某些用户进程所要求的页。
mlock调用的语法为：
int sys_mlock(unsigned long start, size_t len);
初始化为：
len=(len+(start &~PAGE_MASK)+ ~PAGE_MASK)&PAGE_MASK;
start &=PAGE_MASK;
其中mlock又调用do_mlock()，语法为：
int do_mlock(unsigned long start, size_t len,int on);
初始化为：
len=(len+~PAGE_MASK)&PAGE_MASK;
sys_mlock如果调用成功返回，这其中所有的包含具体内存区域的页必须是常驻内存的，或者说在调用munlock 或 munlockall之前这部分被锁住的页面必须保留在内存。当然，如果调用mlock的进程终止或者调用exec执行其他程序，则这部分被锁住的页面被释放。通过fork()调用所创建的子进程不能够继承由父进程调用mlock锁住的页面。
内存屏蔽主要有两个方面的应用：实时算法和高度机密数据的处理。实时应用要求严格的分时，比如调度，调度页面是程序执行延时的一个主要因素。保密安全软件经常处理关键字节，比如密码或者密钥等数据结构。页面调度的结果是有可能将这些重要字节写到外存（如硬盘）中去。这样一些黑客就有可能在这些安全软件删除这些在内存中的数据后还能访问部分在硬盘中的数据。 而对内存进行加锁完全可以解决上述难题。
内存加锁不使用压栈技术，即那些通过调用mlock或者mlockall被锁住多次的页面可以通过调用一次munlock或者munlockall释放相应的页面
mlock的返回值分析：若调用mlock成功，则返回０；若不成功，则返回-1，并且errno被置位，进程的地址空间保持原来的状态。返回错误代码分析如下：
ENOMEM：部分具体地址区域没有相应的进程地址空间与之对应或者超出了进程所允许的最大可锁页面。
EPERM：调用mlock的进程没有正确的优先权。只有root进程才允许锁住要求的页面。
EINVAL：输入参数len不是个合法的正数。
mlock所用到的主要数据结构和重要常量
struct mm_struct {
int count;
pgd_t * pgd; /* 进程页目录的起始地址，如图2-3所示 */
unsigned long context;
unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
unsigned long start_brk, brk, start_stack, start_mmap;
unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
unsigned long rss, total_vm, locked_vm;
unsigned long def_flags;
struct vm_area_struct * mmap; /* 指向vma双向链表的指针 */
struct vm_area_struct * mmap_avl; /* 指向vma AVL树的指针 */
struct semaphore mmap_sem;
}
start_code、end_code：进程代码段的起始地址和结束地址。
start_data、end_data：进程数据段的起始地址和结束地址。
arg_start、arg_end：调用参数区的起始地址和结束地址。
env_start、env_end：进程环境区的起始地址和结束地址。
rss：进程内容驻留在物理内存的页面总数。
2. 虚存段（vma）数据结构：vm_area_atruct
struct vm_area_struct {
struct mm_struct * vm_mm; /* VM area parameters */
unsigned long vm_start;
unsigned long vm_end;
pgprot_t vm_page_prot;
unsigned short vm_flags;
/* AVL tree of VM areas per task, sorted by address */
short vm_avl_height;
struct vm_area_struct * vm_avl_left;
struct vm_area_struct * vm_avl_right;
/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct vm_area_struct * vm_next;
/* for areas with inode, the circular list inode->i_mmap */
/* for shm areas, the circular list of attaches */
/* otherwise unused */
struct vm_area_struct * vm_next_share;
struct vm_area_struct * vm_prev_share;
/* more */
struct vm_operations_struct * vm_ops;
unsigned long vm_offset;
struct inode * vm_inode;
unsigned long vm_pte; /* shared mem */
};
vm_end; //所对应内存区域的结束地址
vm_flags; //进程对所对应内存区域的访问权限
vm_avl_height;//avl树的高度
vm_avl_left; //avl树的左儿子
vm_avl_right; //avl树的右儿子
vm_next;// 进程所使用的按地址排序的vm_area链表指针
vm_ops;//一组对内存的操作
这些对内存的操作是当对虚存进行操作的时候Linux系统必须使用的一组方法。比如说，当进程准备访问某一虚存区域但是发现此区域在物理内存不存在时（缺页中断），就激发某种对内存的操作执行正确的行为。这种操作是空页（nopage）操作。当Linux系统按需调度可执行的页面映象进入内存时就使用这种空页（nopage）操作。
当一个可执行的页面映象映射到进程的虚存地址时，一组vm_area_struct结构的数据结构（vma）就会生成。每一个vm_area_struct的数据结构（vma）代表可执行的页面映象的一部分：可执行代码，初始化数据（变量），非初始化数据等等。Linux系统可以支持大量的标准虚存操作，当vm_area_struct数据结构（vma）一被创建，它就对应于一组正确的虚存操作。
属于同一进程的vma段通过vm_next指针连接，组成链表。如图2-3所示，struct mm_struct结构的成员struct vm_area_struct * mmap 表示进程的vma链表的表头。
为了提高对vma段 查询、插入、删除操作的速度，LINUX同时维护了一个AVL（Adelson-Velskii and Landis）树。在树中，所有的vm_area_struct虚存段均有左指针vm_avl_left指向相邻的低地址虚存段，右指针vm_avl_right指向相邻的高地址虚存段，如图2-5。struct mm_struct结构的成员struct vm_area_struct * mmap_avl表示进程的AVL树的根，vm_avl_height表示AVL树的高度。
对平衡树mmap_avl的任何操作必须满足平衡树的一些规则：
Consistency and balancing rulesJ（一致性和平衡规则）：
tree->vm_avl_right))
abs( heightof(tree->vm_avl_left) - heightof(tree->vm_avl_right) ) <= 1
foreach node in tree->vm_avl_left: node->vm_avl_key <= tree->vm_avl_key, foreach node in tree->vm_avl_right: node->vm_avl_key >= tree->vm_avl_key.
注：其中node->vm_avl_key= node->vm_end
mlock系统调用所用到的重要常量有：PAGE_MASK、PAGE_SIZE、PAGE_SHIFT、RLIMIT_MEMLOCK、VM_LOCKED、 PF_SUPERPRIV等。它们的值分别如下：
PAGE_SHIFT １2 // PAGE_SHIFT determines the page size
PAGE_SIZE 0x1000 //1UL<
RLIMIT_MEMLOCK 8 //max locked-in-memory address space
VM_LOCKED 0x2000 //8*1024=8192, vm_flags的标志之一。
PF_SUPERPRIV 0x00000100 //512,
suser()：如果用户有效（即current->euid == 0 ），则设置进程标志为root优先权（current->flags |= PF_SUPERPRIV），并返回1；否则返回0。
find_vma(struct mm_struct * mm, unsigned long addr)：输入参数为当前进程的mm、需要加锁的开始内存地址addr。find_vma的功能是在mm的mmap_avl树中寻找第一个满足mm->mmap_avl->vm_start<=addr< mm->mmap_avl->vm_end的vma，如果成功则返回此vma；否则返回空null。
mlock_fixup(struct vm_area_struct * vma, unsigned long start, unsigned long end, unsigned int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要加锁内存区域起始地址和结束地址、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。
merge_segments(struct mm_struct * mm, unsigned long start_addr, unsigned long end_addr)：输入参数为当前进程的mm、需要加锁的开始内存地址start_addr和结束地址end_addr。merge_segments的功能的是尽最大可能归并相邻（即内存地址偏移量连续）并有相同属性（包括vm_inode,vm_pte,vm_ops,vm_flags）的内存段，在这过程中冗余的vm_area_structs被释放，这就要求vm_mmap链按地址大小排序（我们不需要遍历整个表，而只需要遍历那些交叉或者相隔一定连续区域的邻接vm_area_structs）。当然在缺省的情况下，merge_segments是对vm_mmap_avl树进行循环处理，有多少可以合并的段就合并多少。
mlock_fixup_all(struct vm_area_struct * vma, int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。mlock_fixup_all的功能是根据输入参数newflags修改此vma的vm_flags。
mlock_fixup_start(struct vm_area_struct * vma,unsigned long end, int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要加锁内存区域结束地址、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。mlock_fixup_start的功能是根据输入参数end，在内存中分配一个新的new_vma，把原来的vma分成两个部分： new_vma和vma，其中new_vma的vm_flags被设置成输入参数newflags；并且按地址（new_vma->start和new_vma->end）大小序列把新生成的new->vma插入到当前进程mm的mmap链或mmap_avl树中（缺省情况下是插入到mmap_avl树中）。
注：vma->vm_offset+= vma->vm_start-new_vma->vm_start;
mlock_fixup_end(struct vm_area_struct * vma,unsigned long start, int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要加锁内存区域起始地址、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。mlock_fixup_end的功能是根据输入参数start，在内存中分配一个新的new_vma，把原来的vma分成两个部分：vma和new_vma，其中new_vma的vm_flags被设置成输入参数newflags；并且按地址大小序列把new->vma插入到当前进程mm的mmap链或mmap_avl树中。
注：new_vma->vm_offset= vma->vm_offset+(new_vma->vm_start-vma->vm_start);
mlock_fixup_middle(struct vm_area_struct * vma,unsigned long start, unsigned long end, int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要加锁内存区域起始地址和结束地址、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。mlock_fixup_middle的功能是根据输入参数start、end，在内存中分配两个新vma，把原来的vma分成三个部分：left_vma、vma和right_vma，其中vma的vm_flags被设置成输入参数newflags；并且按地址大小序列把left->vma和right->vma插入到当前进程mm的mmap链或mmap_avl树中。
注：vma->vm_offset += vma->vm_start-left_vma->vm_start;
right_vma->vm_offset += right_vma->vm_start-left_vma->vm_start;
kmalloc()：将在后面3.3中有详细讨论。
insert_vm_struct(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vmp)：输入参数为当前进程的mm、需要插入的vmp。insert_vm_struct的功能是按地址大小序列把vmp插入到当前进程mm的mmap链或mmap_avl树中，并且把vmp插入到vmp->inode的i_mmap环（循环共享链）中。
avl_insert_neighbours(struct vm_area_struct * new_node,** ptree,** to_the_left,** to_the_right)：输入参数为当前需要插入的新vma结点new_node、目标mmap_avl树ptree、新结点插入ptree后它左边的结点以及它右边的结点（左右边结点按mmap_avl中各vma->vma_end大小排序）。avl_insert_neighbours的功能是插入新vma结点new_node到目标mmap_avl树ptree中，并且调用avl_rebalance以保持ptree的平衡树特性，最后返回new_node左边的结点以及它右边的结点。
avl_rebalance(struct vm_area_struct *** nodeplaces_ptr, int count)：输入参数为指向vm_area_struct指针结构的指针数据nodeplaces_ptr[]（每个元素表示需要平衡的mmap_avl子树）、数据元素个数count。avl_rebalance的功能是从nodeplaces_ptr[--count]开始直到nodeplaces_ptr[0]循环平衡各个mmap_avl子树，最终使整个mmap_avl树平衡。
down(struct semaphore * sem)：输入参数为同步（进入临界区）信号量sem。down的功能根据当前信号量的设置情况加锁（阻止别的进程进入临界区）并继续执行或进入等待状态（等待别的进程执行完成退出临界区并释放锁）。
down定义在/include/linux/sched.h中：
extern inline void down(struct semaphore * sem)
{
if (sem->count <= 0)
__down(sem);
sem->count--;
}
up(struct semaphore * sem)输入参数为同步（进入临界区）信号量sem。up的功能根据当前信号量的设置情况（当信号量的值为负数：表示有某个进程在等待使用此临界区 ）释放锁。
up定义在/include/linux/sched.h中：
extern inline void up(struct semaphore * sem)
{
sem->count++;
wake_up(&sem->wait);
}
kfree_s(a,b)：kfree_s定义在/include/linux/malloc.h中：#define kfree_s(a,b) kfree(a)。而kfree()将在后面3.3中详细讨论。
avl_neighbours(struct vm_area_struct * node,* tree,** to_the_left,** to_the_right)：输入参数为作为查找条件的vma结点node、目标mmap_avl树tree、node左边的结点以及它右边的结点（左右边结点按mmap_avl中各vma->vma_end大小排序）。avl_ neighbours的功能是根据查找条件node在目标mmap_avl树ptree中找到node左边的结点以及它右边的结点，并返回。
avl_remove(struct vm_area_struct * node_to_delete, ** ptree)：输入参数为需要删除的结点node_to_delete和目标mmap_avl树ptree。avl_remove的功能是在目标mmap_avl树ptree中找到结点node_to_delete并把它从平衡树中删除，并且调用avl_rebalance以保持ptree的平衡树特性。
remove_shared_vm_struct(struct vm_area_struct *mpnt)：输入参数为需要从inode->immap环中删除的vma结点mpnt。remove_shared_vm_struct的功能是从拥有vma结点mpnt 的inode->immap环中删除的该结点。
Memory.c中，Linux提供了对虚拟内存操作的若干函数，其中包括对虚拟页的复制、新建页表、清除页表、处理缺页中断等等。
为了节约内存的使用，在系统中，各进程通常采用共享内存，即不同的进程可以共享同一段代码段或数据段。当某一进程发生对共享的内存发生写操作时，为了不影响其它进程的正常运行，系统将把该内存块复制一份，供需要写操作的进程使用，这就是所谓的copy-on-write机制。copy_page就是提供复制内存功能的函数，它调用C语言中标准的内存操作函数，将首地址为from的一块虚拟内存页复制到首地址为to的空间中。
clear_page_table的功能是将传入的结构tsk中的pgd页表中的所有项都清零，同时将二级页表所占的空间都释放掉。传入clear_page_tables的是当前进程的tsk结构，取得该进程的一级页目录指针pgd后，采用循环的方式，调用free_one_pgd清除pgd表。表共1024项。在free_one_pgd中，实际执行的功能只调用一次free_one_pmd（在80x86中，由于硬件的限制，只有两级地址映射，故将pmd与pgd合并在一起）。在free_one_pmd中，函数调用pte_free将对应于pmd的二级页表所占的物理空间释放掉（进程代码、数据所用的物理内存在do_munmap释放掉了）并将pmd赋值为零。
clear_page_table在系统启动一个可执行文件的映象或载入一个动态链接库时被调用。在fs/exec.c中的do_load_elf_binary()或do_load_aout_binary()调用flash_old_exec，后者调用exec_mmap，而exec_mmap调用clear_page_table。其主要功能是当启动一个新的应用程序的时候，将复制的mm_struct中的页表清除干净，并释放掉原有的所有二级页表空间。
返回出错信息。
在free_page_table中，大部分的代码与clear_page_table中的函数一致。所不同的是，该函数在最后调用了pgd_free(page_dir)，即不光释放掉二级页表所占的空间，同时还释放一级页目录所占的空间。这是因为free_page_tables被__exit_mm调用，__exit_mm又被do_exit （kernel/kernel.c）调用。当进程中止、系统退出或系统重起时都需要用do_exit（属于进程管理）将所有的进程结束掉。在结束进程过程中 ，将调用free_page_table将进程的空间全部释放掉，当然包括释放进程一级页目录所占的空间。
该函数的主要功能是建立新的页目录表，它的主要流程如如下：
调用pgd_alloc()为新的页目录表申请一片4K空间 。
将初始化进程的内存结构中从768项开始到1023项的内容复制给新的页表（所有的进程都共用虚拟空间中 3G～4G的内存，即在核心态时可以访问所有相同的存储空间）。
调用宏SET_PAGE_DIR（include/asm/pgtable.h）将进程控制块tsk->ts->CR3的值改为新的页目录表的首地址，同时将CPU中的CR3寄存器的值改为新的页目录表的首地址，从而使新进程进入自己的运行空间。
将tsk->mm->pgd改为新的页目录表的首地址。
new_page_tables被copy_mm调用，而copy_mm被copy_mm_do_fork调用，这两个函数都在kernel/fork.c中。同时，new_page_tables也可以在exec_mmap（fs/exec.c）中调用。即新的进程的产生可以通过两种途径，一种是fork，在程序中动态地生成新的进程，这样新进程的页表原始信息利用copy_mm从其父进程中继承而得，另一种是运行一个可执行文件映象，通过文件系统中的exec.c，将映象复制到tsk结构中。两种方法都需要调用new_page_tables为新进程分配页目录表。
将原pte页表项复制到new_pte上，其流程如下：
检测old_pte是否在内存中，如不在物理内存中，调用swap_duplicate按old_pte在swap file中的入口地址，将old_pte复制到内存中，同时把old_pte的入口地址赋给new_pte并返回。反之转向3。
获取old_pte对应的物理地址的页号。
根据页号判断old_pte是否为系统保留的，如果为系统保留的，这些页为所有的进程在核心态下使用，用户进程没有写的权利，则只需将old_pte指针直接转赋给new_pte后返回。反之则该pte属于普通内存的，则转向4。
根据传入的C-O-W标志，为old_pte置写保护标志，如果该页是从swap_cache中得来的，将old_pte页置上“dirty”标志。将old_pte赋值给new_pte。
将mem_map结构中关于物理内存使用进程的个数的数值count加1。
unsigned long address, unsigned long size, int cow)
通过循环调用copy_one_pte将从源src_pmd中以地址address开始的长度为size的空间复制给dst_pmd中。如dst_pmd中还未分配地址为address的页表项，则先给三级页表pte表分配4K空间。（每调用一次copy_one_pte复制4K空间。在一次copy_pte_range中最多可复制4M空间）。
unsigned long address, unsigned long size, int cow)
通过循环调用copy_pte_range将从源src_pgd中以地址address开始的长度为size的空间复制给dst_pgd中。如dst_pgd中还未分配地址为address的页表项，则在一级（同时也是二级）页表中给对应的pmd分配目录项。
struct vm_area_struct *vma)
该函数的主要功能是将某个任务或进程的vma块复制给另一个任务或进程。其工作机制是循环调用copy_pmd_range，将vma块中的所有虚拟空间复制到对应的虚拟空间中。在做复制之前，必须确保新任务对应的被复制的虚拟空间中必须都为零。copy_page_range按dup_mmap()->copy_mm()->do_fork()的顺序被调用（以上三个函数均在kernel/fork.c中）。当进程被创建的时候，需要从父进程处复制所有的虚拟空间，copy_page_range完成的就是这个任务。copy_page_range的函数调用关系见图8。
虚存页page如在内存中，且不为系统的保留内存，调用free_page将其释放掉（如在系统保留区中，则为全系统共享，故不能删除）。
如page在swap file中，调用swap_free()将其释放。
如page不为空，调用free_pte将其释放。
unsigned long size)
zap为zero all pages的缩写。该函数的作用是将在pmd中从虚拟地址address开始，长度为size的内存块通过循环调用pte_clear将其页表项清零，调用free_pte将所含空间中的物理内存或交换空间中的虚存页释放掉。在释放之前，必须检查从address开始长度为size的内存块有无越过PMD_SIZE.(溢出则可使指针逃出0～1023的区间)。
函数结构与zap_pte_range类似，通过调用zap_pte_range完成对所有落在address到address+size区间中的所有pte的清零工作。zap_pmd_range至多清除4M空间的物理内存。
函数结构与前两个函数类似。将任务从address开始到address+size长度内的所有对应的pmd都清零。zap_page_range的主要功能是在进行内存收缩、释放内存、退出虚存映射或移动页表的过程中，将不在使用的物理内存从进程的三级页表中清除。（在讨论clear_page_tables时，就提到过当进程退出时，释放页表之前，先保证将页表对应项清零，保证在处于退出状态时，进程不占用0～3G的空间。）
14、static inline void zeromap_pte_range(pte_t * pte, unsigned long address,
unsigned long size, pte_t zero_pte)
15、static inline int zeromap_pmd_range(pmd_t * pmd, unsigned long address,
unsigned long size, pte_t zero_pte)
16、int zeromap_page_range(unsigned long address, unsigned long size, pgprot_t prot)
这三个函数与前面的三个函数从结构上看很相似，他们的功能是将虚拟空间中从地址address开始，长度为size的内存块所对应的物理内存都释放掉，同时将指向这些区域的pte都指向系统中专门开出的长度为4K，全为0的物理页。zeromap_page_range在kernel代码中没有被引用，这个函数是旧版本的Linux遗留下来的，在新版本中已经被zap_page_range所替代。
unsigned long size, unsigned long offset, pgprot_t prot)
18、static inline int remap_pmd_range(pmd_t * pmd, unsigned long address,
unsigned long size, unsigned long offset, pgprot_t prot)
19、int remap_page_range(unsigned long from, unsigned long offset, unsigned long size,
pgprot_t prot)
这三个函数也同前面的函数一样，层层调用，现仅介绍一下最后一个函数的作用。remap_page_range的功能是将原先被映射到虚拟内存地址from处的，大小为size的虚拟内存块映射到以偏移量offset为起始地址的虚拟内存中，同时将原来的pte、pmd项都清零。该函数也是逐级调用，在remap_pte_range中，通过set_pte将的物理页映射到新的虚拟内存页表项pte上。remap_page_range函数的功能与下文中的remap.c中介绍的功能相近，因此在kernel中也没有用到。
unsigned long address)
将虚拟内存页page链接到任务tsk中虚拟地址为address的虚拟内存中，其主要调用的流程如下：put_dirty_page->setup_arg_page->do_load_xxx_binary(xxx为aout或elf，这些函数都在fs/exec.c中)，它的功能是将在载入可执行文件的时候，将其相关的堆栈信息、环境变量等复制到当前进程的空间上。
int write_access)
用于处理ALPHA机中的缺页中断
mmap.c
在mmap.c中，主要提供了对进程内存管理进行支持的函数，主要包括了do_mmap、do_munmap等对进程的虚拟块堆avl数进行管理的函数。
1、static inline void avl_neighbours (struct vm_area_struct * node, struct vm_area_struct * tree, struct vm_area_struct ** to_the_left, struct vm_area_struct ** to_the_right)
寻找avl树tree中的节点node的前序节点和后序节点，将结果放在指针to_the_left和to_the_right中，即使得*to_the_left->next=node，node->next=*to_the_right。在实际搜索中，过程是找到node节点中的左节点的最右节点和右节点的最左节点，采用avl树搜索可以提高效率。
将由于插入操作或删除操作而造成不平衡的avl树恢复成平衡状态。nodeplaces_ptr是指向的是需要调整的子树的根节点，count是该子树的高度。
struct vm_area_struct ** ptree)
将新节点new_node插入avl树ptree中，并将该树重新生成平衡avl树。在创建avl树时，将vma模块不断的插入avl树中，构建一个大的avl树。当进程创建时，复制父进程后需要将以双向链表拷贝过来的vma链生成avl树。
将新节点new_node插入avl树ptree中，并将该树重新生成平衡avl树，同时返回该新节点的前序节点和后序节点。
将指定要删除的节点node_to_delete从avl树ptree中删除。并将该树重新生成平衡avl树。该函数在释放虚存空间和归并vma链表是使用。
8、static void printk_avl (struct vm_area_struct * tree)
9、static void avl_checkheights (struct vm_area_struct * tree)
10、static void avl_checkleft (struct vm_area_struct * tree, vm_avl_key_t key)
11、static void avl_checkright (struct vm_area_struct * tree, vm_avl_key_t key)
12、static void avl_checkorder (struct vm_area_struct * tree)
13、static void avl_check (struct task_struct * task, char *caller)
这些函数都是系统调试时用以检测avl树结构的正确性
通过计算当前系统中所剩的空间判断是否足够调用。可使用的内存包括缓冲存储器、页缓存、主存中的空闲页、swap缓存等。
提供宏功能将页的保护位和标志位合并起来。
从虚拟内存address开始找到未分配的连续空间大于len的虚拟空间块，并将该快的首地址返回。
unsigned long prot, unsigned long flags, unsigned long off)
do_mmap在Linux虚拟内存管理中是一个很重要的函数，它的主要功能是将可执行文件的映象映射到虚拟内存中，或将别的进程中的内存信息映射到该进程的虚拟空间中。并将映射了的虚拟块的vma加入到该进程的vma avl树中。其运行的流程如下，更详细的分析请参阅林涛同学和徐玫峰同学的报告。
检验给定的映射长度len是大于1页，小于一个任务的最大长度3G且加上进程的加上偏移量off不会溢出。如不满足则退出。
如果当前任务的内存是上锁的，检验加上len后是否会超过当前进程上锁长度的界限。如是则退出。
如果从文件映射，检验文件是否有读的权限。如无在退出。
调用get_unmaped取得从地址address开始未映射的连续虚拟空间大于len的虚存块。
如从文件映射，保证该文件控制块有相应的映射操作。
为映射组织该区域申请vma结构。
调用vm_enough_memory有足够的内存。如无则释放6中申请的vma，退出。
如果是文件映射，调用file->f_op_mmap将该文件映射如vma中。
调用insert_vm_struct将vma插入该进程的avl树中。
归并该avl树。
unsigned long end_addr)
经过对进程虚拟空间不断的映射，在进程中的vma块有许多是可以合并的，为了提高avl树查找的效率，减少avl树中不必要的vma块，通常需要将这些块和并，merge_segments的功能为合并虚拟空间中从start_addr到end_addr中类型相同，首尾相连的vma块。由于只有经过增加操作采有可能合并，所有merge_segments只在do_mmap和unmap_fixup中被调用。该函数的流程如下：
根据起始地址start_addr从找到第一块满足vm_end>start_addr的vma块mpnt。
调用avl_neighbours找到在vma双向链表上与mpnt前后相连的vma块prev和next。
如果prev和mpnt首尾相连，且有同样在swap file中的节点，同样的标志，同样的操作等则将其合并，反之转向6。
调用avl_remove将mpnt从avl树中删除，调整prev的结束地址和后序指针。
将结构mpnt所占的物理空间删除。
prev、mpnt、next依次下移，如未超过end_addr则返回3。
释放虚拟空间中的某些区域的时候，将会出现四种情况：
将整个vma释放掉
将vma的前半部分释放掉
将vma的后半部分释放掉
将vma的中间部分释放掉
为了正常维护vma树，当第一种情况是，将整个vma释放掉。同时释放vma结构所占的空间。第二种，释放后半部分，修改vma的相关信息。第二种，释放前半部分，修改vma的相关信息。第四种，由于在vma中出现了一个洞，则需增加一个vma结构描述新出现的vma块。unmap_fixup所执行的工作就是当释放空间时，修正对vma树的影响。
do_munmap将释放落在从地址addr开始，长度为len空间内的vma所对应的虚拟空间。do_munmap被系统调用sys_munmap所调用（对sys_munmap如何工作的不甚了解）。下面是该函数的流程：
通过find_vma根据addr找到第一块vma->end>addr的vma块mpnt。
调用avl_neighbours找到mpnt在链表中的相邻指针prev和next。
将检查中所有与虚拟空间addr~addr+len相交的vma块放入free链表中。同时如果该vma链接在共享内存中，则将其从该环形链表中释放出来。
按序搜索free链表，调用unmap_fixup释放空间。
调用zap_page_range将指向释放掉的虚拟空间中的pte页表项清零。
调用kfree释放mpnt结构占用的空间。
该文件提供了对虚拟内存重映射的若干函数。在下文中将介绍这些函数的功能，分析这些函数在虚拟内存管理中所起的作用。同时详细介绍其中主要函数的流程。
根据输入的虚存地址返回其在虚拟内存中的对应的页表项pte。
根据输入的虚存地址addr在pgd表中根据三级页表映射机制找pte，如果在pgd表中无对应的项，则分配给一个pgd（pmd）表项，在这个表项内分配根据addr分配pte，将pte返回。
将目的pte（dst）表项中的值赋成源pte（src）中的值，然后将源pte中的值清零，根据这函数的功能取move_one_pte更合适。
unsigned long old_addr, unsigned long new_addr)
根据输入的虚拟地址old_addr调用get_one_pte获取该地址在三级页表中的pte项，调用copy_one_pte将该pte对应的物理页指针移到根据new_addr对应的pte项上，即在虚拟空间内移动一虚拟内存页。
unsigned long new_addr, unsigned long old_addr, unsigned long len)
将虚拟地址空间中从old_addr开始的长度为len的虚拟内存移动到以new_addr为起始地点的的虚拟空间中，以下为该函数的流程：
将所需移动的内存长度len赋值给偏移量offset如果offset＝0，结束。反之转向2。
将偏移量offset减去一个页的长度，调用move_one_page将从old_addr+offset开始的一页移到new_addr+offset。若发生错误则转到4。
如果offset不为0，则转向1，反之结束。
调用move_one_page将所有已移动到新地址的页移回源地址，调用zap_page_range将从new_addr开始的移动过的页pte清零，并返回出错信息－1。
unsigned long addr, unsigned long old_len, unsigned long new_len)
将虚存中的vma块vma的起始地址为addr，长度为old_len的内存块扩展为长度为new_len的内存块，并在虚存中找到可容纳长度为new_len块的连续区域，返回首地址。其工作流程如下：
给新的vma结构块new_vma分配空间，如果不成功返回出错信息。
调用get_unmap_area从addr开始找到第一个未被利用的虚存空洞，空洞长度大于给定的新的虚拟内存块的长度len，将其首地址赋给new_addr。如果未招到,则转向9。
调用move_page_tables将从addr开始的长度为old_len的内存区域移动到以new_addr为起始地址的虚拟空间中。
修改new_vma块中关于起始地址，结束地址的值。
将新的new_vma块插入到当前进程的虚拟内存所链成的双向链表和avl树中。
调用merge_segment将虚拟空间中地址可能连结在一起的不同的vma段连结成一个vma块，同时删除冗于的vma块。
将原有空间中的从addr开始，长度为old_len的虚拟空间释放掉。
修改mm结构中的所有虚存的长度，返回新的起始虚拟地址new_addr。
将vma块new_vma释放掉并返回出错信息。
unsigned long new_len unsigned long flags)
sys_remap是一个系统调用，其主要功能是扩展或收缩现有的虚拟空间。它的主要工作流程如下：
检查addr地址是否小于4096，如小于，则非法，返回。
将原始长度old_len和需要扩展或收缩的长度new_len页对齐。
如果有old_len>new_len，则说明是收缩空间，调用do_munmap将虚存空间中从new_len到old_len的空间释放掉。返回收缩后的首地址addr。
根据addr找到第一块vma块满足vma->end > addr，检查addr是否落在虚存的空洞中，如是，则返回出错信息。
检查需要扩展的内存块是否落在该vma块中，越界则返回出错信息。
如果该vma是上锁的，则检测上锁的内存扩展后是否越界，如是，则7返回出错信息 。
检测当前进程的虚存空间经扩展后是否超过系统给该进程的最大空间。如是，则返回出错信息。
如果找到vma块从addr开始到块末尾的长度为old_len且(old_len的长度不等于new_len或该虚存是不可移动的)，则转向9，反之转向10。
检测从跟随找到的vma块的未分配的空间是否大于需要扩展空间。如果大于，则直接将扩展的空间挂在找到的vma块后，修改vma块中相关的信息，并返回扩展后虚拟块的首地址。如小于转向10。
如果当前虚拟块是是不可移动的，则返回错误信息。反之，调用move_vma将需要扩展的虚拟块移动可以容纳其长度new_len的虚拟空间中。
对于sys_remap这个系统调用，在何种情况下激活这个系统调用，令人不解。在Linux中所有的系统调用在代码中仅在engry.s中有该调用的入口，在程序中有其具体实现，但是令人很难找到这两者在系统运行中是如何有机的结合在一起的。
2.4版内核的页分配器引入了"页区"(zone)结构, 一个页区就是一大块连续的物理页面. Linux 2.4将整个物理内存划分为3个页区, DMA页区(ZONE_DMA), 普通页区(ZONE_NORMAL)和高端页区(ZONE_HIGHMEM).
页区可以使页面分配更有目的性, 有利于减少内存碎片. 每个页区的页分配仍使用伙伴(buddy)算法.
伙伴算法将整个页区划分为以2为幂次的各级页块的集合, 相邻的同次页块称为伙伴, 一对伙伴可以合并
到更高次页面集合中去.
#define put_page_testzero(p) atomic_dec_and_test(
{ order是页块尺寸指数, 即页块的尺寸有(2^order)页.
if (addr != 0)
__free_pages(virt_to_page(addr), order);
}
void __free_pages(struct page *page, unsigned long order)
{
if (!PageReserved(page) put_page_testzero(page))
__free_pages_ok(page, order);
}
static void FASTCALL(__free_pages_ok (struct page *page, unsigned long order));
static void __free_pages_ok (struct page *page, unsigned long order)
{
unsigned long index, page_idx, mask, flags;
free_area_t *area;
struct page *base;
zone_t *zone;
BUG();
if (page->mapping)
BUG();
if (!VALID_PAGE(page))
BUG();
if (PageSwapCache(page))
BUG();
if (PageLocked(page))
BUG();
if (PageDecrAfter(page))
BUG();
if (PageActive(page))
BUG();
if (PageInactiveDirty(page))
BUG();
if (PageInactiveClean(page))
BUG();
page_idx = page - base; 求page在页区内的起始页号
if (page_idx ~mask) 页号必须在页块尺寸边界上对齐
BUG();
index = page_idx >> (1 + order);
; 求页块在块位图中的索引, 每一索引位置代表相邻两个"伙伴"
area = zone->free_area + order; 取该指数页块的位图平面
BUG();
if (!test_and_change_bit(index, area->map)) 测试并取反页块的索引位
/*
* the buddy page is still allocated.
*/
break; 如果原始位为0, 则说明该页块原来没有伙伴, 操作完成
/*
* Move the buddy up one level. 如果原始位为1, 则说明该页块存在一个伙伴
*/
buddy1 = base + (page_idx ^ -mask); 对页块号边界位取反,得到伙伴的起点
buddy2 = base + page_idx;
BUG();
if (BAD_RANGE(zone,buddy2))
BUG();
mask area++; 求更高次位图平面
index >>= 1; 求更高次索引号
page_idx mask; 求更高次页块的起始页号
}
memlist_add_head( + page_idx)->list, 将求得的高次页块加入该指数的自由链
* We don't want to protect this variable from race conditions
* since it's nothing important, but we do want to make sure
* it never gets negative.
*/
if (memory_pressure > NR_CPUS)
memory_pressure--;
}
对于i386的2级分页机构,每个页目录字高20位是页号,低12位是页属性.
如果将页目录字的低12位屏蔽成0,整个页目录字就是相应页面的物理地址,下面是常用的一些页目录处理的宏.
typedef struct { unsigned long pgd; } pgd_t; 一级页目录字结构
typedef struct { unsigned long pmd; } pmd_t; 中级页目录字结构
typedef struct { unsigned long pte_low; } pte_t; 末级页目录字结构
typedef struct { unsigned long pgprot; } pgprot_t; 页属性字结构
取进程虚拟地址addr的一级页目录字指针,扩展为
((mm_struct)->pgd + ((address >> 22) 0x3FF))
取内核地址addr的一级页目录字指针,扩展为
(init_mm.pgd + ((address >> 22) 0x3FF));
从一级页目录字指针取addr的中级页录字指针,在2级分页系统中,它们的值是相同的,扩展为
(pmd_t *)(pgd);
从中级页目录字指针取addr的末级页目录字指针,扩展为
(pte_t *)((pmd->pmd 0xFFFFF000) + 0xC0000000) + ((addr >> 12) 0x3FF);
取末级页目录字pte_val的页面映射指针,扩展为
(mem_map+(pte_val.pte_low >> 12))
取末级页目录字指针pte的值,并将该目录字清零,扩展为
(pte_t){xchg(
将页面映射指针page与页属性字pgprot组合成页目录字,扩展为
(pte_t) { (page - mem_map)
pte_t pte_val = mk_pte_phys(physpage, pgprot);
将物理地址physpage所在页面与页属性字组合成页目录字,扩展为
(pte_t) { physpage >> 12
unsigned long addr = pmd_page(pmd_val);
取中级页目录字所表示的页目录虚拟地址,扩展为
((unsigned long) (pmd_val.pmd 0xFFFFF000 + 0xC0000000));
设置末级页目录字,扩展为
*pte = pteval;
set_pmd(pmd,pmd_val)
设置中级页目录字,扩展为
*pmd = pmd_val;
set_pgd(pgd,pgd_val)
设置一级页目录字,扩展为
*pgd = pgd_val;
struct semaphore {
atomic_t count; 进程抓取semaphore时减1
int sleepers; 抓取semaphore失败时增1
wait_queue_head_t wait; semaphore的等待队列
};
down(&sem) 编绎成:
decl sem
js 2f 如果为负值,表示semaphore已被占用,执行__down_failed过程
1:
由于出现semaphore竞争的可能性比较小,将分支代码转移到.text.lock段,以缩短正常的指令路径.
.section .text.lock,"ax"
2: call __down_failed
jmp 1b
.previous
...
incl sem
jle 2f 如果小于或等于0,表示该semaphore有进程在等待,就去调用__up_wakeup
1:
.section .text.lock,"ax"
2: call __up_wakeup
jmp 1b
.previous
...
__down_failed:
pushl % eax
pushl % edx
pushl % ecx ; eax,edx,ecx是3个可用于函数参数的寄存器
call __down
popl % ecx
popl % edx
popl % eax
ret
__up_wakeup:
pushl % eax
pushl % edx
pushl % ecx
call __up
popl % ecx
popl % edx
popl % eax
ret
; semaphore.c
void __down(struct semaphore * sem)
{
struct task_struct *tsk = current;
DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
add_wait_queue_exclusive(&sem->wait, &wait);
// 将当前进程加入到该semaphore的等待队列中
sem->sleepers++;
for (;;) {
int sleepers = sem->sleepers;
* Add "everybody else" into it. They aren't
* playing, because we own the spinlock.
*/
// 结果为负返回1,否则返回0
if (!atomic_add_negative(sleepers - 1, &sem->count)) {
// 如果(sleepers - 1 + sem->count.counter)非负,则说明
// semaphore已经被释放,可以返回
sem->sleepers = 0;
break;
}
sem->sleepers = 1; /* us - see -1 above */
// 当semaphore被up()唤醒时,schedule()返回
schedule();
// 虽然已线程被up恢复,但为防止碰巧又有一个线程获得了semaphore,
// 因此将它们放在循环体中
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
spin_lock_irq(&semaphore_lock);
}
spin_unlock_irq(&semaphore_lock);
// 该进程获得了semaphore,将它从等待队列中删除
remove_wait_queue(&sem->wait, &wait);
tsk->state = TASK_RUNNING;
// 为什么这里要调用wake_up,是因为调用它没有副作用从而防止潜在的死锁吗?
wake_up(&sem->wait);
}
void __up(struct semaphore *sem)
{
扩展为
__wake_up_common(&sem->wait,TASK_UNINTERRUPTIBLE|TASK_INTERRUPTIBLE,1,0);
唤醒队列中第1个进程,即将第1个进程放入运行队列
wake_up(&sem->wait);
}
; sched.c
static inline void __wake_up_common (wait_queue_head_t *q, unsigned int
mode,
int nr_exclusive, const int sync)
{
struct list_head *tmp, *head;
struct task_struct *p;
unsigned long flags;
goto out;
CHECK_MAGIC_WQHEAD(q);
#endif
#if WAITQUEUE_DEBUG
if (!head->next || !head->prev)
WQ_BUG();
#endif
tmp = head->next;
while (tmp != head) {
unsigned int state;
wait_queue_t *curr = list_entry(tmp, wait_queue_t,
task_list);
tmp = tmp->next;
CHECK_MAGIC(curr->__magic);
#endif
p = curr->task;
state = p->state;
if (state & mode) {
#if WAITQUEUE_DEBUG
curr->__waker = (long)__builtin_return_address(0);
#endif
if (sync)
wake_up_process_synchronous(p);
else
wake_up_process(p);
if ((curr->flags & WQ_FLAG_EXCLUSIVE) && !--nr_exclusive)
break;
}
}
wq_write_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
out:
return;
}
; sched.c
inline void wake_up_process(struct task_struct * p)
{
unsigned long flags;
* We want the common case fall through straight, thus the goto.
*/
spin_lock_irqsave(&runqueue_lock, flags);
p->state = TASK_RUNNING;
if (task_on_runqueue(p))
goto out;
add_to_runqueue(p);
reschedule_idle(p);
out:
spin_unlock_irqrestore(&runqueue_lock, flags);
}
; sched.c
static inline void wake_up_process_synchronous(struct task_struct * p)
{
unsigned long flags;
* We want the common case fall through straight, thus the goto.
*/
spin_lock_irqsave(&runqueue_lock, flags);
p->state = TASK_RUNNING;
if (task_on_runqueue(p))
goto out;
add_to_runqueue(p);
out:
spin_unlock_irqrestore(&runqueue_lock, flags);
}
; sched.h
static inline int task_on_runqueue(struct task_struct *p)
{
return (p->run_list.next != NULL);
}
; sched.c
static inline void add_to_runqueue(struct task_struct * p)
{
list_add(&p->run_list, &runqueue_head);
nr_running++;
}
static LIST_HEAD(runqueue_head);
void add_wait_queue_exclusive(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *
wait)
{
unsigned long flags;
wait->flags = WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
__add_wait_queue_tail(q, wait);
wq_write_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
}
; wait.h
static inline void __add_wait_queue_tail(wait_queue_head_t *head,
wait_queue_t *new)
{
#if WAITQUEUE_DEBUG
if (!head || !new)
WQ_BUG();
CHECK_MAGIC_WQHEAD(head);
CHECK_MAGIC(new->__magic);
if (!head->task_list.next || !head->task_list.prev)
WQ_BUG();
#endif
list_add_tail(&new->task_list, &head->task_list);
}
正执行调度的函数是schedule(void),它选择一个最合适的进程执行，并且真正进行上下文切换，
使得选中的进程得以执行。而reschedule_idle(struct task_struct *p)的作用是为进程选择
一个合适的CPU来执行，如果它选中了某个CPU，则将该CPU上当前运行进程的need_resched标志
置为1,然后向它发出一个重新调度的处理机间中断，使得选中的CPU能够在中断处理返回时执行
schedule函数，真正调度进程p在CPU上执行。在schedule()和reschedule_idle()中调用了goodness()
函数。goodness()函数用来衡量一个处于可运行状态的进程值得运行的程度。此外，在schedule()
函数中还调用了schedule_tail()函数;在reschedule_idle()函数中还调用了reschedule_idle_slow()。
/*
* 'sched.c' is the main kernel file. It contains scheduling primitives
* (sleep_on, wakeup, schedule etc) as well as a number of simple system
* call functions (type getpid(), which just extracts a field from
* current-task
*/
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#define LATCH (1193180/HZ)
extern void mem_use(void);
extern int timer_interrupt(void);
extern int system_call(void);
union task_union {
struct task_struct task;
char stack[PAGE_SIZE];
};
static union task_union init_task = {INIT_TASK,};
long volatile jiffies=0;
long startup_time=0;
struct task_struct *current = &(init_task.task), *last_task_used_math =
NULL;
struct task_struct * task[NR_TASKS] = {&(init_task.task), };
long user_stack [ PAGE_SIZE>>2 ] ;
struct {
long * a;
short b;
} stack_start = { & user_stack [PAGE_SIZE>>2] , 0x10 };
/*
* 'math_state_restore()' saves the current math information in the
* old math state array, and gets the new ones from the current task
*/
void math_state_restore() @@协处理器状态保存
{
if (last_task_used_math)
__asm__("fnsave %0"::"m" (last_task_used_math->tss.i387));
if (current->used_math)
__asm__("frstor %0"::"m" (current->tss.i387));
else {
__asm__("fninit"::);
current->used_math=1;
}
last_task_used_math=current;
}
/*
* 'schedule()' is the scheduler function. This is GOOD CODE! There
* probably won't be any reason to change this, as it should work well
* in all circumstances (ie gives IO-bound processes good response etc).
* The one thing you might take a look at is the signal-handler code
here.
*
* NOTE!! Task 0 is the 'idle' task, which gets called when no other
* tasks can run. It can not be killed, and it cannot sleep. The 'state'
* information in task[0] is never used.
*/
void schedule(void)
{
int i,next,c;
struct task_struct ** p;
/* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal
*/
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
if (*p) {
if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) {
@@??
(*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1));@@14-1
(*p)->alarm = 0;
}
if ((*p)->signal && (*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE)
(*p)->state=TASK_RUNNING;
}
@@ task 1 如何变为TASK_RUNNING??signal 如何得到,alarm如何变非0且 /* this is the
scheduler proper: */
@@操作系统最重要的函数，调度算法
@@这个循环要找到一个可运行的任务才能退出,会死在这吗?即如没有一个可运行
while (1) {
c = -1;
next = 0;
i = NR_TASKS;
p = &task[NR_TASKS];
while (--i) {
if (!*--p)
continue;
if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)
c = (*p)->counter, next = i;
}
if (c) break; @@记数大于零
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
if (*p)
(*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) +
(*p)->priority;
}
switch_to(next);
}
int sys_pause(void)
{
current->state = TASK_INTERRUPTIBLE; @@任务可中断
schedule();
return 0;
}
void sleep_on(struct task_struct **p)
{
struct task_struct *tmp;
if (!p)
return;
if (current == &(init_task.task))
panic("task[0] trying to sleep");
tmp = *p;
*p = current;
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
schedule();
if (tmp) @@激活p，什么时候回来？唤醒上次睡眠的进程
tmp->state=0;
}
void interruptible_sleep_on(struct task_struct **p)
{
struct task_struct *tmp;
if (!p)
return;
if (current == &(init_task.task))
panic("task[0] trying to sleep");
tmp=*p;
*p=current;
repeat: current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
schedule();
if (*p && *p != current) {
(**p).state=0;
goto repeat;
}
@@好象下不来
*p=NULL;
if (tmp)
tmp->state=0;
}
void wake_up(struct task_struct **p)
{
if (p && *p) {
(**p).state=0; @@唤醒该进程running
*p=NULL; @@睡眠栈为0
}
}
void do_timer(long cpl) @@定时调度
{
if (cpl)
current->utime++; @@用户态时间加一
else
current->stime++; @@系统态时间加一
if ((--current->counter)>0) return; @@当前记数减一
current->counter=0;
if (!cpl) return;
schedule();
}
int sys_alarm(long seconds)
{
current->alarm = (seconds>0)?(jiffies+HZ*seconds):0;
return seconds;
}
int sys_getpid(void)
{
return current->pid;
}
int sys_getppid(void)
{
return current->father;
}
int sys_getuid(void)
{
return current->uid;
}
int sys_geteuid(void)
{
return current->euid;
}
int sys_getgid(void)
{
return current->gid;
}
int sys_getegid(void)
{
return current->egid;
}
int sys_nice(long increment)
{
if (current->priority-increment>0)
current->priority -= increment;
return 0;
}
int sys_signal(long signal,long addr,long restorer)
{
long i;
switch (signal) {
case SIGHUP: case SIGINT: case SIGQUIT: case SIGILL:
case SIGTRAP: case SIGABRT: case SIGFPE: case SIGUSR1:
case SIGSEGV: case SIGUSR2: case SIGPIPE: case SIGALRM:
case SIGCHLD:
i=(long) current->sig_fn[signal-1];
current->sig_fn[signal-1] = (fn_ptr) addr;
current->sig_restorer = (fn_ptr) restorer;
return i;
default: return -1;
}
}
void sched_init(void)
{
int i;
struct desc_struct * p;
set_tss_desc(gdt+FIRST_TSS_ENTRY,&(init_task.task.tss));@@init task tss
set_ldt_desc(gdt+FIRST_LDT_ENTRY,&(init_task.task.ldt));@@init ldt
p = gdt+2+FIRST_TSS_ENTRY;
for(i=1;i task[i] = NULL;
p->a=p->b=0;
p++;
p->a=p->b=0;
p++;
}
ltr(0); @@调入task 0的tss
lldt(0); @@调入task 0的ldt
outb_p(0x36,0x43); /* binary, mode 3, LSB/MSB, ch 0 */
outb_p(LATCH & 0xff , 0x40); /* LSB */
outb(LATCH >> 8 , 0x40); /* MSB */
set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt); @@irq 0 时钟中断
outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21);
set_system_gate(0x80,&system_call);
}
每个进程具有一个sigpending结构所描述的信号队列,它有3个成员,head指向第一个sigqueu
e成员,tail指向最末的sigqueue成员的next指针,signal描述了此队列中的信号集.
send_signal(int sig, struct siginfo *info, struct sigpending *signals);
将信号sig和对应的消息结构info添加到信号队列signal中.
static int
collect_signal(int sig, struct sigpending *list, siginfo_t *info);
返回信号sig在队列list中的信息info.
struct task_struct {
...
struct sigpending pending;
...
};
struct sigpending {
struct sigqueue *head, **tail;
sigset_t signal;
};
struct sigqueue {
struct sigqueue *next;
siginfo_t info;
};
// kernel/signal.c
static int
send_signal(int sig, struct siginfo *info, struct sigpending *signals)
{
struct sigqueue * q = NULL;
/* Real-time signals must be queued if sent by sigqueue, or
some other real-time mechanism. It is implementation
defined whether kill() does so. We attempt to do so, on
the principle of least surprise, but since kill is not
allowed to fail with EAGAIN when low on memory we just
make sure at least one signal gets delivered and don't
pass on the info struct. */
q = kmem_cache_alloc(sigqueue_cachep, GFP_ATOMIC);
}
// nr_queued_signals和max_queued_signals用来限制全局sigqueue成员的数目
if (q) {
atomic_inc(&nr_queued_signals);
q->next = NULL;
*signals->tail = q;
signals->tail = &q->next; tail总是指向最末的信号成员的next指针 switch ((unsign
ed long) info)
{
case 0:
// info参数如果为0,表示信号来源于当前用户进程 q->info.si_signo =
sig;
q->info.si_errno = 0;
q->info.si_code = SI_USER;
q->info.si_pid = current->pid;
q->info.si_uid = current->uid;
break;
case 1:
// info参数如果为1,表示信号来源于内核本身 q->info.si_signo = sig;
q->info.si_errno = 0;
q->info.si_code = SI_KERNEL;
q->info.si_pid = 0;
q->info.si_uid = 0;
break;
default:
// 否则从info指针中拷贝信号
copy_siginfo(&q->info, info);
break;
}
}
else if (sig >= SIGRTMIN && info && (unsigned long)info != 1 && info->
si_code != SI_USER)
{
; 如果该信号是内核发出的实时信号,就返回错误码
/*
* Queue overflow, abort. We may abort if the signal was rt
* and sent by user using something other than kill().
*/
return -EAGAIN;
}
sigaddset(&signals->signal, sig); 将sig号标记在队列的信号集上
return 0;
}
static int
collect_signal(int sig, struct sigpending *list, siginfo_t *info)
{
if (sigismember(&list->signal, sig)) {
/* Collect the siginfo appropriate to this signal. */ struct sigqueue *q, **
pp;
pp = &list->head; pp指向第一个信号成员的next指针
while ((q = *pp) != NULL) {
if (q->info.si_signo == sig) goto found_it;
pp = &q->next;
}
/* Ok, it wasn't in the queue. We must have
been out of queue space. So zero out the
info.
*/
sigdelset(&list->signal, sig);
info->si_signo = sig;
info->si_errno = 0;
info->si_code = 0;
info->si_pid = 0;
info->si_uid = 0;
return 1;
found_it:
// 将找到信号成员从信号队列中删除
if ((*pp = q->next) == NULL)
list->tail = pp;
/* Copy the sigqueue information and free the queue entry */
copy_siginfo(info, &q->info);
kmem_cache_free(sigqueue_cachep,q);
atomic_dec(&nr_queued_signals);
/* Non-RT signals can exist multiple times.. */
if (sig >= SIGRTMIN) {
while ((q = *pp) != NULL) {
if (q->info.si_signo == sig) goto found_another;
pp = &q->next;
}
}
sigdelset(&list->signal, sig);
found_another:
return 1;
}
return 0;
}
多处理机系统正在变得越来越普通。尽管大多数用户空间代码仍将完美地运行，而且
有些情况下不需要增加额外的代码就能利用SMP特性的优势，但是内核空间代码必须编写成
具备“SMP意识”且是“SMP安全的”。以下几段文字解释如何去做。
始化某个图像设备的例程中可能会出问题。
void init_hardware(void)
{
outb(0x1, hardware_base + 0x30);
outb(0x2, hardware_base + 0x30);
outb(0x3, hardware_base + 0x30);
outb(0x4, hardware_base + 0x30);
}
假设该硬件依赖于寄存器0x30按顺序依次被设为0、1、2、3来初始化，那么要是有另
一个CPU来参乎的话，事情就会搞糟。想象有两个CPU的情形，它们都在执行这个例程，不
过2号CPU进入得稍慢点：
CPU 1 CPU 2
0x30 = 2 0x30 = 1
0x30 = 3 0x30 = 2
0x30 = 4 0x30 = 3
0x30 = 4
这会发生什么情况呢？从我们设想的硬件设备看来，它在寄存器0x30上收到的字节按
顺序为：1、2、1、3、2、4、3、4。
啊！原本好好的事第二个CPU一来就搞得一团糟了也。所幸的是，我们有防止这类事情
发生的办法。
问题。这意味着任何时刻只有一个CPU能够执行来自内核空间的代码。这样尽管能工作，但
是当系统开始以多于2个的CPU出现时，扩展性能就不怎么好。
2.1.x版本的内核系列加入了粒度更细的SMP支持。这意味着不再依赖于以前作为全局
变量出现的“大锁”，而是每个没有SMP意识的例程现在都需要各自的自旋锁。文件asm/
spinlock.h中定义了若干类型的自旋锁。
有了局部化的自旋锁后，不止一个CPU同时执行内核空间代码就变得可能了。
“我当前在另一个CPU上运行，请稍等一会”，或者标记为“我当前不在运行”。如果1号
CPU首先进入该例程，它就获取该自旋锁。当2号CPU试图进入同一个例程时，该自旋锁告诉
它自己已为1号CPU所持有，需等到1号CPU释放自己后才能进入。
spinlock_t my_spinlock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
unsigned long flags;
...
critical section
...
spin_unlock (&my_spinlock);
的驱动程序定义的全局变量。这会造成混乱。我们如何解决呢？
保护某个数据结构，使它免遭中断之修改的最初方法是全局地禁止中断。在已知只有
自己的中断才会修改自己的驱动程序变量时，这么做效率很低。所幸的是，我们现在有更
好的办法了。我们只是在使用共享变量期间禁止中断，此后重新使能。
实现这种办法的函数有三个：
disable_irq()
enable_irq()
disable_irq_nosync()
这三个函数都取一个中断号作为参数。注意，禁止一个中断的时间太长会导致难以追
踪程序缺陷，丢失数据，甚至更坏。
disable_irq函数的非同步版本允许所指定的IRQ处理程序继续运行，前提是它已经在
运行，普通的disable_irq则所指定的IRQ处理程序不在如何CPU上运行。
如果需要在中断处理程序中修改自旋锁，那就不能使用普通的spin_lock()和
spin_unlock()，而应该保存中断状态。这可通过给这两个函数添加_irqsave后缀很容易地
做到：
spinlock_t my_spinlock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
unsigned long flags;
...
critical section
...
spin_unlock_irqrestore (&my_spinlock, flags);
创建内核线程的时候，由于内核线程没有用户空间，而所有进程的内核页目录都是一样的（（某些情况下可能有不同步的情况出现，主要是为了减轻同步所有进程内核页目录的开销，而只是在各个进程要访问内核空间，如果有不同步的情况，然后才进?
同步处理），所以创建的内核线程的
内核页目录总是借用进程0的内核页目录。
/*
* Create a kernel thread
*/
int kernel_thread(int (*fn)(void *), void * arg, unsigned long flags)
{
long retval, d0;
"movl %%esp,%%esi/n/t"
"int $0x80/n/t" /* Linux/i386 system call */
"cmpl %%esp,%%esi/n/t" /* child or parent? */
/* Load the argument into eax, and push it. That way, it does
* not matter whether the called function is compiled with
* -mregparm or not. */
"movl %4,%%eax/n/t"
"pushl %%eax/n/t"
"call *%5/n/t" /* call fn */
"movl %3,%0/n/t" /* exit */
"int $0x80/n"
"1:/t"
:"=&a" (retval), "=&S" (d0)
:"0" (__NR_clone), "i" (__NR_exit),
"r" (arg), "r" (fn),
"b" (flags | CLONE_VM)
: "memory");
return retval;
}
static int copy_mm(unsigned long clone_flags, struct task_struct * tsk)
{
struct mm_struct * mm, *oldmm;
int retval;
tsk->active_mm = NULL;
* Are we cloning a kernel thread?
*
* We need to steal a active VM for that..
*/
>>> 如果是内核线程的子线程（mm=NULL），则直接退出，此时内核线程mm和active_mm均为为NULL
oldmm = current->mm;
if (!oldmm)
return 0;
if (clone_flags & CLONE_VM) {
atomic_inc(&oldmm->mm_users);
mm = oldmm;
goto good_mm;
}
>>> 内核线程的mm和active_mm指向当前进程的mm_struct结构
tsk->mm = mm;
tsk->active_mm = mm;
return 0;
}
>>> daemonize->exit_mm->_exit_mm：
/*
* Turn us into a lazy TLB process if we
* aren't already..
*/
static inline void __exit_mm(struct task_struct * tsk)
{
struct mm_struct * mm = tsk->mm;
if (mm) {
atomic_inc(&mm->mm_count);
if (mm != tsk->active_mm) BUG();
/* more a memory barrier than a real lock */
task_lock(tsk);
>>> 释放用户虚拟空间的数据结构
tsk->mm = NULL;
task_unlock(tsk);
enter_lazy_tlb(mm, current, smp_processor_id());
mmput(mm);
}
}
{
。。。。。。。。。
if (!current->active_mm) BUG();
{
struct mm_struct *mm = next->mm;
struct mm_struct *oldmm = prev->active_mm;
>>> mm = NULL，选中的为内核线程
if (!mm) {
>>> 对内核线程,active_mm = NULL，否则一定是出错了
if (next->active_mm) BUG();
>>> 选中的内核线程active_mm借用老进程的active_mm
next->active_mm = oldmm;
atomic_inc(&oldmm->mm_count);
enter_lazy_tlb(oldmm, next, this_cpu);
} else {
>>> mm != NULL 选中的为用户进程，active_mm必须与mm相等，否则一定是出错了
if (next->active_mm != mm) BUG();
switch_mm(oldmm, mm, next, this_cpu);
}
if (!prev->mm) {
>>> 设置其 active_mm = NULL 。
prev->active_mm = NULL;
mmdrop(oldmm);
}
}
１、创建的时候：
父进程是用户进程，则mm和active_mm均共享父进程的，然后内核线程一般调用daemonize适头舖m
父进程是内核线程，则mm和active_mm均为NULL
总之，内核线程的mm = NULL；进程调度的时候以此为依据判断是用户进程还是内核线程。
如果切换进来的是内核线程，则置active_mm为切换出去的进程的active_mm；
如果切换出去的是内核线程，则置active_mm为NULL。
LINUX系统是分时多用户系统, 它有多进程系统的特点，CPU按时间片分配给各个用户使用, 而在实质上应该说CPU按时间片分配给各个进程使用, 每个进程都有自己的运行环境以使得在CPU做进程切换时保存该进程已计算了一半的状态。
进程的切换包括三个层次:
用户数据的保存: 包括正文段(TEXT), 数据段(DATA,BSS), 栈段(STACK), 共享内存段(SHARED MEMORY)的保存。
寄存器数据的保存: 包括PC(program counter,指向下一条要执行的指令的地址), PSW(processor status word,处理机状态字), SP(stack pointer,栈指针), PCBP(pointer of process control block,进程控制块指针), FP(frame pointer,指向栈中一个函数的local 变量的首地址), AP(augument pointer,指向栈中函数调用的实参位置), ISP(interrupt stack pointer,中断栈指针), 以及其他的通用寄存器等。
系统层次的保存: 包括proc,u,虚拟存储空间管理表格,中断处理栈。以便于该进程再一次得到CPU时间片时能正常运行下去。
并行化
一件复杂的事件是可以分解成若干个简单事件来解决的, 这在程序员的大脑中早就形成了这种概念, 首先将问题分解成一个个小问题, 将小问题再细分, 最后在一个合适的规模上做成一个函数。 在软件工程中也是这么说的。如果我们以图的方式来思考, 一些小问题的计算是可以互不干扰的, 可以同时处理, 而在关键点则需要统一在一个地方来处理, 这样程序的运行就是并行的, 至少从人的时间观念上来说是这样的。 而每个小问题的计算又是较简单的。
简单有序
这样的程序对程序员来说不亚于管理一班人, 程序员为每个进程设计好相应的功能, 并通过一定的通讯机制将它们有机地结合在一起, 对每个进程的设计是简单的, 只在总控部分小心应付(其实也是蛮简单的), 就可完成整个程序的施工。
互不干扰
这个特点是操作系统的特点, 各个进程是独立的, 不会串位。
事务化
比如在一个数据电话查询系统中, 将程序设计成一个进程只处理一次查询即可, 即完成一个事务。当电话查询开始时, 产生这样一个进程对付这次查询; 另一个电话进来时, 主控程序又产生一个这样的进程对付, 每个进程完成查询任务后消失. 这样的编程多简单, 只要做一次查询的程序就可以了。
在一个进程的生命周期中，进程会使用许多系统资源。比如利用系统的CPU执行它的指令，用系统的物理内存来存储它和它的数据。它会打开和使用文件系统中的文件，会直接或者间接使用系统的物理设备。如果一个进程独占了系统的大部分物理内存和CPU，对于其他进程就是不公平的。所以Linux必须跟踪进程本身和它使用的系统资源以便公平地管理系统中的进程。
系统最宝贵的资源就是CPU。通常系统只有一个CPU。Linux作为一个多进程的操作系统，它的目标就是让进程在系统的CPU上运行，充分利用CPU。如果进程数多于CPU（一般情况都是这样），其他的进程就必须等到CPU被释放才能运行。多进程的思想就是：一个进程一直运行，直到它必须等待，通常是等待一些系统资源，等拥有了资源，它才可以继续运行。在一个单进程的系统中，比如DOS，CPU被简单地设为空闲，这样等待资源的时间就会被浪费。而在一个多进程的系统中，同一时刻许多进程在内存中，当一个进程必须等待时，操作系统将CPU从这个进程切换到另一个更需要的进程。
我们组分析的是Linux进程的状态转换以及标志位的作用，它没有具体对应某个系统调用，而是分布在各个系统调用中。所以我们详细而广泛地分析了大量的原码，对进程状态转换的原因、方式和结果进行了分析，大致总结了整个Linux系统对进程状态管理的实现机制。
struct task_struct {
………….
volatile long state; /* -1 unrunnable , 0 runnable , >0 stopped */
unsigned long flags; /* per process flags, defined below */
………….
}；
每个在Task向量表中登记的进程都有相应的进程状态和进程标志，是进行进程调度的重要依据。进程在执行了相应的进程调度操作后，会由于某些原因改变自身的状态和标志，也就是改变state和flags这两个数据项。进程的状态不同、标志位不同对应了进程可以执行不同操作。在Linux2.2.8版本的sched.h中定义了六种状态，十三种标志。
//进程状态
#define TASK_RUNNING 0
#define TASK_INTERRUPTIBLE 1
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2
#define TASK_ZOMBIE 4
#define TASK_STOPPED 8
#define TASK_SWAPPING 16
TASK_INTERRUPTIBLE：处于等待队列中的进程，待资源有效时唤醒，也可由其它进程被信号中断、唤醒后进入就绪状态。
TASK_UNINTERRUPTIBLE：处于等待队列中的进程，直接等待硬件条件，待资源有效时唤醒，不可由其它进程通过信号中断、唤醒。
TASK_ZOMBIE：终止的进程，是进程结束运行前的一个过度状态（僵死状态）。虽然此时已经释放了内存、文件等资源，但是在Task向量表中仍有一个task_struct数据结构项。它不进行任何调度或状态转换，等待父进程将它彻底释放。
TASK_STOPPED：进程被暂停，通过其它进程的信号才能唤醒。正在调试的进程可以在该停止状态。
TASK_SWAPPING：进程页面被兑换出内存的进程。这个状态基本上没有用到，只有在sched.c的count_active_tasks（）函数中判断处于该种状态的进程也属于active的进程，但没有对该状态的赋值。
#define PF_ALIGNWARN 0x00000001
#define PF_STARTING 0x00000002
#define PF_EXITING 0x00000004
#define PF_PTRACED 0x00000010
#define PF_TRACESYS 0x00000020
#define PF_FORKNOEXEC 0x00000040
#define PF_SUPERPRIV 0x00000100
#define PF_DUMPCORE 0x00000200
#define PF_SIGNALED 0x00000400
#define PF_MEMALLOC 0x00000800
#define PF_VFORK 0x00001000
#define PF_USEDFPU 0x00100000
#define PF_DTRACE 0x00200000
PF_MEMEALLOC和PF_VFORK这两个标志位是新版本中才有的。
PF_STARTING 进程正被创建
PF_EXITING 标志进程开始关闭。
在do_exit()时置位。
current->flags |= PF_EXITING
用于判断是否有效进程。
在nlmclnt_proc()(在fs/lockd/clntproc.c)，如果current_flag为PF_EXITING，则进程由于正在退出清除所有的锁，将执行异步RPC 调用。
PF_PTRACED 进程被跟踪标志，
在do_fork()时清位。
p->flags &= ~PF_PTRACED
当ptrace(0)被调用时置位，在进程释放前要清掉。
current->flags |= PF_PTRACED
在sys_trace()中判断
如果request为PTRACE_TRACEME，如是则将current_flag置为PF_PTRACED；
如果request为PTRACE_ATTACH，则将child_flag置为PF_PTRACED，给child发一个SIGSTOP信号;
如果request为PTRACE_DETACH ，则将child清除PF_PTRACED。
在syscall_trace()中判断current_flag如果为PF_TRACED和PF_TRACESYS,则current强行退出时的出错代码置为SIGTRAP并将状态置为STOPPED。
PF_TRACESYS 正在跟踪系统调用。
do_fork()时清位，在进程释放前要清掉。
在sys_trace()中判断request如果为PTRACE_SYSCALL，则将child->flags 置为 PF_TRACESYS；如为PTRACE_SYSCALL，则将child->flags 清除 PF_TRACESYS；然后唤醒child。如果request为PTRACE_SINGLESTEP（即单步跟踪），则将child_flag清除PF_TRACESYS,唤醒child。
PF_FORKNOEXEC 进程刚创建，但还没执行。
在do_fork()时置位。
p->flags |= PF_FORKNOEXEC
在调入格式文件时清位。
p->flags &= ~ PF_FORKNOEXEC
PF_SUPERPRIV 超级用户特权标志。
如果是超级用户进程则置位，用户特权设为超级用户，如是超级用户，在统计时置统计标志(accounting flag)为ASU。
PF_DUMPCORE 标志进程是否清空core文件。
Core文件由gdb进行管理，给用户提供有用信息，例如查看浮点寄存器的内容比较困难，事实上我们可以从内核文件里的用户结构中得到
Core文件格式如下图：
UPAGE
DATA
STACK
Core 文件结构
UPAGE是包含用户结构的一个页面，告诉gdb文件中现有内容所有寄存器也在 UPAGE中，通常只有一页。DATA存放数据区。STACK堆栈区
最小Core文件长度为三页（12288字节）
在task_struct中定义一个dumpable变量，当dumpable==1时表示进程可以清空core文件（即将core文件放入回收站），等于0时表示该进程不能清空core文件（即core文件以放在回收站中，不可再放到回收站中），此变量初值为1。
例如在调用do_aout_core_dump()时判断current->dumpable是否等于1（即判断该进程是否能将core文件放入回收站），如果等于1则将该变量置为0，在当前目录下建立一个core dump image ,在清空用户结构前，由gdb算出数据段和堆栈段的位置和使用的虚地址，用户数据区和堆栈区在清空前将相应内容写入core dump，将PF_DUMPCORE置位，清空数据区和堆栈区。
只有在aout_core_dump()内调用do_aout_core_dump(),而没有地方调用aout_core_dump()。对其它文件格式也是类似。
9、 PF_SIGNALED 标志进程被信号杀出。
在do_signal()中判断信号，如果current收到信号为SIGHUP, SIGINT, SIGIOT, SIGKILL, SIGPIPE, SIGTERM, SIGALRM, SIGSTKFLT, SIGURG, SIGXCPU, SIGXFSZ, SIGVTALRM, SIGPROF, SIGIO, SIGPOLL, SIGLOST, SIGPWR，则执行lock_kernel(),将信号加入current的信号队列，将current->flag置为PF_SIGNALED,然后执行do_exit()
PF_USEDFPU 标志该进程使用FPU，此标志只在SMP时使用。
在task_struct中有一变量used_math，进程是否使用FPU。
在CPU从prev切换到next时，如果prev使用FPU则prev的flag清除PF_USEDFPU。
prev->flags&=~PF_USEDFPU
在flush_thread()(arch/i386/kernel/process.c)、restore_i387_hard()、save_i387_hard()(arch/i386/kernel/signal.c)中，如果是SMP方式，且使用FPU则stts()，否则清除PF_USEDFPU。
current->flags &= ~PF_USEDFPU
在sys_trace()中如果request为PTRACE_SETFPREGS，则将child的used_math置为1，将child_flag清除PF_USEDFPU。
child->flags &= ~PF_USEDFPU
在SMP方式下进行跟踪时，判断是否使用FPU。
在跟踪时出现数学错误时清位。
current->flags &= ~PF_USEDFPU
PF_DTRACE 进程延期跟踪标志，只在m68k下使用。
跟踪一个trapping指令时置位。
current->flags |= PF_DTRACE
PF_ONSIGSTK 标志进程是否工作在信号栈，只在m68k方式下使用。
liunx 2.1.19版本中使用此标志位，而2.2.8版本中不使用。
在处理信号建立frame时如果sigaction标志为ONSTACK，则将current->flag置为PF_ONSIGSTK。
PF_MEMALLOC 进程分配内存标志。
linux 2.2.8版本中使用此标志位。
在kpiod()和kwpad()中置位。
tsk->flags |= PF_MEMALLOC
PF_VFORK linux 2.2.8版本中使用此标志位。
在copy_flags(unsigned long clone_flags, struct task_struct *p)，如果clone_flags为CLONE_VFORK，则将p的flags置为PF_VFORK。
在mm_release（）中将current ->flags清除PF_VFORK。
tsk->flags &= ~PF_VFORK
具体的分析由我组的另外同学进行。
我将参与Linux的各进程之间的状态转换的系统调用总结成一张流程图：
系统调用sys_fork 和sys_clone都调用函数do_fork（）（在kernel/fork.中定义）。
进程由do_fork()函数创建，先申请空间，申请核心堆栈；然后在Task向量表中找到空闲位置；在进行正式初始化以前，将新创建的进程的状态都置为TASK_UNINTERRUPTIBLE，以免初始化过程被打断；开始初始化工作，如初始化进程时钟、信号、时间等数据；继承父进程的资源，如文件、信号量、内存等；完成进程初始化后,由父进程调用wake_up_process()函数将其唤醒，状态变为TASK_RUNNING，挂到就绪队列run queue，返回子进程的pid。
int do_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long usp, struct pt_regs *regs)
{
if (申请不到)
返回错误,退出;
为新进程申请核心堆栈;
if (核心堆栈申请不到)
返回错误,退出;
为新进程在Task向量表中找到空闲位置;
/*复制父进程current PCB中的信息，继承current的资源*/；
p = current;
在进行正式初始化以前，将新创建的进程的状态都置为TASK_UNINTERRUPTIBLE，以免初始化过程被打断,并置一些标志位.
/*为防止信号、定时中断误唤醒未创建完毕的进 程，将子进程的状态设成不可中断的*/
p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
/*跟踪状态和超级用户特权是没有继承性的，因为在root用户为普通用户创建进程时，出于安全考虑这个普通用户的进程不允许拥有超级用户特权。*/
p->flags &= ~(PF_PTRACED|PF_TRACESYS|PF_SUPERPRIV);
/*将进程标志设成初建，在进程第一次获得CPU时，内核将根据此标志进行一定操作*/
p->flags |= PF_FORKNOEXEC;
开始Task_struct的初始化工作，如初始化进程时钟、信号、时间等数据;
继承父进程所有资源:
拷贝父进程当前打开的文件;
拷贝父进程在VFS的位置;
拷贝父进程的信号量;
拷贝父进程运行的内存;
拷贝父进程的线程;
初始化工作结束，父进程将其将其唤醒,挂入running队列中，返回子进程的pid;
新创建的进程都是处于TASK_RUNNING状态，而且被挂到run queue的队首。进程调度采用变形的轮转法（round robin）。当时间片到时（10ms的整数倍），由时钟中断引起新一轮调度，把当前进程挂到run queue队尾。
所有的进程部分运行与用户态，部分运行于系统态。底层的硬件如何支持这些状态各不相同但是通常有一个安全机制从用户态转入系统态并转回来。用户态比系统态的权限低了很多。每一次进程执行一个系统调用，它都从用户态切换到系统态并继续执行。这时让核心执行这个进程。Linux中，进程不是互相争夺成为当前运行的进程，它们无法停止正在运行的其它进程然后执行自身。每一个进程在它必须等待一些系统事件的时候会放弃CPU。例如，一个进程可能不得不等待从一个文件中读取一个字符。这个等待发生在系统态的系统调用中。进程使用了库函数打开并读文件，库函数又执行系统调用从打开的文件中读入字节。这时，等候的进程会被挂起，另一个更加值得的进程将会被选择执行。进程经常调用系统调用，所以经常需要等待。即使进程执行到需要等待也有可能会用去不均衡的CPU事件，所以Linux使用抢先式的调度。用这种方案，每一个进程允许运行少量一段时间，200毫秒，当这个时间过去，选择另一个进程运行，原来的进程等待一段时间直到它又重新运行。这个时间段叫做时间片。
需要调度程序选择系统中所有可以运行的进程中最值得的进程。一个可以运行的进程是一个只等待CPU的进程。Linux使用合理而简单的基于优先级的调度算法在系统当前的进程中进行选择。当它选择了准备运行的新进程，它就保存当前进程的状态、和处理器相关的寄存器和其他需要保存的上下文信息到进程的task_struct数据结构中。然后恢复要运行的新的进程的状态（又和处理器相关），把系统的控制交给这个进程。为了公平地在系统中所有可以运行（runnable）的进程之间分配CPU时间，调度程序在每一个进程的task_struct结构中保存了信息。
policy 进程的调度策略：Linux有两种类型的进程：普通和实时。实时进程比所有其它进程的优先级高。如果有一个实时的进程准备运行，那么它总是先被运行。实时进程有两种策略：环或先进先出（round robin and first in first out）。在环的调度策略下，每一个实时进程依次运行，而在先进先出的策略下，每一个可以运行的进程按照它在调度队列中的顺序运行，这个顺序不会改变。
Priority 进程的调度优先级。也是它允许运行的时候可以使用的时间量（jiffies）。你可以通过系统调用或者renice命令来改变一个进程的优先级。
Rt_priority Linux支持实时进程。这些进程比系统中其他非实时的进程拥有更高的优先级。这个域允许调度程序赋予每一个实时进程一个相对的优先级。实时进程的优先级可以用系统调用来修改Coutner 这时进程可以运行的时间量（jiffies）。进程启动的时候等于优先级（priority），每一次时钟周期递减。
调度程序schedule()从核心的多个地方运行。它可以在把当前进程放到等待队列之后运行，也可以在系统调用之后进程从系统态返回进程态之前运行。需要运行调度程序的另一个原因是系统时钟刚好把当前进程的计数器(counter)置成了0。每一次调度程序运行它做以下工作：
（1）kernel work 调度程序运行bottom half handler并处理系统的调度任务队列。
（2）Current pocess 在选择另一个进程之前必须处理当前进程。
（3）如果当前进程的调度策略是环则它放到运行队列的最后。
（4）如果任务状态是TASK_INTERRUPTIBLE的而且它上次调度的时候收到过一个信号，它的状态变为TASK_RUNNING;
如果当前进程超时，它的状态成为RUNNING;
如果当前进程的状态为RUNNING则保持此状态;
不是RUNNING或者INTERRUPTIBLE的进程被从运行队列中删除。这意味着当调度程序查找最值得运行的进程时不会考虑这样的进程。
(5)Process Selection 调度程序查看运行队列中的进程，查找最值得运行的进程。如果有实时的进程（具有实时调度策略），就会比普通进程更重一些。普通进程的重量是它的counter，但是对于实时进程则是counter 加1000。这意味着如果系统中存在可运行的实时进程，就总是在任何普通可运行的进程之前运行。当前的进程，因为用掉了一些时间片（它的counter减少了），所以如果系统中由其他同等优先级的进程，就会处于不利的位置：这也是应该的。如果几个进程又同样的优先级，最接近运行队列前段的那个就被选中。当前进程被放到运行队列的后面。如果一个平衡的系统，拥有大量相同优先级的进程，那么回按照顺序执行这些进程。这叫做环型调度策略。不过，因为进程需要等待资源，它们的运行顺序可能会变化。
(6)Swap Processes 如果最值得运行的进程不是当前进程，当前进程必须被挂起，运行新的进程。当一个进程运行的时候它使用了CPU和系统的寄存器和物理内存。每一次它调用例程都通过寄存器或者堆栈传递参数、保存数值比如调用例程的返回地址等。因此，当调度程序运行的时候它在当前进程的上下文运行。它可能是特权模式：核心态，但是它仍旧是当前运行的进程。当这个进程要挂起时，它的所有机器状态，包括程序计数器(PC)和所有的处理器寄存器，必须存到进程的task_struct数据结构中。然后，必须加载新进程的所有机器状态。这种操作依赖于系统，不同的CPU不会完全相同地实现，不过经常都是通过一些硬件的帮助。
(7)交换出去进程的上下文发生在调度的最后。前一个进程存储的上下文，就是当这个进程在调度结束的时候系统的硬件上下文的快照。相同的，当加载新的进程的上下文时，仍旧是调度结束时的快照，包括进程的程序计数器和寄存器的内容。
(8)如果前一个进程或者新的当前进程使用虚拟内存，则系统的页表需要更新。同样，这个动作适合体系结构相关。Alpha AXP处理器，使用TLT（Translation Look-aside Table）或者缓存的页表条目，必须清除属于前一个进程的缓存的页表条目。
获得CPU而正在运行的进程会由于某些原因，比如：申请不到某个资源，其状态会从TASK_RUNNING变为TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE的等待状态。同样在经历了某些情况，处于等待状态的进程会被重新唤醒，等待分配给CPU。状态为TASK_INTERRUPTIBLE的睡眠进程会被唤醒，回到TASK_RUNNING状态，重新等待schedule()分配给它CPU，继续运行，比如：当申请资源有效时，也可以由signal或定时中断唤醒。而状态为TASK_INTERRUPTIBLE的睡眠进程只有当申请资源有效时被唤醒，不能被signal、定时中断唤醒。
当拥有CPU的进程申请资源无效时，会通过sleep_on()，将进程从TASK_RUNNING切换到TASK_UNINTERRUPTIBLE状态。sleep_on()函数的作用就是将current进程的状态置成TASK_UNINTERRUPTIBLE,并加到等待队列中。
一般来说引起状态变成TASK_UNINTERRUPTIBLE的资源申请都是对一些硬件资源的申请，如果得不到这些资源，进程将不能执行下去，不能由signal信号或时钟中断唤醒，而回到TASK_RUNNING状态。
我们总结了这种类型的转换原因有：
（1）对某些资源的操作只能由一个进程进行，所以系统对该项资源采用上锁机制。在申请该项资源时，必须先申请资源的锁，如果已经被别的进程占用，则必须睡眠在对该锁的等待队列上。而且这种睡眠不能被中断，必须等到得到了资源才能继续进行下去。
如：
对网络连接表锁（Netlink table lock）的申请, sleep_on(&nl_table_wait)；
对交换页进行I/O操作的锁的申请, sleep_on(&lock_queue)；
对Hash表操作的锁的申请, sleep_on(&hash_wait)；
在UMSDOS文件系统创建文件或目录时，必须等待其他同样的创建工作结束,sleep_on (&dir->u.umsdos_i.u.dir_info.p);
如：
wakeup_bdflush（)是对dirty buffer进行动态的响应，一旦该进程被激活，就将一定数量的dirty buffer写回磁盘，然后调用sleep_on(&bdflush_done),又去睡眠。
与sleep_on()函数非常地相象，当拥有CPU的进程申请资源无效时，会通过interruptible_sleep_on()，将进程从TASK_RUNNING切换到TASK_INTERRUPTIBLE状态。interruptible_sleep_on()函数的作用就是将current进程的状态置成TASK_INTERRUPTIBLE,并加到等待队列中。
处于TASK_INTERRUPTIBLE状态的进程可以在资源有效时被wake_up()、wake_up_interruptible()或wake_up_process()唤醒，或收到signal信号以及时间中断后被唤醒。
进行这种转换的原因基本上与sleep_on()相同，申请资源无效时进程切换到等待状态。与之不同的是处于interruptible_sleep_on()等待状态的进程是可以接受信号或中断而重新变为running状态。所以可以认为对这些资源的申请没有象在sleep_on()中资源的要求那么严格，必须得到该资源进程才能继续其运行下去。
sleep_on_timeout(&block.b_wait, 30*HZ);
虽然在申请资源或运行中出现了某种错误，但是系统仍然给进程一次重新运行的机会。调用该函数将进程从TASK_RUNNING切换到TASK_INTERRUTIBLE状态，并等待规定的时间片长度,再重新试一次。
如：在smb_request_ok 中产生了连接失败的错误，会在sem_retry()中给一次重新连接的机会。//interruptible_sleep_on_timeout(&server->wait, 5*HZ)；
TASK_INTERRUPTIBLE-> TASK_RUNNING
处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程不能由signal信号或时钟中断唤醒，只能由wake_up()或wake_up_process()唤醒。wake_up()函数的作用是将wait_queue中的所有状态为TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE的进程状态都置为TASK_RUNNING,并将它们都放到running队列中去，即唤醒了所有等待在该队列上的进程。
void wake_up(struct wait_queue **q)
{
struct wait_queue *next;
struct wait_queue *head;
return;
head = WAIT_QUEUE_HEAD(q);
while (next != head) {
struct task_struct *p = next->task;
next = next->next;
if (p != NULL) {
if ((p->state == TASK_UNINTERRUPTIBLE) ||
(p->state == TASK_INTERRUPTIBLE))
wake_up_process(p);
}
if (!next)
goto bad;
}
return;
bad:
printk("wait_queue is bad (eip = %p)/n",
__builtin_return_address(0));
printk(" q = %p/n",q);
printk(" *q = %p/n",*q);
}
这个函数通常在资源有效时调用，资源锁已经被释放，等待该资源的所有进程都被置为TASK_RUNNING状态，移到run queue，重新参与调度，对这一资源再次竞争。这时又会有某个进程竞争到了该项资源，而其他的进程在申请失败后，又回到TASK_UNINTERRUPTIBLE或TASK_INTERRUPTIBLE状态。
如：
网络连接表锁（Netlink table lock）释放后,唤醒等待该锁的所有睡眠进程 wake_up(&nl_table_wait)；
对交换页进行I/O操作的锁释放后,唤醒等待该锁的所有睡眠进程, wake_up(&lock_queue)；
对Hash表操作的锁释放后,唤醒等待该锁的所有睡眠进程，wake_up(&hash_wait)；
在UMSDOS文件系统创建文件或目录工作结束后,唤醒其他由于等待它创建结束而睡眠的进程， wake_up (&dir->u.umsdos_i.u.dir_info.p)；
如：
bd_flush()函数要将一些dirty buffer写回磁盘，就调用wake_up(&bdflush_done)，唤醒正在睡眠的wakeup_bdflush（)进程去处理写回。
wake_up_process()：TASK_UNINTERRUPTIBLE-> TASK_RUNNING;
TASK_INTERRUPTIBLE-> TASK_RUNNING
wake_up_process()函数的作用是将参数所指的那个进程状态从TASK_INTERRUPTIBLE,TASK_UNINTERRUPTIBLE变为TASK_RUNNING,并将它放到running队列中去。
{
unsigned long flags;
* We want the common case fall through straight, thus the goto.
*/
spin_lock_irqsave(&runqueue_lock, flags);
p->state = TASK_RUNNING;
if (p->next_run)
goto out;
add_to_runqueue(p);
spin_unlock_irqrestore(&runqueue_lock, flags);
return;
out:
spin_unlock_irqrestore(&runqueue_lock, flags);
}
父进程对子进程的唤醒：
如：
在sys_ptrace()中当收到的跟踪请求为：PTRACE_CONT（在处理完信号后继续）；PTRACE_KILL（将子进程杀出）；PTRACE_SINGLESTEP（对子进程进行单步跟踪）；PTRACE_DETACH的时候，都会在处理结束时，唤醒子进程，给子进程一个运行的机会。
在do_fork()中，新建进程初始化完毕，会由父进程唤醒它，将该进程移到run queue中，置状态为TASK_RUNNING。
如：
kswapd_process页面交换进程，通常是处于睡眠状态的，当某个进程需要更多的内存，而调用try_to_free_pages（）时，就会唤醒kswapd_process页面交换进程，调入更多的内存页面。
如：
某一进程的时间片到了，process_timeout()会调用wake_up_process()唤醒该进程；
收到某些signal信号:处于STOPPED状态的进程收到SIGKILL或SIGCONT会被唤醒（注：处于STOPPED状态的进程不能被wake_up()唤醒）；以及收到某些非实时信号，不需加到signal队列中去，处于TASK_INTERRUPTIBLE的进程有机会被唤醒。
将wait_queue中的所有状态为 TASK_INTERRUPTIBLE的进程状态都置为TASK_RUNNING,并将它们都放到running queue中去。
这个函数通常在send_sig(发出信号)后调用,以使信号发出后能及时得到响应，或者当空闲下来时，希望检查一下是否有收到有效信号的能运行的进程时，也可以调用这个函数，如：
在进程退出前调用notify_parent(),给父进程send_sig（）后，将调用wake_up_interruptible （），使信号能够得到及时的响应。
usr/src/linux/KERNEL/EXIT.C 中定义了
void notify_parent(struct task_struct * tsk, int signal)
{
send_sig(signal, tsk->p_pptr, 1);
wake_up_interruptible(&tsk->p_pptr->wait_chldexit);
}
当某一进程要结束时，它可以通过调用notify_parent(current, current->exit_signal)通知父进程以唤醒睡眠在wait_chldexit上的父进程
2. Semaphores（信号灯）
信号量最简单的形式就是内存中一个位置，它的取值可以由多个进程检验和设置。检验和设置的操作，至少对于关联的每一个进程来讲，是不可中断或者说有原子性：只要启动就不能中止。检验和设置操作的结果是信号灯当前值和设置值的和，可以是正或者负。根据测试和设置操作的结果，一个进程可能必须睡眠直到信号灯的值被另一个进程改变。信号灯可以用于实现临界区域（critical regions），就是重要的代码区，同一时刻只能有一个进程运行。
对信号灯的操作是通过以下两组基本函数实现的：
1．void __up(struct semaphore *sem) ：TASK_UNINTERRUPTIBLE-> TASK_RUNNING;
TASK_INTERRUPTIBLE-> TASK_RUNNING
int __do_down(struct semaphore * sem, int task_state)由以下两个函数调用，分别转换到不同的等待状态：
(1)int __down_interruptible (struct semaphore * sem)：
TASK_RUNNING ->TASK_INTERRUPTIBLE;
(2)void __down(struct semaphore * sem):
TASK_RUNNING ->TASK_UNINTERRUPTIBLE；
2. extern inline void up(struct semaphore * sem)
extern inline void down(struct semaphore * sem)；
extern inline int down_interruptible(struct semaphore * sem)；
struct semaphore {
atomic_t count;
int waking;
struct wait_queue * wait;
};
信号灯的值初始化为一个宏定义的结构MUTEX的值{count=1，waking=0，wait=NULL}。
占有临界区资源的进程，调用__up()释放资源。在__up()函数中，调用wake_one_more ()函数，原子地读sem->count, 如果sem->count <=0,则sem->waking ++,并唤醒所有等待在该sem-->wait上的进程。
void __up(struct semaphore *sem)
{
wake_one_more(sem);
wake_up(&sem->wait);
}
int __do_down(struct semaphore * sem, int task_state):
申请临界区资源的进程会通过调用__do_down()来竞争资源。在__do_down()函数中，调用waking_non_zero(struct semaphore *sem)或waking_non_zero_interruptible(struct semaphore *sem)抢占临界区资源，如果抢占到，则将当前进程置为TASK_RUNNING,否则将当前进程的状态置为task_state，并处于循环等待状态。
进程通过waking_non_zero（）来竞争临界区资源，在该函数中判断sem-->waking的值，如果sem-->waking 大于0,sem->waking -- 并返回1，否则返回0。
int __do_down(struct semaphore * sem, int task_state)
{
struct task_struct *tsk = current;
struct wait_queue wait = { tsk, NULL };
int ret = 0 ;
add_wait_queue(&sem->wait, &wait); /*将进程加入到等待队列*/
{
if (waking_non_zero(sem)) /* 是否已经被唤醒 */
break ; /* 是的，跳出循环 */
&& (tsk->signal & ~tsk->blocked)
/* 如果进程状态为TASK_INTERRUPTIBLE，且收到信号量，并未被屏蔽*/
)
{
ret = -EINTR ; /* 中断 */
atomic_inc(&sem->count) ; /* 放弃down操作，原子递增信号量的count值 */
break ;
}
tsk->state = task_state; /*未能竞争到信号量的进程重新置成执行down操
作前的状态*/
}
remove_wait_queue(&sem->wait, &wait);/*将进程从等待队列中删除*/
return(ret) ;
void __down(struct semaphore * sem): TASK_RUNNING ->TASK_UNINTERRUPTIBLE；
void __down(struct semaphore * sem)
{
__do_down(sem,TASK_UNINTERRUPTIBLE) ;
}
int __down_interruptible(struct semaphore * sem)
{
return(__do_down(sem,TASK_INTERRUPTIBLE)) ;
}
（1）定义在某个数据结构上：
在linux系统中有很多数据结构中定义了这样的信号灯，来控制对这个数据结构的资源访问，比如不允许对某个内存单元进行多进程访问，就通过定义在该内存单元上的某个信号灯mmap_sem进行__up()、_down()、up()、down()操作。
如：
struct mm_struct中有mmap_sem信号灯；
struct inode中有i_sem、i_atomic_write信号灯；
struct nlm_file中有f_sema信号灯；
struct nlm_host中有h_sema信号灯；
struct superblock中有s_vfs_rename_sem信号灯；
struct vfsmount中有mnt_dquot.semaphore信号灯；
struct task_struct中有vfork_sem信号灯；//注：这个信号灯在2.0.36版本是没有的，新版本2.2.8中才有的，用于vfork()。
struct unix_opt中有readsem信号灯；
struct smb_sb_info中有sem信号灯；
申请这些数据结构中的临界区资源，就要进行相应的信号灯操作。
还有一些单独的全局信号灯，它们并不属于某一个数据结构，而是系统定义的全局静态的信号灯，可能有多个进程对这种不属于某个特定数据结构的全局临界资源的申请，则系统通过这些全局信号灯来分配资源。
如：
nlm_file_sema；
nlmsvc_sema；
lockd_start；
read_sem；
nlm_host_sema；
read_semaphore；
uts_sem
mount_sem；
cache_chain_sem；
rpciod_sema；
rpciod_running；
mfw_sema；
firewall_sem；
在 /usr/src/linux/mm/filemap.c中：
static int filemap_write_page(struct vm_area_struct * vma,
unsigned long offset,
unsigned long page)
{
int result;
struct file file;
struct inode * inode;
struct buffer_head * bh;
result = do_write_page(inode, &file, (const char *) page, offset);
up(&inode->i_sem);
return result;
}
3.锁机制
lock_…（）；
unlock_…（）；
wait_on_…（）：TASK_RUNNING ->TASK_UNINTERRUPTIBLE；
进程在RUNNING,WAITING状态间转换时，锁机制也是Linux中解决进程之间共享资源的一个方法。锁就是在资源的结构定义中加入一个锁成员，或为一个标志位,它的取值可以由多个进程检验和设置。锁可以用于实现对资源的共享竞争。具体来说当一个进程占用一个资源时，先对其上锁，然后再进行相关的操作，如果这时别的进程也要用这个资源，则必须等待这个锁被解开后，才可以进行下去。
但是，锁仅在某些数据结构和资源申请中才会用到，进程在申请某种特定资源时，会调用相应的__wait_on_… 函数来判断是否该资源已经被上锁，如果未上锁或已被解锁，则分配资源给进程，否则进程加入到等待队列中去。这种类型的申请有：__wait_on_dquot、__wait_on_buffer、__wait_on_inode、__wait_on_page、__wait_on_super等。
值得注意的是，如果申请不到这种资源，进程的状态都是转变成TASK_UNINTERRUPTIBLE。
定义锁的方式有两种：
专门的某项数据结构：
如：Superblock的数据结构中专门定义了锁数据项：s_lock；
置数据结构中某一项的某个标志位为锁标志：
如：
struct inode中定义了i_state的数据项，通过判断i_state 是否置了 I_LOCK，来判断该inode节点是否上锁。（2.2.8版本中定义）//注意：在2.2.0.34版本中是采用了专门的数据项i_lock来进行锁操作的。
struct buffer_head 中定义了b_state的数据项，通过判断b_state是否置了 BH_Lock位,来判断该缓冲区头是否上锁。
struct dquot中定义了dq_flags的数据项，通过判断dq_flags是否置了DQ_LOCKED位,来判断该dquot是否上锁。
struct page中定义了flags的数据项，通过判断flags是否置了PG_locked 位,来判断该页是否上锁。//注：程序中一般采用PageLocked(page)函数来判断是否上锁。
//申请资源时将该缓冲区上锁，置锁位，如果申请不到，睡眠在等待队列上，等待该锁的释放。
extern inline void lock_buffer(struct buffer_head * bh)
{
while (set_bit(BH_Lock, &bh->b_state))
__wait_on_buffer(bh);
}
void unlock_buffer(struct buffer_head * bh)
{
......
wake_up(&bh->b_wait);
......
}
static inline int buffer_locked(struct buffer_head * bh)
{
return test_bit(BH_Lock, &bh->b_state);
}
void __wait_on_buffer(struct buffer_head * bh)
{
struct wait_queue wait = { current, NULL };
add_wait_queue(&bh->b_wait, &wait);/*进程加入到等待锁的队列*/
repeat:
run_task_queue(&tq_disk);
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;/*进程状态置为TASK_UNINTERRUPTIBLE*/
if (buffer_locked(bh)) {
schedule(); /*如果申请不到锁，重新调度CPU*/
goto repeat;
}
remove_wait_queue(&bh->b_wait, &wait);/*进程从等待队列中删除*/
bh->b_count--;
current->state = TASK_RUNNING; /*进程状态置为TASK_ RUNNING*/
}
4. 管道（流）
管道做为系统的特殊设备文件,可以是内存方式的,也可以是外存方式的。管道的传输一般是单向的,即一个管道一向,若两个进程要做双向传输则需要2个管道.管道生成时即有两端,一端为读,一端为写,两个进程要协调好,一个进程从读方读,另一个进程向写方写。管道的读写使用流设备的读写函数,即:read(),write.管道的传输方式为FIFO,流方式的.不象消息队列可以按类型读取.管道分为有名管道和无名管道：
1． 有名管道
一般为系统特殊文件方式,使用的进程之间不一定要有父子关系或兄弟关系.
2． 无名管道
一般为内存方式,使用的进程之间一定要有父子关系或兄弟关系.
运用管道方式进行通讯的进程，由于都是调用sleep_on_interruptible,因此都是睡眠在TASK_INTERRUPTIBLE状态的。
struct pipe_inode_info {
struct wait_queue * wait;
char * base;
unsigned int start;
unsigned int len;
unsigned int lock; //用到了锁
unsigned int rd_openers;
unsigned int wr_openers;
unsigned int readers;
unsigned int writers;
};
1．向一个管道写pipe_write()：
在/fs/pipe.c中定义了static int pipe_write(struct inode * inode, struct file * filp, const char * buf, int count)；
实现机制：当写进程向管道写的时候，它使用标准的write库函数。这些库函数传递的文件描述符是进程的file数据结构组中的索引，每一个都表示一个打开的文件，在这种情况下，是打开的管道。Linux系统调用使用描述这个管道的file数据结构指向的write例程。这个write例程使用表示管道的VFS INODE节点存放的信息，来管理写的请求。如果有足够的空间把所有的字节都写导管到中，只要管道没有被读进程锁定，Linux为写进程上锁，并把字节从进程的地址空间拷贝到共享的数据页。如果管道被读进程锁定或者空间不够，当前进程睡眠，并放在管道INODE节点的等待队列中，并调用调度程序，运行另外一个进程。它是可以中断的，所以它可以接收信号。当管道中有了足够的空间写数据或者锁定解除，写进程就会被读进程唤醒。当数据写完之后，管道的VFS INODE 节点锁定解除，管道INODE节点的等待队列中的所有读进程都会被唤醒。
在/fs/pipe.c中定义了static int pipe_read(struct inode * inode, struct file * filp, char * buf, int count)；
实现机制：从管道中读取数据和写数据非常相似。进程允许进行非阻塞的读（依赖于它们打开文件或者管道的模式），这时，如果没有数据可读或者管道被锁定，会返回一个错误。这意味着进程会继续运行。另一种方式是在管道的INODE节点的等待队列中等待，直到写进程完成。如果管道的进程都完成了操作，管道的INODE节点和相应的共享数据页被废弃。
1．进程从TASK_RUNNING->TASK_STOPPED的转换：
TASK_STOPPED状态是一种暂停状态，和TASK_STOPPED状态配合工作的标志为PF_PTRACED和PF_TRACESYS，分别表示被跟踪和正在跟踪系统调用，一个是被动的，一个是主动的。
进程可通过两种途径进入TASK_STOPPED状态：
1)．受其它进程的syscall_trace（）系统调用的控制而暂时将CPU交给控制进程。
在调用syscall_trace（）之前必须先调用sys_ptrace()（简称ptrace（）），进行跟踪系统调用之前的准备工作。只有调用sys_ptrace()后，current的PF_PTRACED和PF_TRACESYS标志都已置位，跟踪和被跟踪的关系都已明确，再调用syscall_trace（）才能真正使进程转入STOPPED状态。
syscall_trace（）实现步骤：
（1）检验是否调用过ptrace（）做过准备，没有则返回；
（2）置状态STOPPED ，通知父进程，子进程状态已变；
（3）进行CPU重新调度，将current进程从runqueue删除。
（4）如果exit_code非空，将它的值作为接收到的信号放到signal中。若是SIGTRAP
则current进程将一直处于stopped，直到收到其它信号。
（1）如果request == PTRACE_TRACEME，则有进程要求跟踪current进程:
若current进程已被其它进程跟踪返回；
否则置current进程已被进程跟踪的标记；
（2）如果current进程想跟踪其它进程:
a.不能跟踪init进程；
b.找pid对应的进程child，找不到返回出错；
c.如果request为PTRACE_ATTACH
如果current进程试图ATTACH自己，出错；
如果试图attach的进程child已被attach，出错；
否则 child->flags |= PF_PTRACED;做上标记，child已被attach；如果child
不是current的子进程，将它变成current的子进程；并且发SIGSTOP信号，暂
停它。
（3）进行其他合法性检查；
（4）判断request，执行相应操作：
case PTRACE_SYSCALL:继续执行，在下一个系统调用返回处停下。
case PTRACE_CONT:发信号后重新开始运行。
如果request == PTRACE_SYSCALL，置child标志位PF_TRACESYS;
否则 清child标志位PF_TRACESYS，以防止重新运行后因历史原因在下一个
系统调用返回处停下；
唤醒child进程。
case PTRACE_KILL: 想要结束child进程，唤醒child进程，并在退出信息
exit_code中存放SIGKILL信号。
case PTRACE_SINGLESTEP: 进行单步运行环境设置。
case PTRACE_DETACH: 恢复child进程的自由。清跟踪标志，并唤醒child进程 恢复child进程的原始亲属关系。
另一种进入STOPPED状态的方法是信号，SIGSTOP信号使自由的current进程，打上PF_PTRACED标记，并将它转入STOPPED状态。do_signal在检查进程收到的信号时，若发现current进程已打上PF_PTRACED标记，则除收到的SIGKILL信号的情况外，current进程都将马上进入STOPPED状态。
do_signal（）实现步骤：
（1）current进程已打上PF_PTRACED标记，则除收到的SIGKILL信号的情况外，进程都将进入TASK_STOPPED状态，通知父进程，并重新调度；
（2）如果收到信号SIGSTOP:如果当前进程标志位不是PF_PTRACED，则置当前进程状态为TASK_STOPPED; 通知父进程，并重新调度；
从TASK_STOPPED状态转到TASK_RUNNING状态通过“信号唤醒”。当有SIGKILL或SIGCONT信号发给TASK_STOPPED状态下的进程时，进程将被wake_up_process()唤醒。
int send_sig(unsigned long sig,struct task_struct * p,int priv)
{
………;
save_flags(flags); cli(); /*保存标志，关中断*/
if ((sig == SIGKILL) || (sig == SIGCONT)) {
if (p->state == TASK_STOPPED)
wake_up_process(p); /*若进程p的状态是STOPPED，并且所发送的信号是SIGKILL和SIGCONT，将p状态赋成RUNNING，并挂到run-queue*/
p->exit_code = 0; /*退出信息没有*/
p->signal &= ~( (1<<(SIGSTOP-1)) | (1<<(SIGTSTP-1)) |
(1<<(SIGTTIN-1)) | (1<<(SIGTTOU-1)) ); /*处理过信号后，将p的可能曾接受到的SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN、SIGTTOU信号清掉*/
}
if (sig == SIGSTOP || sig == SIGTSTP || sig == SIGTTIN || sig == SIGTTOU)
p->signal &= ~(1<<(SIGCONT-1)); /*若信号为SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN、SIGTTOU中的任一种，将p可能曾接受到的SIGCONT信号清掉*/
restore_flags(flags); /*恢复CPU标志同时打开中断*/
generate(sig,p); /*登记不能立即被处理的信号。*/
return 0;
}
进程终止由可终止进程的系统调用通过调用do_exit（）实现，do_exit（）终止current进程，首先为current进程做上PF_EXITING的标记，释放current进程的存储管理信息、文件系统、文件信息、信号响应函数指针数组，将状态置成TASK_ZOMBIE，通知current的父进程，最后进行重新调度。do_exit()带一个参数code，用于传递终止进程的原因。
（1）如果进程在中断服务程序中调用do_exit（），则打印提示信息
（2）记录进程的记帐信息
（3）进程标志置为PF_EXITING
（4）释放定时器链表
（5）释放临界区数据
（6）将消息队列中和current进程有关项删除
（7）释放进程的存储管理信息
（8）释放进程已打开文件的信息
（9）释放进程的文件系统
（10）释放进程的信号响应函数指针数组等管理信息
（11）释放进程的LDT
（12）进程状态置为TASK_ZOMBIE
（13）置上退出信息，通知所有进程亲戚，它要退出了#
（14）exec_domain结构共享计数减1， binfmt结构共享计数减1
（15）重新调度，将current进程从run-queue中删除，交出CPU
exit_notify （）流程：
将所有原始进程为current的进程变成init进程的孙子。
如果父进程和current进程不在同一组，但在同一session内并且current进程组内所有进程的父进程和它在同一组，也就是说，current进程所在组会因current的退出而悬挂，同时current进程所在组内有stopped进程，就向整个组发SIGHUP和SIGCONT信号。
通知父进程进程死了。
调整所有current进程的子进程的父进程指针，将它们挂到它们的原始进程下，
将以往的跟踪被跟踪历史清除，调整它和新的兄弟的关系；检查每一个current
进程的子进程所在的组是否会悬挂，如果子进程和current进程不在同一组，并
且这个组已悬挂，组内有stopped的进程，就向组员发SIGHUP 和 SIGCONT信号。 （5）如果current进程是session的主管， 就和它所控制的tty脱离，向current
进程显示终端所在的组发SIGHUP 和 SIGCONT信号。
进程直接或间接地调用do_exit() 后，进程进入ZOMBIE状态，还有一块PCB未释放。PCB的释放必须由它的父进程执行，当父进程调用sys_wait4（）时释放进入ZOMBIE状态的子进程的PCB。
具体对应的系统调用出错，不得不终止进程，如：
do_page_fault（）：这个系统调用处理页面错误，它找到页面地址，出错原因，并将它转入相应的处理函数。当发生越界（out of memory）等bad page的致命错误。
sys_exit（）：是一个系统调用，实现终止调用它的当前进程。
1 概述
1.1 线程的定义(Introduction)
Threads can best be described as “lightweight processes”. The traditional UNIX-style notion of a process has been found to be inconvenient, if not inadequate for several applications in distributed systems development. The needs of these applications are best served by threads, which generalize the notion of a process so that it can be associated with multiple activities. The popularity of threads has resulted in their implementation on UNIX systems and thread libraries are now widely available to programmers for the development of concurrent applications.
Threads can be implemented in one of two ways:
1. User-level threads:
There is no kernel support for multi-threaded processes. Hence, the kernel only has a single-threaded process abstraction, but multi-threaded processes are implemented in a library of procedures linked with application programs. The kernel has no knowledge of lightweight processes (threads), and therefore cannot schedule them independently. A threads run-time library organizes the scheduling of threads. A thread would block the process and therefore all threads within it if it made a blocking system call, so the asynchronous I/O facilities of UNIX are used. The major disadvantage of this scheme is that threads within a process cannot take advantage of a multi-processor.
（上段译文）User-level没有核心支持的多线程的进程。因此，核心只有单线程进程概念，而多线程进程由与应用程序连接的过程库实现。核心不知道线程的存在，也就不能独立的调度这些线程了。一个线程运行库组织线程的调度。如果一个线程调用了一个阻塞的系统调用，进程可能被阻塞，当然其中的所有线程也同时被阻塞，所以UNIX使用了异步I/O工具。这种机制的的最大缺点是不能发挥多处理器的优势。
The advantages include:
（系统消耗小）Certain thread operations are significantly less costly. For example, switching between threads belonging to the same process do not necessarily involve a system call, and hence save this over-head.
（可以修改以适应特殊的应用）User-level thread implementations can be customized or changed to suit the particular application requirements. This is particularly useful for real-time multimedia processing etc. Also, it is possible to support many more user-level threads than can by default by a kernel.
2. Kernel-level threads:
This implementation allows threads within different processes to be scheduled according to a single scheme of relative prioritizing. This is suited for exploiting the concurrence of multiprocessors.
核心级线程如许不同进程里的线程按照同一相对优先方法调度，这适合于发挥多处理器的并发优点。
Most of the current thread library implementations available today implement user-level threads. There have been several research projects that have implemented some form of Kernel-level threads. Notable among these are the Mach distributed OS, which combines the advantages of user-level and kernel-level threads by allowing user-level code to provide scheduling hints to the kernel thread scheduler. By providing such a two-level scheduling scheme, the kernel retains control over the allocation of processor time, but also allows a process to take advantage of multiple processors.
The two most widely used thread libraries are POSIX and Solaris thread libraries. Both implementations are inter-operable, their functionality is similar, and can be used within the same application. However, only POSIX threads are guaranteed to be fully portable to other POSIX-compliant environments.
Similarities:
Most of the functions in both libraries, libpthread and libthread, have a counterpart in the other library. POSIX functions and Solaris functions, whose names have similar endings, usually have similar functionality, number of arguments, and use of arguments. All POSIX threads function names begin with the prefix pthread? where as the Solaris threads function names begin with the prefix thr?
Differences:
POSIX
is more portable
establishes characteristics for each thread according to configurable attribute objects
implements thread cancellation
enforces scheduling algorithms
allows for clean-up handlers for fork(2) calls
Solaris
threads can be suspended and continued
implements an optimized mutex, readers/writer locking
may increase the concurrency
implements daemon threads, for whose demise the process does not wait
1.4 Threads Standards
There are three different definitions for thread libraries competing for attention today: Win32, OS/2, and POSIX. The first two are proprietary and limited to their individual platforms (Win32 threads run only under NT and Win95, OS/2 threads on OS/2). The POSIX specification (IEEE 1003.1c, aka Pthreads) is intended for all computing platforms, and implementations are available or in the works for almost all major UNIX systems (including Linux), along with VMS.
The POSIX standard defines the API and behavior that all the Pthreads libraries must meet. It is part of the extended portion of POSIX, so it is not a requirement for meeting XPG4, but it is required for X/Open UNIX 98, and all major UNIX vendors have committed to meeting this standard. As of this writing, (7/97) almost all UNIX vendors have released a library.
Both the NT and OS/2 implementations contain some fairly radical differences
from the POSIX standard--to the degree that even porting from one or the other
to POSIX will prove moderately challenging. Microsoft has not announced any
plans to adopt POSIX. There are freeware POSIX libraries for Win32 (see
Commercial Products on page 249), and OS/2 also has an optional POSIX library.
Before POSIX completed work on the standard, it produced a number of drafts which it published for comment. Draft 4 was used as the basis for the threads library in DCE. It is similar to the final spec, but it does contain a number of significant differences. Presumably, no one is writing any new DCE code.
Also known as UI threads, this is the library, which SunSoft used in developing Solaris 2 before the POSIX, committee completed their work. It will be available on Solaris 2 for the foreseeable future, although we expect most applications writers will opt for Pthreads. The vast majority of the two libraries are virtually identical.
1.5 Linux线程的思想及特点
1.5.1 LinuxThreads
http://pauillac.inria.fr/~xleroy/linuxthreads
Xavier Leroy at INRIA (Paris, France), with input from Pavel Krauz, Richard Henderson and others, has developed a Pthreads library that implements the One-to-One model, allowing it to take advantage of multiple processors. It is based on the new Linux system call, clone()2 . It runs on Linux 2.0 and up, on Intel, Alpha, SPARC, m68k, and MIPS machines. One limitation is its non-standard implementation of signal handling.
1.5.2 Implementation model for LinuxThreads
LinuxThreads follows the so-called "one-to-one" model: each thread is actually a separate process in the kernel. The kernel scheduler takes care of scheduling the threads, just like it schedules regular processes. The threads are created with the Linux clone() system call, which is a generalization of fork() allowing the new process to share the memory space, file descriptors, and signal handlers of the parent.
LinuxThreads采用称为1-1模型：每个线程实际上在核心是一个个单独的进程，核心的调度程序负责线程的调度，就象调度普通进程。线程是用系统调用clone()创建的，clone()系统调用是fork()的普遍形式，它允许新进程共享父进程的存储空间、文件描述符和软中断处理程序。
Advantages of the "one-to-one" model include:
Minimal overhead on I/O operations; 最小限度消耗的I/O操作；
A simple and robust implementation (the kernel scheduler does most of the hard work for us)；一种简单和强壮的实现（核心调度程序为我们做了大部分艰难的工作）。
还有另外两种基本模型。多对一模型依赖于用户级的调度程序，线程切换完全由用户程序完成；从核心角度看，只有一个进程正在运行。这种模型不是我们所关心的，因为它无法利用多处理器的优点，而且要用不合理的方法处理I/O操作阻塞。
The "many-to-many" model combines both kernel-level and user-level scheduling: several kernel-level threads run concurrently, each executing a user-level scheduler that selects between user threads. Most commercial Unix systems (Solaris, Digital Unix and IRIX) implement POSIX threads this way. This model combines the advantages of both the "many-to-one" and the "one-to-one" model, and is attractive because it avoids the worst-case behaviors of both models -- especially on kernels where context switches are expensive, such as Digital Unix. Unfortunately, it is pretty complex to implement, and requires kernel supporting which Linux does not provide. Linus Torvalds and other Linux kernel developers have always been pushing the "one-to-one" model in the name of overall simplicity, and are doing a pretty good job of making kernel-level context switches between threads efficient. LinuxThreads is just following the general direction they set.
2 Linux核心对线程的支持
Linux核心对线程的支持主要是通过其系统调用，下文将进行系统的介绍。
2.1 系统调用clone()
以下是系统调用clone的代码：
asmlinkage int sys_clone(struct pt_regs regs)
{
unsigned long clone_flags;
unsigned long newsp;
newsp = regs.ecx;
if (!newsp)
newsp = regs.esp;
return do_fork(clone_flags, newsp, ®s);
}
标志 Value 含义
CLONE_VM 0x00000100 置起此标志在进程间共享VM
CLONE_FS 0x00000200 置起此标志在进程间共享文件系统信息
CLONE_FILES 0x00000400 置起此标志在进程间共享打开的文件
CLONE_SIGHAND 0x00000800 置起此标志在进程间共享信号处理程序
如果置起以上标志所做的处理分别是：
置起CLONE_VM标志：
mmget(current->mm);
/*
* Set up the LDT descriptor for the clone task.
*/
copy_segments(nr, tsk, NULL);
SET_PAGE_DIR(tsk, current->mm->pgd);
置起CLONE_ FS标志：
atomic_inc(¤t->fs->count);
置起CLONE_ FILES标志：
atomic_inc(&oldf->count);
置起CLONE_ SIGHAND标志：
atomic_inc(¤t->sig->count);
2.2 与线程调度相关的系统调用
以下是glibc-linuxthread用来进行调度的系统调度：
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_setparam) /* 系统调用154 */
/*用来设置进程（或线程）的调度参数*/
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_getparam)
/*用来获取进程（或线程）的调度参数*/
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_setscheduler)
/*用来设置进程（或线程）的调度参数*/
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_getscheduler)
/*用来获取进程（或线程）的调度参数*/
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_yield)
/*用来强制核心重新调度进程（或线程）*/
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_get_priority_max)
/*用来设置进程（或线程）的调度参数*/
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_get_priority_min)
/*用来获取进程（或线程）的调度参数*/
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_rr_get_interval) /* 系统调用161 */
/*用来获取进程（或线程）的调度时间间隔*/
3.1 LinuxThreads概述
现在的0.8版LinuxThreads，是迄今为止在Linux下支持threads的最好的Runtime-library，而包含0.8版LinuxThreads的最好的Runtime-library是glibc- 2.1，下文所要分析的正是glibc-linuxthreads-2.1。
首先介绍一下0.8版LinuxThreads，它实现了一种BiCapitalized面向Linux的Posix 1003.1c"pthread"标准接口。LinuxThreads提供核心级线程即每个线程是一个独立的UNIX进程，通过调用新的系统调用与其它线程共享地址空间。线程由核心调度，就象UNIX进程调度一样。使用它的要求是：LINUX 版本2.0 或以上（要求有新的clone() 系统调用和新的实时调度程序）。对于Intel平台：要求有libc 5.2.18或后续版本，推荐使用5.2.18 或 5.4.12 及其后续版本；5.3.12和5.4.7有问题，也支持glibc 2,实际上是支持它的一个特别合适的版本。到目前支持Intel, Alpha, Sparc, Motorola 68k, ARM and MIPS平台，还支持多处理器
3.2 主要的数据结构及初始化
3.2.1 数据结构和部分数据初始化
/* Arguments passed to thread creation routine */
//传递给线程创建程序的参数
struct pthread_start_args {
void * (*start_routine)(void *); /* function to run */
void * arg; /* its argument */
sigset_t mask; /* initial signal mask for thread */
int schedpolicy; /* initial scheduling policy (if any) */
struct sched_param schedparam; /* initial scheduling parameters (if any) */
};
//线程描述符类型
typedef struct _pthread_descr_struct * pthread_descr;
pthread_descr p_nextlive, p_prevlive;
/* Double chaining of active threads */
pthread_descr p_nextwaiting; /* Next element in the queue holding the thr */
pthread_t p_tid; /* Thread identifier */
int p_pid; /* PID of Unix process */
int p_priority; /* Thread priority (== 0 if not realtime) */
struct _pthread_fastlock * p_lock; /* Spinlock for synchronized accesses */
int p_signal; /* last signal received */
sigjmp_buf * p_signal_jmp; /* where to siglongjmp on a signal or NULL */
sigjmp_buf * p_cancel_jmp; /* where to siglongjmp on a cancel or NULL */
char p_terminated; /* true if terminated e.g. by pthread_exit */
char p_detached; /* true if detached */
char p_exited; /* true if the assoc. process terminated */
void * p_retval; /* placeholder for return value */
int p_retcode; /* placeholder for return code */
pthread_descr p_joining; /* thread joining on that thread or NULL */
struct _pthread_cleanup_buffer * p_cleanup; /* cleanup functions */
char p_cancelstate; /* cancellation state */
char p_canceltype; /* cancellation type (deferred/async) */
char p_canceled; /* cancellation request pending */
int * p_errnop; /* pointer to used errno variable */
int p_errno; /* error returned by last system call */
int * p_h_errnop; /* pointer to used h_errno variable */
int p_h_errno; /* error returned by last netdb function */
char * p_in_sighandler; /* stack address of sighandler, or NULL */
char p_sigwaiting; /* true if a sigwait() is in progress */
struct pthread_start_args p_start_args; /* arguments for thread creation */
void ** p_specific[PTHREAD_KEY_1STLEVEL_SIZE]; /* thread-specific data */
void * p_libc_specific[_LIBC_TSD_KEY_N]; /* thread-specific data for libc */
int p_userstack; /* nonzero if the user provided the stack */
void *p_guardaddr; /* address of guard area or NULL */
size_t p_guardsize; /* size of guard area */
pthread_descr p_self; /* Pointer to this structure */
int p_nr; /* Index of descriptor in __pthread_handles */
};
线程句柄
typedef struct pthread_handle_struct * pthread_handle;
struct _pthread_fastlock h_lock; /* Fast lock for sychronized access */
pthread_descr h_descr; /* Thread descriptor or NULL if invalid */
char * h_bottom; /* Lowest address in the stack thread */
};
//发送给线程管理线程的请求
struct pthread_request {
pthread_descr req_thread; /* Thread doing the request */
enum { /* Request kind */
REQ_CREATE, REQ_FREE, REQ_PROCESS_EXIT, REQ_MAIN_THREAD_EXIT,
REQ_POST, REQ_DEBUG
} req_kind;
union { /* Arguments for request */
struct { /* For REQ_CREATE: */
const pthread_attr_t * attr; /* thread attributes */
void * (*fn)(void *); /* start function */
void * arg; /* argument to start function */
sigset_t mask; /* signal mask */
} create;
struct { /* For REQ_FREE: */
pthread_t thread_id; /* identifier of thread to free */
} free;
struct { /* For REQ_PROCESS_EXIT: */
int code; /* exit status */
} exit;
void * post; /* For REQ_POST: the semaphore */
} req_args;
};
//向管理线程发送请求的管道的一端；初始化为-1表示管理线程还没有创建
int __pthread_manager_request = -1;
#define STACK_SIZE (2 * 1024 * 1024)
//线程的初始堆栈大小
#define INITIAL_STACK_SIZE (4 * PAGE_SIZE)
//线程的属性
typedef struct
{
int __detachstate;
int __schedpolicy;
struct __sched_param __schedparam;
int __inheritsched;
int __scope;
size_t __guardsize;
int __stackaddr_set;
void *__stackaddr;
size_t __stacksize;
} pthread_attr_t;
#define PTHREAD_THREADS_MAX 1024
void * (*start_routine)(void *), void *arg)
{
pthread_descr self = thread_self();
struct pthread_request request;
if (__pthread_manager_request < 0) { //检查是否启动线程机制
//初始化管理线程，启动线程机制
if (__pthread_initialize_manager() < 0) return EAGAIN;
}
request.req_thread = self;
request.req_kind = REQ_CREATE;
request.req_args.create.attr = attr;
request.req_args.create.fn = start_routine;
request.req_args.create.arg = arg;
sigprocmask(SIG_SETMASK, (const sigset_t *) NULL,
&request.req_args.create.mask);
//向管理线程发送请求
__libc_write(__pthread_manager_request, (char *) &request, sizeof(request));
suspend(self);
if (THREAD_GETMEM(self, p_retcode) == 0)
*thread = (pthread_t) THREAD_GETMEM(self, p_retval);
return THREAD_GETMEM(self, p_retcode);
}
{
int manager_pipe[2];
int pid;
struct pthread_request request;
//初始化初始线程
if (__pthread_initial_thread_bos == NULL) pthread_initialize();
/* Setup stack for thread manager */建立管理线程堆栈
__pthread_manager_thread_bos = malloc(THREAD_MANAGER_STACK_SIZE);
if (__pthread_manager_thread_bos == NULL) return -1;
__pthread_manager_thread_tos =
__pthread_manager_thread_bos + THREAD_MANAGER_STACK_SIZE;
/* Setup pipe to communicate with thread manager */
//建立与管理线程通信的管道
if (pipe(manager_pipe) == -1) {
free(__pthread_manager_thread_bos);
return -1;
}
/* Start the thread manager */启动管理线程
pid = __clone(__pthread_manager, (void **) __pthread_manager_thread_tos,
CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND
, (void *)(long)manager_pipe[0]);
if (pid == -1) {
free(__pthread_manager_thread_bos);
__libc_close(manager_pipe[0]);
__libc_close(manager_pipe[1]);
return -1;
}
__pthread_manager_request = manager_pipe[1]; /* writing end */
__pthread_manager_reader = manager_pipe[0]; /* reading end */
__pthread_manager_thread.p_pid = pid;
/* Make gdb aware of new thread manager */
if (__pthread_threads_debug && __pthread_sig_debug > 0)
{
raise(__pthread_sig_debug);
/* We suspend ourself and gdb will wake us up when it is
ready to handle us. */
suspend(thread_self());
}
/* Synchronize debugging of the thread manager */
request.req_kind = REQ_DEBUG;
__libc_write(__pthread_manager_request, (char *) &request, sizeof(request));
return 0;
}
//初始化初始线程
static void pthread_initialize(void)
{
struct sigaction sa;
sigset_t mask;
struct rlimit limit;
int max_stack;
if (__pthread_initial_thread_bos != NULL) return;
#ifdef TEST_FOR_COMPARE_AND_SWAP
/* Test if compare-and-swap is available */
__pthread_has_cas = compare_and_swap_is_available();
#endif
/* For the initial stack, reserve at least STACK_SIZE bytes of stack below the current stack address, and align that on a STACK_SIZE boundary. */
//当前堆栈下为初始堆栈留出至少STACK_SIZE，并按STACK_SIZE对齐
__pthread_initial_thread_bos =
(char *)(((long)CURRENT_STACK_FRAME - 2 * STACK_SIZE) & ~(STACK_SIZE - 1));
/* Play with the stack size limit to make sure that no stack ever grows
beyond STACK_SIZE minus two pages (one page for the thread descriptor
immediately beyond, and one page to act as a guard page). */
//调整堆栈大小限制使其不能增长超过STACK_SIZE减两页（一页给线程
//描述符，一页作为保护页）
getrlimit(RLIMIT_STACK, &limit);
max_stack = STACK_SIZE - 2 * __getpagesize();
if (limit.rlim_cur > max_stack) {
limit.rlim_cur = max_stack;
setrlimit(RLIMIT_STACK, &limit);
}
/* Update the descriptor for the initial thread. */
__pthread_initial_thread.p_pid = __getpid();
/* If we have special thread_self processing, initialize that for the
main thread now. */
#ifdef INIT_THREAD_SELF
INIT_THREAD_SELF(&__pthread_initial_thread, 0);
#endif
/* The errno/h_errno variable of the main thread are the global ones. */
__pthread_initial_thread.p_errnop = &_errno;
__pthread_initial_thread.p_h_errnop = &_h_errno;
#ifdef SIGRTMIN
/* Allocate the signals used. */分配使用的软中断号
__pthread_sig_restart = __libc_allocate_rtsig (1);
__pthread_sig_cancel = __libc_allocate_rtsig (1);
__pthread_sig_debug = __libc_allocate_rtsig (1);
if (__pthread_sig_restart < 0 ||
__pthread_sig_cancel < 0 ||
__pthread_sig_debug < 0)
{
/* The kernel does not support real-time signals. Use as before
the available signals in the fixed set.
Debugging is not supported in this case. */
__pthread_sig_restart = DEFAULT_SIG_RESTART;
__pthread_sig_cancel = DEFAULT_SIG_CANCEL;
__pthread_sig_debug = 0;
}
#endif
/* Setup signal handlers for the initial thread.
Since signal handlers are shared between threads, these settings
will be inherited by all other threads. */
//设置初始进程的信号处理程序
#ifndef __i386__
sa.sa_handler = pthread_handle_sigrestart;
#else
sa.sa_handler = (__sighandler_t) pthread_handle_sigrestart;
#endif
sigemptyset(&sa.sa_mask);
sa.sa_flags = 0;
__sigaction(__pthread_sig_restart, &sa, NULL);
#ifndef __i386__
sa.sa_handler = pthread_handle_sigcancel;
#else
sa.sa_handler = (__sighandler_t) pthread_handle_sigcancel;
#endif
sa.sa_flags = 0;
__sigaction(__pthread_sig_cancel, &sa, NULL);
if (__pthread_sig_debug > 0) {
sa.sa_handler = pthread_handle_sigdebug;
sigemptyset(&sa.sa_mask);
sa.sa_flags = 0;
__sigaction(__pthread_sig_debug, &sa, NULL);
}
/* Initially, block __pthread_sig_restart. Will be unblocked on demand. */
sigemptyset(&mask);
sigaddset(&mask, __pthread_sig_restart);
sigprocmask(SIG_BLOCK, &mask, NULL);
/* Register an exit function to kill all other threads. */
/* Do it early so that user-registered atexit functions are called
before pthread_exit_process. */
__on_exit(pthread_exit_process, NULL);
}
static int pthread_handle_create(pthread_t *thread, const pthread_attr_t *attr,
void * (*start_routine)(void *), void *arg,
sigset_t * mask, int father_pid)
{
size_t sseg;
int pid;
pthread_descr new_thread;
char * new_thread_bottom;
pthread_t new_thread_id;
char *guardaddr = NULL;
size_t guardsize = 0;
int pagesize = __getpagesize();
we can do this. Normally this should be done by examining the
return value of the __sched_setscheduler call in pthread_start_thread
but this is hard to implement. FIXME */
//检查是否需要调整调度策略，如果需要，是否能够做到
if (attr != NULL && attr->__schedpolicy != SCHED_OTHER && geteuid () != 0)
return EPERM;
/* Find a free segment for the thread, and allocate a stack if needed */
//找出一个空段，如果需要再分配堆栈
for (sseg = 2; ; sseg++)
{
if (sseg >= PTHREAD_THREADS_MAX)
return EAGAIN;
if (__pthread_handles[sseg].h_descr != NULL)
continue;
if (pthread_allocate_stack(attr, thread_segment(sseg), pagesize,
&new_thread, &new_thread_bottom,
&guardaddr, &guardsize) == 0)
break;
}
__pthread_handles_num++;
/* Allocate new thread identifier */分配新线程的标识符
pthread_threads_counter += PTHREAD_THREADS_MAX;
new_thread_id = sseg + pthread_threads_counter;
/* Initialize the thread descriptor */初始化新线程描述符
new_thread->p_nextwaiting = NULL;
new_thread->p_tid = new_thread_id;
new_thread->p_priority = 0;
new_thread->p_lock = &(__pthread_handles[sseg].h_lock);
new_thread->p_signal = 0;
new_thread->p_signal_jmp = NULL;
new_thread->p_cancel_jmp = NULL;
new_thread->p_terminated = 0;
new_thread->p_detached = attr == NULL ? 0 : attr->__detachstate;
new_thread->p_exited = 0;
new_thread->p_retval = NULL;
new_thread->p_joining = NULL;
new_thread->p_cleanup = NULL;
new_thread->p_cancelstate = PTHREAD_CANCEL_ENABLE;
new_thread->p_canceltype = PTHREAD_CANCEL_DEFERRED;
new_thread->p_canceled = 0;
new_thread->p_errnop = &new_thread->p_errno;
new_thread->p_errno = 0;
new_thread->p_h_errnop = &new_thread->p_h_errno;
new_thread->p_h_errno = 0;
new_thread->p_in_sighandler = NULL;
new_thread->p_sigwaiting = 0;
new_thread->p_guardaddr = guardaddr;
new_thread->p_guardsize = guardsize;
new_thread->p_userstack = attr != NULL && attr->__stackaddr_set;
memset (new_thread->p_specific, '/0',
PTHREAD_KEY_1STLEVEL_SIZE * sizeof (new_thread->p_specific[0]));
new_thread->p_self = new_thread;
new_thread->p_nr = sseg;
/* Initialize the thread handle */
__pthread_init_lock(&__pthread_handles[sseg].h_lock);
__pthread_handles[sseg].h_descr = new_thread;
__pthread_handles[sseg].h_bottom = new_thread_bottom;
/* Determine scheduling parameters for the thread */
//确定线程的调度参数
new_thread->p_start_args.schedpolicy = -1;
if (attr != NULL) {
switch(attr->__inheritsched) {
case PTHREAD_EXPLICIT_SCHED:
new_thread->p_start_args.schedpolicy = attr->__schedpolicy;
memcpy (&new_thread->p_start_args.schedparam, &attr->__schedparam,
sizeof (struct sched_param));
break;
case PTHREAD_INHERIT_SCHED:
/* schedpolicy doesn't need to be set, only get priority */
__sched_getparam(father_pid, &new_thread->p_start_args.schedparam);
break;
}
new_thread->p_priority =
new_thread->p_start_args.schedparam.sched_priority;
}
/* Finish setting up arguments to pthread_start_thread */
//设置pthread_start_thread的参数
new_thread->p_start_args.start_routine = start_routine;
new_thread->p_start_args.arg = arg;
new_thread->p_start_args.mask = *mask;
/* Raise priority of thread manager if needed */根据需要调整管理线程的优先级
__pthread_manager_adjust_prio(new_thread->p_priority);
/* Do the cloning */创建新线程
pid = __clone(pthread_start_thread, (void **) new_thread,
CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND |
__pthread_sig_cancel, new_thread);
/* Check if cloning succeeded */
if (pid == -1) {
/* Free the stack if we allocated it */
if (attr == NULL || !attr->__stackaddr_set)
{
munmap((caddr_t)((char *)(new_thread+1) - INITIAL_STACK_SIZE),
INITIAL_STACK_SIZE);
if (new_thread->p_guardsize != 0)
munmap(new_thread->p_guardaddr, new_thread->p_guardsize);
}
__pthread_handles[sseg].h_descr = NULL;
__pthread_handles[sseg].h_bottom = NULL;
__pthread_handles_num--;
return errno;
}
/* Insert new thread in doubly linked list of active threads */
//将新线程插入双向链表
new_thread->p_prevlive = __pthread_main_thread;
new_thread->p_nextlive = __pthread_main_thread->p_nextlive;
__pthread_main_thread->p_nextlive->p_prevlive = new_thread;
__pthread_main_thread->p_nextlive = new_thread;
/* Set pid field of the new thread, in case we get there before the
child starts. */
new_thread->p_pid = pid;
/* We're all set */
*thread = new_thread_id;
return 0;
}
3.4 线程的堆栈分配和管理
STACK_SIZE 2*1024*1024
INITIAL_STACK_SIZE 4*PAGE_SIZE
THREAD_MANAGER_STACK_SIZE 2*PAGE_SIZE-32
pthread_descr default_new_thread,
int pagesize,
pthread_descr * out_new_thread,
char ** out_new_thread_bottom,
char ** out_guardaddr,
size_t * out_guardsize)
{
pthread_descr new_thread;
char * new_thread_bottom;
char * guardaddr;
size_t stacksize, guardsize;
{
/* The user provided a stack. */用户提供堆栈
new_thread =
(pthread_descr) ((long)(attr->__stackaddr) & -sizeof(void *)) - 1;
new_thread_bottom = (char *) attr->__stackaddr - attr->__stacksize;
guardaddr = NULL;
guardsize = 0;
__pthread_nonstandard_stacks = 1;
}
else
{
/* Allocate space for stack and thread descriptor at default address */
//在缺省地址分配堆栈和描述符
new_thread = default_new_thread;
new_thread_bottom = (char *) new_thread - STACK_SIZE;
if (mmap((caddr_t)((char *)(new_thread + 1) - INITIAL_STACK_SIZE), INITIAL_STACK_SIZE, PROT_READ | PROT_WRITE | PROT_EXEC, MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS | MAP_FIXED | MAP_GROWSDOWN, -1, 0) == MAP_FAILED)
/* Bad luck, this segment is already mapped. */
return -1;
/* We manage to get a stack. Now see whether we need a guard
and allocate it if necessary. Notice that the default
attributes (stack_size = STACK_SIZE - pagesize and
guardsize = pagesize) do not need a guard page, since
the RLIMIT_STACK soft limit prevents stacks from
running into one another. */
//判断是否需要保护页，如果需要就分配
if (attr == NULL ||
attr->__guardsize == 0 ||
(attr->__guardsize == pagesize &&
attr->__stacksize == STACK_SIZE - pagesize))
{
/* We don't need a guard page. */
guardaddr = NULL;
guardsize = 0;
}
else
{
/* Put a bad page at the bottom of the stack */
stacksize = roundup(attr->__stacksize, pagesize);
if (stacksize >= STACK_SIZE - pagesize)
stacksize = STACK_SIZE - pagesize;
guardaddr = (void *)new_thread - stacksize;
guardsize = attr->__guardsize;
if (mmap ((caddr_t) guardaddr, guardsize, 0, MAP_FIXED, -1, 0)
== MAP_FAILED)
{
/* We don't make this an error. */
guardaddr = NULL;
guardsize = 0;
}
}
}
*out_new_thread = new_thread;
*out_new_thread_bottom = new_thread_bottom;
*out_guardaddr = guardaddr;
*out_guardsize = guardsize;
return 0;
}
3.5 线程的调度
Common threads 的调度和普通进程并无大的区别，创建者可以自己设定线程的优先级。但是Manager thread则需要实时响应各进程提出的请求，所以Manager thread被设置成高于其它线程的优先级，方法是在创建每个新线程时调整Manager thread的优先级。
higher than all threads */
{
struct sched_param param;
param.sched_priority =
thread_prio < __sched_get_priority_max(SCHED_FIFO)
? thread_prio + 1 : thread_prio;
__sched_setscheduler(__pthread_manager_thread.p_pid, SCHED_FIFO, ¶m);
__pthread_manager_thread.p_priority = thread_prio;
}
标题 新兵笔记--ULK(C3) Process Descriptor
作者 Big John (stranger )
时间 05/19/01 06:01 PM
进程描述符：也就是结构体task_struct，它有很多域，包含了一个进程的所有信息，主要有它的属性、当前的状态、它所占有的资料，还有一些指针用于把按不同的需求把它链进不同的链表中。
进程描述符与进程的kernel栈：每个进程都有个自己的kernel栈，当它进入kernel态时（比如进行系统调用），kernel会把栈指针指向当前进程的kernel栈。在2.2中，进程的描述符和kernel栈是捆在一起的，
union task_union {
struct task_struct task;
unsigned long stack[2048];
};
kernel每次分配一个进程描述符总会按task_union的大小（即8k）"顺手"分配一个kernel栈，这样做一个最重要的目的就是为了能方便的得到当前运行进程的描述符，当系统需要时，总是使用current来得到当前运行的进程，在2.0中current可能是个全局变量或全局数组（当多CPU时），这样一方面是不方便使用，另一方面，在多CPU中还得去找当前CPU才能确定当前的current（我当初看过，但忘了它是怎么找的了）。现在使用了这个结构，kernel随时可以通过栈底指针减8K就可得到描述符的地址。大家可以看到现在的current实际是一个函数get_current，它所做的是就是把esp减去8K，然后返回这个地址。
进程描述符的分配与释放：由这两个函数完成，alloc_task_struct和free_task_struct。这两个函数没什么花头，还是由于分配物理页帧的代码过大，这里也有一个缓存static struct task_struct * task_struct_stack[EXTRA_TASK_STRUCT]，它能缓存16项，分配和释放都尽量在这进行，除非它已经满了或空了，才去与分页系统打交道。
进程数组：struct task_struct *task[NR_TASKS];它是一个指针数组，其中NR_TASKS在i386下应该4090，实际可同时运行的进程应该是4092个，因为还得加上Process 0和Procces 1，这两个进程是不在进程数组中的。
当创建一个进程时，kernel会申请一片内存并把它加入task数组中。如何加入呢？出于效率考虑，task数组并不象我们平时处理那样把没有用的项置空，当要加入时顺序的去找数组中为空的项。它使用了类似于第二章中页表缓存链表的管理方法，tarray_freelist是这个链表的表头，具体操作如下：
初始化：
struct task_struct **tarray_freelist = NULL;
void __init sched_init(void)
{
。。。
int nr = NR_TASKS;
while(--nr > 0)
add_free_taskslot(&task[nr]); // 把task数组的每一项加到空闲链表中。
。。。
}
函数add_free_taskslot：
*t = (struct task_struct *) tarray_freelist; // 把当前指针当next用，指向空闲链表的第一项（可能是NULL）
tarray_freelist = t; // tarray_freelist指向当前项
函数get_free_taskslot：
tslot = tarray_freelist; // *tslot是第一个空闲项
tarray_freelist = (struct task_struct **) *tslot; // *tslot的内容是下一个空闲项
return tslot;
struct wait_queue {
struct task_struct * task;
struct wait_queue * next;
};
很简单的结构，一个进程指针，一个next指针，应用时它将会是一个环形队列，add_wait_queue加入一项，remove_wait_queue移去新旧的一项，都不是很难理解。麻烦的是它的init_waitqueue，内容为
#define WAIT_QUEUE_HEAD(x) ((struct wait_queue *)((x)-1))
static inline void init_waitqueue(struct wait_queue **q)
{
*q = WAIT_QUEUE_HEAD(q);
}
结合作者的解释，它实际上是把当前队列指针加上前面的四个字节假设为一项了，然后"这一项"的next指针指向它自己。这个方法代码倒很简单，但是我却不是很喜欢，可读性实在有点。。。如果是我，宁愿加一空项做表头。
sleep和wakeup：刚才所说的kernel把进程挂进队一般是通过sleep_on来做的，而取出队列是通过wake_up来做的。现在来看看它们是怎么运行的吧。比如你要读取软盘内容，指令发出去了，但要等很久才有回应，这时会调用sleep_on把你的进程标识为TASK_UNINTERRUPTIBLE或TASK_INTERRUPTIBLE状态，然后把进程挂在某一个队列上，然后调用schedule，这样就会调度其它状态为TASK_RUNNING的进程继续运行。当指令完成时，比如软盘的内容已经读到内存中了，这时可能会产生一个中断，这个中断会从等待队列中把你的进程取出来，标识为TASK_RUNNING，然后放入可运行队列，又过了若干时间，你的进程真的开始运行了，这时会执行sleep_on中schedule后的语句，即把进程从进程从等待队列中移出去，然后就可以执行下面的操作了，这时你要读的内容已经读出来了。
struct rlimit {
long rlim_cur;
long rlim_max;
};
其中rlim_cur为进程现在用到的资源数，rlim_max为进程可用的最大资源数。
结构task_struct中有一项为struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS]，其中RLIM_NLIMITS为10，即你对进程可以有10种限制，这10种限制作者有讲解的，我也不说了。
1、我的印象中，在get_current中，esp应该是栈顶指针，而且随时会变的，用它去减去8K，能得到正确的地址吗？
标题 Re: 新兵笔记--ULK(C3) Process Descriptor [re: Big John]
作者 lucian_yao (addict)
时间 05/20/01 09:16 AM
1应该是栈顶向下8K对齐得到task_struct指针。
2在2.4中最大进程数没有了，由于基本不用TSS结构，所以不受GDT大小限制。
作者 Big John (stranger )
时间 05/22/01 04:24 PM
__asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (current) : "0" (~8191UL));
中的andl看成addl了，所以百思而不得，呵。其实很简单，系统分配进程描述符时，都是偶数页对齐的，把sp后面的13位清0，当然也就是描述符的位置了。：）
2、2.4对进程没有限制，那当然就不会再用task_struct的数组了，那它是怎么组织的呢？不会是链表吧。
作者 iobject (stranger)
时间 05/29/01 04:08 PM
{
struct task_struct *current;
__asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (current) : "" (~8191UL));
return current;
}
对于,%0,从语法上似乎是指current,但是这样的话这句话就说不通了,难道我对%0的理解有错吗
哪位指点一下,谢谢!
标题 Re: 新兵笔记--ULK(C3) Process Descriptor [re: iobject]
作者 Big John (stranger )
时间 05/29/01 05:33 PM
location as operand 0. A digit in constraint is allowed only in an
input operand and it must refer to an output operand.
这样看来
__asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (current) : "0" (~8191UL));
展开应该是这样的：
movl $(~8191UL),%eax
#APP
andl %esp, %eax
#NO_APP
movl %eax,current
我也是现学现用，不知道对不对。
标题 init进程如何从内核态切换到用户态。
作者 chstar (stranger )
时间 03/08/01 01:24 PM
通过sys_fork,之后再调用sys_execve
系统初启后（核心态）的第一个用户态进程是init。
这要涉及到内层（特权级高）向外层（特权级低）转移的问题。
通常情况下，内核是不会调用用户层的代码，要想实现这逆向的转移，一般做法是在用户进程的核心栈(tss->esp0)压入用户态的SS,ESP,EFLAGS,CS,EIP,伪装成用户进程是通过陷阱门进入核心态，之后通过iret返回用户态。
那么linux 2.2.14中的用户态进程init是如何实现的？
利用系统调用sys_clone fork出一个内核级进程(此时要给该进程分配核心栈<-esp0),之后call init函数，init函数还会再起几个kernel_thread,然后会加载/sbin/init(通过execve调用)
在sys_execve中，要完成内核态到用户态的转移。
大体流程是sys_execve-->do_execve-->load_elf_binary()
-->do_load_elf_binary()-->do_mmap()
start_thread(reg,newip,newsp) （processor.h）
请大家关注do_mmap()及start_thread()很重要哦
do_mmap完成从文件虚拟空间到内存虚拟空间的映射。
而start_thread就是要在进程核心栈中的相应位置填入进程用户态的xss,esp and xcs,eip.
最后进程从ret_from_sys_call返回，iret指令从核心栈pop出xcs, eip完成特权及指令的转移, pop出 xss,esp，完成堆栈的切换。
宏：SET_LINKS(p)将进程p插入到进程系中
struct task_struct *next_task, *prev_task;
...
struct task_struct *p_opptr, *p_pptr, *p_cptr, *p_ysptr,*p_osptr; ...};
next_task和prev_task 为描述进程先后关系的环形队列
p_opptr 指向原始的父进程
p_pptr 指向当前的父进程
p_cptr 指向最年轻的子进程
p_ysptr 指向弟进程
p_osptr 指向兄进程
/
(p)->next_task = &init_task;
/ 进程p的下一个进程是初始化进程
(p)->prev_task = init_task.prev_task;
/ 进程p的前一个进程是初始化进程的前一个进程
init_task.prev_task->next_task = (p);
/ 进程p的进一进程指向p
init_task.prev_task = (p);
/初始化进程的前一进程指向p; 即将进程p加入到环形进程队列的尾部
(p)->p_ysptr = NULL; / 进程p现在是最年轻的进程
if (((p)->p_osptr = (p)->p_pptr->p_cptr) != NULL)
(p)->p_osptr->p_ysptr = p;
/ 原来的最年轻进程变成p的兄进程
(p)->p_pptr->p_cptr = p; / 父进程指向新的子进程p
} while (0)
宏：REMOVE_LINKS(p)将进程p从进程系中删除
struct task_struct *next_task, *prev_task;
...
struct task_struct *p_opptr, *p_pptr, *p_cptr, *p_ysptr,*p_osptr; ...};
next_task和prev_task 为描述进程先后关系的环形队列
p_opptr 指向原始的父进程
p_pptr 指向当前的父进程
p_cptr 指向最年轻的子进程
p_ysptr 指向弟进程
p_osptr 指向兄进程
include/linux/sched.h
#define REMOVE_LINKS(p) do { /
(p)->next_task->prev_task = (p)->prev_task;
/ 让进程p的下一进程指向p的前一进程
(p)->prev_task->next_task = (p)->next_task;
/ 让进程p的前一进程指向p的下一进程
if ((p)->p_osptr)
/ 如果进程p有兄进程,则让兄进程指向p的弟进程
(p)->p_osptr->p_ysptr = (p)->p_ysptr;
if ((p)->p_ysptr)
/ 如果进程p有弟进程,则让弟进程指向p的兄进程
(p)->p_ysptr->p_osptr = (p)->p_osptr; /
else / 如果p没有弟进程,说明p最年轻,则让父进程指向p的兄进程 (p)->p_pptr->p_cptr = (p)->p_osptr;
/
} while (0)
get_wchan()给出了某个睡眠进程schedule()的调用点.
unsigned long get_wchan(struct task_struct *p)
{
unsigned long ebp, esp, eip;
unsigned long stack_page;
int count = 0;
if (!p || p == current || p->state == TASK_RUNNING)
return 0;
stack_page = (unsigned long)p;
esp = p->thread.esp; 取switch_to之前内核堆栈指针
if (!stack_page || esp 8188+stack_page)
return 0;
/* include/asm-i386/system.h:switch_to() pushes ebp last. */
ebp = *(unsigned long *) esp; 取保存在切换现场的schedule的ebp
do {
if (ebp 8184+stack_page)
return 0;
eip = *(unsigned long *) (ebp+4);
; (ebp+0)为上一级函数的ebp,(ebp+4)为schedule()的返回地址
; kernel/sched.c编绎加了-fno-omit-frame-pointer编绎标志,就是在这儿起作用.
; first_sched和last_sched是schedule()函数所在的地址范围
if (eip = last_sched)
return eip;
ebp = *(unsigned long *) ebp;
} while (count++ return 0;
}
struct pt_regs {
long ebx;
long ecx;
long edx;
long esi;
long edi;
long ebp;
long eax;
int xds;
int xes;
long orig_eax;
long eip;
int xcs;
long eflags;
long esp;
int xss;
};
typedef void (*__sighandler_t)(int);
struct sigaction {
__sighandler_t sa_handler; 用户的信号处理函数指针
unsigned long sa_flags;
void (*sa_restorer)(void); 用户自定义的信号恢复函数指针
sigset_t sa_mask;
};
struct sigaction sa;
};
struct exec_domain {
const char *name;
lcall7_func handler;
unsigned char pers_low, pers_high;
unsigned long * signal_map;
unsigned long * signal_invmap;
struct module * module;
struct exec_domain *next;
};
struct sigcontext {
unsigned short gs, __gsh;
unsigned short fs, __fsh;
unsigned short es, __esh;
unsigned short ds, __dsh;
unsigned long edi;
unsigned long esi;
unsigned long ebp;
unsigned long esp;
unsigned long ebx;
unsigned long edx;
unsigned long ecx;
unsigned long eax;
unsigned long trapno;
unsigned long err;
unsigned long eip;
unsigned short cs, __csh;
unsigned long eflags;
unsigned long esp_at_signal;
unsigned short ss, __ssh;
struct _fpstate * fpstate;
unsigned long oldmask;
unsigned long cr2;
};
struct _fpstate {
unsigned long sw;
unsigned long tag;
unsigned long ipoff;
unsigned long cssel;
unsigned long dataoff;
unsigned long datasel;
struct _fpreg _st[8];
unsigned short status;
unsigned short magic;
unsigned long _fxsr_env[6];
unsigned long mxcsr;
unsigned long reserved;
struct _fpxreg _fxsr_st[8];
struct _xmmreg _xmm[8];
unsigned long padding[56];
};
struct sigframe
{
char *pretcode; 指向retcode
int sig; sa_handler的sig参数
struct sigcontext sc; CPU状态
struct _fpstate fpstate;如果进程使用过FPU的话保存FPU状态
unsigned long extramask[(64 / 32 ) -1];
char retcode[8]; "popl % eax; movl $__NR_sigreturn,% eax; int $0x80"
};
static void setup_frame(int sig, struct k_sigaction *ka,
sigset_t *set, struct pt_regs * regs)
{
struct sigframe *frame;
int err = 0;
frame = get_sigframe(ka, regs, sizeof(*frame));
;检测frame指针是否越界
if (!access_ok(VERIFY_WRITE, frame, sizeof(*frame)))
goto give_sigsegv;
;每个进程可以对应于不同的运行域,如果需要的话就进行相应的信号转换
err |= __put_user((current->exec_domain
current->exec_domain->signal_invmap
sig ? current->exec_domain->signal_invmap[sig]
: sig),
goto give_sigsegv;
;继续在用户堆栈上填充sigframe结构
err |= setup_sigcontext( regs, set->sig[0]);
if (err)
goto give_sigsegv;
;如果系统信号集的描述字多于1个的话,在extramask在保存多出来的部分,
;set->sig[0]已在sigframe->sc.oldmask保存
if (_NSIG_WORDS > 1) {
err |= __copy_to_user(frame->extramask,
sizeof(frame->extramask));
}
if (err)
goto give_sigsegv;
already in userspace. */
if (ka->sa.sa_flags SA_RESTORER) {
; 如果用户提供了信号的恢复代码
err |= __put_user(ka->sa.sa_restorer,
} else {
/* This is popl % eax ; movl $,% eax ; int $0x80 */
err |= __put_user(0xb858, (short *)(frame->retcode+0));
err |= __put_user(__NR_sigreturn, (int *)(frame->retcode+2));
err |= __put_user(0x80cd, (short *)(frame->retcode+6));
;popl % eax 退掉栈顶上frame->sig来与sys_sigreturn相对应
}
goto give_sigsegv;
regs->esp = (unsigned long) frame;
regs->eip = (unsigned long) ka->sa.sa_handler;
; 一返回用户进程,信号处理代码就开始执行.
set_fs(USER_DS);
regs->xds = __USER_DS;
regs->xes = __USER_DS;
regs->xss = __USER_DS;
regs->xcs = __USER_CS;
regs->eflags ~TF_MASK;
printk("SIG deliver (%s:%d): sp=%p pc=%p ra=%p/n",
current->comm, current->pid, frame, regs->eip, frame->pretcode);
#endif
return;
;如果建立sigframe出错,忽略用户的SIGSEGV过程,发出SIGSEGV信号强制进程退出
if (sig == SIGSEGV)
ka->sa.sa_handler = SIG_DFL;
force_sig(SIGSEGV, current);
}
static inline int on_sig_stack(unsigned long sp)
{
return (sp - current->sas_ss_sp sas_ss_size);
}
static inline void *
get_sigframe(struct k_sigaction *ka, struct pt_regs * regs, size_t frame_size)
{
unsigned long esp;
esp = regs->esp; 用户进程中的堆栈指针
if (ka->sa.sa_flags SA_ONSTACK) {
if (! on_sig_stack(esp))
; 如果esp sas_ss_sp + current->sas_ss_size)
esp = current->sas_ss_sp + current->sas_ss_size;
}
else if ((regs->xss 0xffff) != __USER_DS
!(ka->sa.sa_flags SA_RESTORER)
ka->sa.sa_restorer) {
; 如果ss与ds不等,没有SA_RESTORER标志,但ka->sa.sa_restorer不为0,
; 表示sa_restorer是一个用户定义的堆栈指针
esp = (unsigned long) ka->sa.sa_restorer;
}
; sigframe在8字节边界上对齐
return (void *)((esp - frame_size) -8ul);
}
setup_sigcontext(struct sigcontext *sc, struct _fpstate *fpstate,
struct pt_regs *regs, unsigned long mask)
{
int tmp, err = 0;
__asm__("movl %%gs,%0" : "=r"(tmp): "0"(tmp));
err |= __put_user(tmp, (unsigned int *)
__asm__("movl %%fs,%0" : "=r"(tmp): "0"(tmp));
err |= __put_user(tmp, (unsigned int *)
err |= __put_user(regs->xds, (unsigned int *)
err |= __put_user(regs->edi,
err |= __put_user(regs->esi,
err |= __put_user(regs->ebp,
err |= __put_user(regs->esp,
err |= __put_user(regs->ebx,
err |= __put_user(regs->edx,
err |= __put_user(regs->ecx,
err |= __put_user(regs->eax,
err |= __put_user(current->thread.trap_no,
err |= __put_user(current->thread.error_code,
err |= __put_user(regs->eip,
err |= __put_user(regs->xcs, (unsigned int *)
err |= __put_user(regs->eflags,
err |= __put_user(regs->esp,
err |= __put_user(regs->xss, (unsigned int *)
; 每一步都很谨慎
tmp = save_i387(fpstate);
if (tmp err = 1;
else
err |= __put_user(tmp ? fpstate : NULL,
; sc->fpstate为0表示该进程没有使用过FPU
/* non-iBCS2 extensions.. */
err |= __put_user(mask,
err |= __put_user(current->thread.cr2,
}
sigframe就是调用用户信号处理函数时进程堆栈指针和原来被中断进程堆栈指针之间的数据块.
struct rt_sigframe
{
char *pretcode;
int sig;
struct siginfo *pinfo; 指向info
void *puc; 指向uc
struct siginfo info;
struct ucontext uc;
struct _fpstate fpstate;
char retcode[8];
};
typedef struct sigaltstack {
void *ss_sp;
int ss_flags;
size_t ss_size;
} stack_t;
struct ucontext {
unsigned long uc_flags;
struct ucontext *uc_link;
stack_t uc_stack;
struct sigcontext uc_mcontext; 相当于sigframe中的sc
sigset_t uc_sigmask;
};
typedef struct siginfo {
int si_signo;
int si_errno;
int si_code;
int _pad[((128 /sizeof(int)) - 3) ];
struct {
pid_t _pid;
uid_t _uid;
} _kill;
struct {
unsigned int _timer1;
unsigned int _timer2;
} _timer;
struct {
pid_t _pid;
uid_t _uid;
sigval_t _sigval;
} _rt;
struct {
pid_t _pid;
uid_t _uid;
int _status;
clock_t _utime;
clock_t _stime;
} _sigchld;
struct {
void *_addr;
} _sigfault;
struct {
int _band;
int _fd;
} _sigpoll;
} _sifields;
} siginfo_t;
static void setup_rt_frame(int sig, struct k_sigaction *ka, siginfo_t *info,
sigset_t *set, struct pt_regs * regs)
{
struct rt_sigframe *frame;
int err = 0;
goto give_sigsegv;
current->exec_domain->signal_invmap
sig ? current->exec_domain->signal_invmap[sig]
: sig),
err |= __put_user(
err |= __put_user(
; 将系统siginfo结构拷贝给用户
err |= copy_siginfo_to_user( info);
if (err)
goto give_sigsegv;
err |= __put_user(0,
err |= __put_user(0,
err |= __put_user(current->sas_ss_sp,
err |= __put_user(sas_ss_flags(regs->esp),
err |= setup_sigcontext(
regs, set->sig[0]);
err |= __copy_to_user( set, sizeof(*set));
if (err)
goto give_sigsegv;
already in userspace. */
if (ka->sa.sa_flags SA_RESTORER) {
err |= __put_user(ka->sa.sa_restorer,
} else {
err |= __put_user(frame->retcode,
/* This is movl $,% eax ; int $0x80 */
err |= __put_user(0xb8, (char *)(frame->retcode+0));
err |= __put_user(__NR_rt_sigreturn, (int *)(frame->retcode+1));
err |= __put_user(0x80cd, (short *)(frame->retcode+5));
; 没有popl % eax
}
goto give_sigsegv;
regs->esp = (unsigned long) frame;
regs->eip = (unsigned long) ka->sa.sa_handler;
regs->xds = __USER_DS;
regs->xes = __USER_DS;
regs->xss = __USER_DS;
regs->xcs = __USER_CS;
regs->eflags ~TF_MASK;
printk("SIG deliver (%s:%d): sp=%p pc=%p ra=%p/n",
current->comm, current->pid, frame, regs->eip, frame->pretcode);
#endif
if (sig == SIGSEGV)
ka->sa.sa_handler = SIG_DFL;
force_sig(SIGSEGV, current);
}
int copy_siginfo_to_user(siginfo_t *to, siginfo_t *from)
{
if (!access_ok (VERIFY_WRITE, to, sizeof(siginfo_t)))
return -EFAULT;
if (from->si_code ; 将整个siginfo_t结构拷贝到用户堆栈上的rt_sigframe中
return __copy_to_user(to, from, sizeof(siginfo_t));
else {
int err;
this code is fixed accordingly.
It should never copy any pad contained in the structure
to avoid security leaks, but must copy the generic
3 ints plus the relevant union member. */
err = __put_user(from->si_signo,
err |= __put_user(from->si_errno,
err |= __put_user((short)from->si_code,
/* First 32bits of unions are always present. */
err |= __put_user(from->si_pid,
switch (from->si_code >> 16) {
case __SI_FAULT >> 16:
break;
case __SI_CHLD >> 16:
err |= __put_user(from->si_utime,
err |= __put_user(from->si_stime,
err |= __put_user(from->si_status,
default:
err |= __put_user(from->si_uid,
break;
/* case __SI_RT: This is not generated by the kernel as of now. */
}
return err;
}
}
由此可以看出rt_sigframe是sigframe的扩展和优化,和sigframe相比,rt_sigframe多了siginfo结构,sigframe的sigcontext扩展为ucontext,用户的信号处理函数多了两个参数pinfo和uc,这样内核可以将更多的信息传递给用户.除此以外,在运行机制上它们没有什么本质的区别.
每个进程具有一个sigpending结构所描述的信号队列,它有3个成员,head指向第一个sigqueue成员,tail指向最末的sigqueue成员的next指针,signal描述了此队列中的信号集.
将信号sig和对应的消息结构info添加到信号队列signal中.
static int collect_signal(int sig, struct sigpending *list, siginfo_t *info);
返回信号sig在队列list中的信息info.
struct task_struct {
...
struct sigpending pending;
...
};
struct sigpending {
struct sigqueue *head, **tail;
sigset_t signal;
};
struct sigqueue {
struct sigqueue *next;
siginfo_t info;
};
// kernel/signal.c
static int send_signal(int sig, struct siginfo *info, struct sigpending *signals)
{
struct sigqueue * q = NULL;
some other real-time mechanism. It is implementation
defined whether kill() does so. We attempt to do so, on
the principle of least surprise, but since kill is not
allowed to fail with EAGAIN when low on memory we just
make sure at least one signal gets delivered and don't
pass on the info struct. */
}
// nr_queued_signals和max_queued_signals用来限制全局sigqueue成员的数目
if (q) {
atomic_inc(
q->next = NULL;
*signals->tail = q;
signals->tail = tail总是指向最末的信号成员的next指针
switch ((unsigned long) info) {
case 0: // info参数如果为0,表示信号来源于当前用户进程
q->info.si_signo = sig;
q->info.si_errno = 0;
q->info.si_code = SI_USER;
q->info.si_pid = current->pid;
q->info.si_uid = current->uid;
break;
case 1: // info参数如果为1,表示信号来源于内核本身
q->info.si_signo = sig;
q->info.si_errno = 0;
q->info.si_code = SI_KERNEL;
q->info.si_pid = 0;
q->info.si_uid = 0;
break;
default: // 否则从info指针中拷贝信号
copy_siginfo( info);
break;
}
} else if (sig >= SIGRTMIN info (unsigned long)info != 1
info->si_code != SI_USER) {
; 如果该信号是内核发出的实时信号,就返回错误码
/*
* Queue overflow, abort. We may abort if the signal was rt
* and sent by user using something other than kill().
*/
return -EAGAIN;
}
return 0;
}
static int collect_signal(int sig, struct sigpending *list, siginfo_t *info)
{
if (sigismember( sig)) {
/* Collect the siginfo appropriate to this signal. */
struct sigqueue *q, **pp;
pp = pp指向第一个信号成员的next指针
while ((q = *pp) != NULL) {
if (q->info.si_signo == sig)
goto found_it;
pp =
}
been out of queue space. So zero out the
info. */
sigdelset( sig);
info->si_signo = sig;
info->si_errno = 0;
info->si_code = 0;
info->si_pid = 0;
info->si_uid = 0;
return 1;
// 将找到信号成员从信号队列中删除
if ((*pp = q->next) == NULL)
list->tail = pp;
copy_siginfo(info,
kmem_cache_free(sigqueue_cachep,q);
atomic_dec(
if (sig >= SIGRTMIN) {
while ((q = *pp) != NULL) {
if (q->info.si_signo == sig)
goto found_another;
pp =
}
}
found_another:
return 1;
}
return 0;
}
看了前面一篇提到系统调用源码的文章，也与作者有着同样
的迷惑，查看了一下相关的源代码，又翻了一下书，有了一点
点心得。
linux里面的每个系统调用是靠一些宏，，一张系统调用表，
一个系统调用入口来完成的。
函数。
1.宏 就是前面作者提到的_syscallN(type,name,x...)，
N是系统调用所需的参数数目，type是返回类型，name即面向
用户的系统调用函数名，x...是调用参数，个数即为N。
例如：
#define _syscall3(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3) /
type name(type1 arg1,type2 arg2,type3 arg3) /
{ /
long __res; /
__asm__ volatile ("int $0x80" /
: "=a" (__res) /
: "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2)), /
"d" ((long)(arg3))); /
if (__res>=0) /
return (type) __res; /
errno=-__res; /
return -1; /
}
（这是2.0.33版本）
这些宏定义于include/asm/Unistd.h，这就是为什么你在
程序中要包含这个头文件的原因。该文件中还以__NR_name的形式
定义了164个常数，这些常数就是系统调用函数name的函数指针在
系统调用表中的偏移量。
2.系统调用表
定义于entry.s的最后。
这个表按系统调用号（即前面提到的__NR_name）排列了所
有系统调用函数的指针，以供系统调用入口函数查找。从这张表看
得出，linux给它所支持的系统调用函数取名叫sys_name。
3.系统调用入口函数
定义于entry.s:
ENTRY(system_call)
pushl %eax # save orig_eax
SAVE_ALL
#ifdef __SMP__
ENTER_KERNEL
#endif
movl $-ENOSYS,EAX(%esp)
cmpl $(NR_syscalls),%eax
jae ret_from_sys_call
movl SYMBOL_NAME(sys_call_table)(,%eax,4),%eax
testl %eax,%eax
je ret_from_sys_call
#ifdef __SMP__
GET_PROCESSOR_OFFSET(%edx)
movl SYMBOL_NAME(current_set)(,%edx),%ebx
#else
movl SYMBOL_NAME(current_set),%ebx
#endif
andl $~CF_MASK,EFLAGS(%esp)
movl %db6,%edx
movl %edx,dbgreg6(%ebx)
testb $0x20,flags(%ebx)
jne 1f
call *%eax
movl %eax,EAX(%esp)
jmp ret_from_sys_call
这段代码现保存所有的寄存器值，然后检查调用号（__NR_name）
是否合法（在系统调用表中查找），找到正确的函数指针后，就调用
该函数（即你真正希望内核帮你运行的函数）。运行返回后，将调用
ret_from_sys_call，这里就是著名的进程调度时机之一。
当在程序代码中用到系统调用时，编译器会将上面提到的
宏展开，展开后的代码实际上是将系统调用号放入ax后
移用int 0x80使处理器转向系统调用入口，然后查找系统调用表，进
而由内核调用真正的功能函数。
前面那篇文章中的问题我是这样理解的：
自己添加过系统调用的人可能知道，要在程序中使用自己的
系统调用，必须显示地应用宏_syscallN。
而对于linux预定义的系统调用，编译器在预处理时自动加入宏
_syscall3(int,ioctl,arg1,arg2,arg3)并将其展开。所以，并不是
ioctl本身是宏替换符，而是编译器自动用宏声明了ioctl这个函数。
实际上我自己没有给linux添加过系统调用，也没有很仔细的看
源代码，希望这方面的高手能多多指教。
如何在Linux中添加新的系统调用
使用操作系统提供的有关设备管理、输入/输入系统、文件系统和进程控制、通信以及存
储管理等方面的功能，而不必了解系统程序的内部结构和有关硬件细节，从而起到减轻
用户负担和保护系统以及提高资源利用率的作用。
Linux操作系统作为自由软件的代表，它优良的性能使得它的应用日益广泛，不仅得
到专业人士的肯定，而且商业化的应用也是如火如荼。在Linux中，大部分的系统调用包
含在Linux的libc库中，通过标准的C函数调用方法可以调用这些系统调用。那么，对Li
nux的发烧友来说，如何在Linux中增加新的系统调用呢？
1 Linux系统调用机制
在Linux系统中，系统调用是作为一种异常类型实现的。它将执行相应的机器代码指
令来产生异常信号。产生中断或异常的重要效果是系统自动将用户态切换为核心态来对
它进行处理。这就是说，执行系统调用异常指令时，自动地将系统切换为核心态，并安
排异常处理程序的执行。
Linux用来实现系统调用异常的实际指令是：
Int $0x80
这一指令使用中断/异常向量号128（即16进制的80）将控制权转移给内核。为达到
在使用系统调用时不必用机器指令编程，在标准的C语言库中为每一系统调用提供了一段
短的子程序，完成机器代码的编程工作。事实上，机器代码段非常简短。它所要做的工
作只是将送给系统调用的参数加载到CPU寄存器中，接着执行int $0x80指令。然后运行
系统调用，系统调用的返回值将送入CPU的一个寄存器中，标准的库子程序取得这一返回
值，并将它送回用户程序。
为使系统调用的执行成为一项简单的任务，Linux提供了一组预处理宏指令。它们可
以用在程序中。这些宏指令取一定的参数，然后扩展为调用指定的系统调用的函数。
这些宏指令具有类似下面的名称格式：
_syscallN（parameters）
其中N是系统调用所需的参数数目，而parameters则用一组参数代替。这些参数使宏
指令完成适合于特定的系统调用的扩展。例如，为了建立调用setuid（）系统调用的函
数，应该使用：
_syscall1（ int， setuid， uid_t， uid ）
syscallN（ ）宏指令的第1个参数int说明产生的函数的返回值的类型是整型，第2
个参数setuid说明产生的函数的名称。后面是系统调用所需要的每个参数。这一宏指令
后面还有两个参数uid_t和uid分别用来指定参数的类型和名称。
另外，用作系统调用的参数的数据类型有一个限制，它们的容量不能超过四个字节
。这是因为执行int $0x80指令进行系统调用时，所有的参数值都存在32位的CPU寄存器
中。使用CPU寄存器传递参数带来的另一个限制是可以传送给系统调用的参数的数目。这
个限制是最多可以传递5个参数。所以Linux一共定义了6个不同的_syscallN（）宏指令
，从_syscall0（）、_syscall1（）直到_syscall5（）。
一旦_syscallN（）宏指令用特定系统调用的相应参数进行了扩展，得到的结果是一
个与系统调用同名的函数，它可以在用户程序中执行这一系统调用。
如果用户在Linux中添加新的系统调用，应该遵循几个步骤才能添加成功，下面几个
步骤详细说明了添加系统调用的相关内容。
（1） 添加源代码
第一个任务是编写加到内核中的源程序，即将要加到一个内核文件中去的一个函数
，该函数的名称应该是新的系统调用名称前面加上sys_标志。假设新加的系统调用为my
call(int number)，在/usr/src/linux/kernel/sys.c文件中添加源代码，如下所示：
asmlinkage int sys_mycall(int number)
{
return number;
}
作为一个最简单的例子，我们新加的系统调用仅仅返回一个整型值。
（2） 连接新的系统调用
添加新的系统调用后，下一个任务是使Linux内核的其余部分知道该程序的存在。为
了从已有的内核程序中增加到新的函数的连接，需要编辑两个文件。
在我们所用的Linux内核版本（RedHat 6.0，内核为2.2.5-15）中，第一个要修改的
文件是：
/usr/src/linux/include/asm-i386/unistd.h
该文件中包含了系统调用清单，用来给每个系统调用分配一个唯一的号码。文件中
每一行的格式如下：
#define __NR_name NNN
其中，name用系统调用名称代替，而NNN则是该系统调用对应的号码。应该将新的系
统调用名称加到清单的最后，并给它分配号码序列中下一个可用的系统调用号。我们的
系统调用如下：
#define __NR_mycall 191
系统调用号为191，之所以系统调用号是191，是因为Linux-2.2内核自身的系统调用
号码已经用到190。
第二个要修改的文件是：
/usr/src/linux/arch/i386/kernel/entry.S
该文件中有类似如下的清单：
.long SYMBOL_NAME（）
该清单用来对sys_call_table[]数组进行初始化。该数组包含指向内核中每个系统
调用的指针。这样就在数组中增加了新的内核函数的指针。我们在清单最后添加一行：
为使新的系统调用生效，需要重建Linux的内核。这需要以超级用户身份登录。
#pwd
/usr/src/linux
#
超级用户在当前工作目录（/usr/src/linux）下，才可以重建内核。
#make config
#make dep
#make clearn
#make bzImage
编译完毕后，系统生成一可用于安装的、压缩的内核映象文件：
/usr/src/linux/arch/i386/boot/bzImage
（4） 用新的内核启动系统
要使用新的系统调用，需要用重建的新内核重新引导系统。为此，需要修改/etc/l
ilo.conf文件，在我们的系统中，该文件内容如下：
boot=/dev/hda
map=/boot/map
install=/boot/boot.b
prompt
timeout=50
image=/boot/vmlinuz-2.2.5-15
label=linux
root=/dev/hdb1
read-only
other=/dev/hda1
label=dos
table=/dev/had
首先编辑该文件，添加新的引导内核：
image=/boot/bzImage-new
label=linux-new
root=/dev/hdb1
read-only
添加完毕，该文件内容如下所示：
boot=/dev/hda
map=/boot/map
install=/boot/boot.b
prompt
timeout=50
image=/boot/bzImage-new
label=linux-new
root=/dev/hdb1
read-only
image=/boot/vmlinuz-2.2.5-15
label=linux
root=/dev/hdb1
read-only
other=/dev/hda1
label=dos
table=/dev/hda
这样，新的内核映象bzImage-new成为缺省的引导内核。
为了使用新的lilo.conf配置文件，还应执行下面的命令：
#cp /usr/src/linux/arch/i386/boot/zImage /boot/bzImage-new
其次配置lilo:
# /sbin/lilo
现在，当重新引导系统时，在boot:提示符后面有三种选择：linux-new 、 linux、
dos，新内核成为缺省的引导内核。
至此，新的Linux内核已经建立，新添加的系统调用已成为操作系统的一部分，重新
启动Linux，用户就可以在应用程序中使用该系统调用了。
（5）使用新的系统调用
在应用程序中使用新添加的系统调用mycall。同样为实验目的，我们写了一个简单
的例子xtdy.c。
/* xtdy.c */
#include
_syscall1(int,mycall,int,ret)
main()
{
printf("%d /n",mycall(100));
}
编译该程序：
# cc -o xtdy xtdy.c
执行：
结果：
# 100
注意，由于使用了系统调用，编译和执行程序时，用户都应该是超级用户身份。
(文/程仁田)
Linux的系统调用
系统调用响应函数的函数名约定
函数名以“sys_”开头，后跟该系统调用的名字，由此构成164个形似sys_name()的函数名。因此，系统调用ptrace()的响应函数是sys_ptrace() (kernel/ptrace.c)。
系统调用号
文件include/asm/unistd.h为每个系统调用规定了唯一的编号：
#define __NR_setup 0
#define __NR_exit 1
#define __NR_fork 2
… …
#define __NR_ptrace 26
以系统调用号__NR_name作为下标，找出系统调用表sys_call_table (arch/i386/kernel/entry.S)中对应表项的内容，正好就是该系统调用的响应函数sys_name的入口地址。
系统调用表
系统调用表sys_call_table (arch/i386/kernel/entry.S)形如：
ENTRY(sys_call_table)
.long SYMBOL_NAME(sys_setup) /* 0 */
.long SYMBOL_NAME(sys_exit)
.long SYMBOL_NAME(sys_fork)
… …
.long SYMBOL_NAME(sys_stime) /* 25 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ptrace)
… …
sys_call_table记录了各sys_name函数（共166项，其中2项无效）在表中的位子。有了这张表，很容易根据特定系统调用在表中的偏移量，找到对应的系统调用响应函数的入口地址。NR_syscalls（即256）表示最多可容纳的系统调用个数。这样，余下的90项就是可供用户自己添加的系统调用空间。
从ptrace系统调用命令到INT 0X80中断请求的转换
宏定义syscallN()(include/asm/unistd.h)用于系统调用的格式转换和参数的传递。
#define _syscall4(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3,type4,arg4) /
type name (type1 arg1, type2 arg2, type3 arg3, type4 arg4) /
{ /
long __res; /
__asm__ volatile ("int $0x80" /
: "=a" (__res) /
: "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2)), /
"d" ((long)(arg3)),"S" ((long)(arg4))); /
__syscall_return(type,__res); /
}
N取0与5之间任意整数。参数个数为N的系统调用由syscallN负责格式转换和参数传递。例如，ptrace()有四个参数，它对应的格式转换宏就是syscall4()。
syscallN()第一个参数说明响应函数返回值的类型，第二个参数为系统调用的名称（即name），其余的参数依次为系统调用参数的类型和名称。例如,
_syscall4(int, ptrace, long request, long pid, long addr, long data)
说明了系统调用命令
int sys_ptrace(long request, long pid, long addr, long data)
宏定义的余下部分描述了启动INT 0X80和接收、判断返回值的过程。也就是说，以系统调用号对EAX寄存器赋值，启动INT 0X80。规定返回值送EAX寄存器。函数的参数压栈，压栈顺序见下表：
参数 参数在堆栈的位置 传递参数的寄存器
arg1 00(%esp) ebx
arg2 04(%esp) ecx
arg3 08(%esp) edx
arg4 0c(%esp) esi
arg5 10(%esp) edi
若INT 0X80的返回值非负，则直接按类型type返回；否则，将INT 0X80的返回值取绝对值，保留在errno变量中，返回-1。
系统调用功能模块的初始化
对系统调用的初始化也即对INT 0X80的初始化。系统启动时，汇编子程序setup_idt(arch/i386/kernel/head.S)准备了张256项的idt 表，由start_kernel()(init/main.c)、trap_init()(arch/i386/kernel/traps.c)调用的C语言宏定义set_system_gate(0x80, &system_call)(include/asm/system.h)设置0X80号软中断的服务程序为system_call。system_call(arch/i386/kernel/entry.S)就是所有系统调用的总入口。
LINUX内部是如何分别为各种系统调用服务的
当进程需要进行系统调用时，必须以C语言函数的形式写一句系统调用命令。当进程执行到用户程序的系统调用命令时，实际上执行了由宏命令_syscallN()展开的函数。系统调用的参数由各通用寄存器传递。然后执行INT 0X80，以核心态进入入口地址system_call。
ENTRY(system_call)
pushl %eax # save orig_eax
SAVE_ALL
#ifdef __SMP__
ENTER_KERNEL
#endif
movl $-ENOSYS,EAX(%esp)
cmpl $(NR_syscalls),%eax
jae ret_from_sys_call
movl SYMBOL_NAME(sys_call_table)(,%eax,4),%eax
testl %eax,%eax
je ret_from_sys_call
#ifdef __SMP__
GET_PROCESSOR_OFFSET(%edx)
movl SYMBOL_NAME(current_set)(,%edx),%ebx
#else
movl SYMBOL_NAME(current_set),%ebx
#endif
andl $~CF_MASK,EFLAGS(%esp) # clear carry - assume no errors
movl %db6,%edx
movl %edx,dbgreg6(%ebx) # save current hardware debugging status
testb $0x20,flags(%ebx) # PF_TRACESYS
jne 1f
call *%eax
movl %eax,EAX(%esp) # save the return value
jmp ret_from_sys_call
从system_call入口的汇编程序的主要功能是：
保存寄存器当前值（SAVE_ALL）；
检验是否为合法的系统调用；
根据系统调用表_sys_call_table和EAX持有的系统调用号找出并转入系统调用响应函数；
从该响应函数返回后，让EAX寄存器保存函数返回值，跳转至ret_from_sys_call(arch/i386/kernel/entry.S)。
最后，在执行位于用户程序中系统调用命令后面余下的指令之前，若INT 0X80的返回值非负，则直接按类型type返回；否则，将INT 0X80的返回值取绝对值，保留在errno变量中，返回-1。
深入LINUX内核：为你的LINUX增加一条系统调用
充分利用LINUX开放源码的特性，我们可以轻易地对它进行修改，使我们能够随心所
欲驾驭LINUX，完成一个真正属于自己的操作系统，这种感觉使无与伦比的，下面通过为
LINUX增加一个系统调用来展示LINUX作为一个开放源码操作系统的强大魅力。
首先，让我们简单地分析一下LINUX中与系统调用的相关的部分：
LINUX的系统调用的总控程序是system_call,它是LINUX系统中所有系统调用的总入
口，这个system_call是作为一个中断服务程序挂在中断0x80上，系统初始化时通过voi
d init trap_init(void)调用一个宏set_system_ gate(SYSCALL_VERCTOR,&system_ca
ll)来对IDT表进行初始化，在0x80对应的中断描述符处填入system_call函数的地址，其
中宏SYSCALL_VERCTOR就是0x80。
当发生一条系统调用时，由中断总控程序保存处理机状态，检查调用参数的合法性
，然后根据系统调用向量在sys_call_table中找到相应的系统服务例程的地址，然后执
行该服务例程，完成后恢复中断总控程序所保存的处理机状态，返回用户程序。
系统服务例程一般定义于kernel/sys.c中，系统调用向量定义在include/asm-386/
unistd.h中，而sys_call _table表则定义在arch/i386/kernel/entry.S文件里。
现在我们知道增加一条系统调用我们首先要添加服务例程实现代码，然后在进行对
应向量的申明，最后当然还要在sys_call_table表中增加一项以指明服务例程的入口地
址。
OK，有了以上简单的分析，现在我们可以开始进行源码的修改，假设我们需要添加
一条系统调用计算两个整数的平方和，系统调用名为add2,我们需要修改三个文件：ker
nel/sys.c , arch/i386/kernel/entry.S 和 include/asm-386/unistd.h。
1、修改kernel/sys.c ，增加服务例程代码：
asmlinkage int sys_add2(int a , int b)
{
int c=0;
c=a*a+b*b;
return c;
}
2、修改include/asm-386/unistd.h ，对我们刚才增加的系统调用申明向量，以使
用户或系统进程能够找到这条系统调用，修改后文件如下所示：
.... .....
#define _NR_sendfile 187
#define _NR_getpmsg 188
#define _NR_putmsg 189
#define _NR_vfork 190
#define _NR_add2 191 /* 这是我们添加的部分，191即向量 */
3、修改include/asm-386/unistd.h , 将服务函数入口地址加入 sys_call_table，
首先找到这么一段：
.... .....
.long SYMBOL_NAME(sys_sendfile)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams 1 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams 2 */
.long SYMBOL_NAME(sys_vfork) /*190 */
.rept NR_syscalls-190
修改为如下：
.... .....
.long SYMBOL_NAME(sys_sendfile)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams 1 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams 2 */
.long SYMBOL_NAME(sys_vfork) /*190 */
.long SYMBOL_NAME(sys_add2) <=我们的系统调用
.rept NR_syscalls-191 <=将190改为191
OK,大功告成，现在只需要重新编译你的LINUX内核，然后你的LINUX就有了一条新的
系统调用int add2(int a, int b)。
作者会员名：flinstone E-MAIL：[email protected]
系统调用mlock的作用是屏蔽内存中某些用户进程所要求的页。
mlock调用的语法为：
int sys_mlock(unsigned long start, size_t len);
初始化为：
len=(len+(start &~PAGE_MASK)+ ~PAGE_MASK)&PAGE_MASK;
start &=PAGE_MASK;
其中mlock又调用do_mlock()，语法为：
int do_mlock(unsigned long start, size_t len,int on);
初始化为：
len=(len+~PAGE_MASK)&PAGE_MASK;
sys_mlock如果调用成功返回，这其中所有的包含具体内存区域的页必须是常驻内存的，或者说在调用munlock 或 munlockall之前这部分被锁住的页面必须保留在内存。当然，如果调用mlock的进程终止或者调用exec执行其他程序，则这部分被锁住的页面被释放。通过fork()调用所创建的子进程不能够继承由父进程调用mlock锁住的页面。
内存屏蔽主要有两个方面的应用：实时算法和高度机密数据的处理。实时应用要求严格的分时，比如调度，调度页面是程序执行延时的一个主要因素。保密安全软件经常处理关键字节，比如密码或者密钥等数据结构。页面调度的结果是有可能将这些重要字节写到外存（如硬盘）中去。这样一些黑客就有可能在这些安全软件删除这些在内存中的数据后还能访问部分在硬盘中的数据。 而对内存进行加锁完全可以解决上述难题。
内存加锁不使用压栈技术，即那些通过调用mlock或者mlockall被锁住多次的页面可以通过调用一次munlock或者munlockall释放相应的页面
mlock的返回值分析：若调用mlock成功，则返回０；若不成功，则返回-1，并且errno被置位，进程的地址空间保持原来的状态。返回错误代码分析如下：
ENOMEM：部分具体地址区域没有相应的进程地址空间与之对应或者超出了进程所允许的最大可锁页面。
EPERM：调用mlock的进程没有正确的优先权。只有root进程才允许锁住要求的页面。
EINVAL：输入参数len不是个合法的正数。
mlock所用到的主要数据结构和重要常量
struct mm_struct {
int count;
pgd_t * pgd; /* 进程页目录的起始地址，如图2-3所示 */
unsigned long context;
unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
unsigned long start_brk, brk, start_stack, start_mmap;
unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
unsigned long rss, total_vm, locked_vm;
unsigned long def_flags;
struct vm_area_struct * mmap; /* 指向vma双向链表的指针 */
struct vm_area_struct * mmap_avl; /* 指向vma AVL树的指针 */
struct semaphore mmap_sem;
}
start_code、end_code：进程代码段的起始地址和结束地址。
start_data、end_data：进程数据段的起始地址和结束地址。
arg_start、arg_end：调用参数区的起始地址和结束地址。
env_start、env_end：进程环境区的起始地址和结束地址。
rss：进程内容驻留在物理内存的页面总数。
2. 虚存段（vma）数据结构：vm_area_atruct
struct vm_area_struct {
struct mm_struct * vm_mm; /* VM area parameters */
unsigned long vm_start;
unsigned long vm_end;
pgprot_t vm_page_prot;
unsigned short vm_flags;
/* AVL tree of VM areas per task, sorted by address */
short vm_avl_height;
struct vm_area_struct * vm_avl_left;
struct vm_area_struct * vm_avl_right;
/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct vm_area_struct * vm_next;
/* for areas with inode, the circular list inode->i_mmap */
/* for shm areas, the circular list of attaches */
/* otherwise unused */
struct vm_area_struct * vm_next_share;
struct vm_area_struct * vm_prev_share;
/* more */
struct vm_operations_struct * vm_ops;
unsigned long vm_offset;
struct inode * vm_inode;
unsigned long vm_pte; /* shared mem */
};
vm_end; //所对应内存区域的结束地址
vm_flags; //进程对所对应内存区域的访问权限
vm_avl_height;//avl树的高度
vm_avl_left; //avl树的左儿子
vm_avl_right; //avl树的右儿子
vm_next;// 进程所使用的按地址排序的vm_area链表指针
vm_ops;//一组对内存的操作
这些对内存的操作是当对虚存进行操作的时候Linux系统必须使用的一组方法。比如说，当进程准备访问某一虚存区域但是发现此区域在物理内存不存在时（缺页中断），就激发某种对内存的操作执行正确的行为。这种操作是空页（nopage）操作。当Linux系统按需调度可执行的页面映象进入内存时就使用这种空页（nopage）操作。
当一个可执行的页面映象映射到进程的虚存地址时，一组vm_area_struct结构的数据结构（vma）就会生成。每一个vm_area_struct的数据结构（vma）代表可执行的页面映象的一部分：可执行代码，初始化数据（变量），非初始化数据等等。Linux系统可以支持大量的标准虚存操作，当vm_area_struct数据结构（vma）一被创建，它就对应于一组正确的虚存操作。
属于同一进程的vma段通过vm_next指针连接，组成链表。如图2-3所示，struct mm_struct结构的成员struct vm_area_struct * mmap 表示进程的vma链表的表头。
为了提高对vma段 查询、插入、删除操作的速度，LINUX同时维护了一个AVL（Adelson-Velskii and Landis）树。在树中，所有的vm_area_struct虚存段均有左指针vm_avl_left指向相邻的低地址虚存段，右指针vm_avl_right指向相邻的高地址虚存段，如图2-5。struct mm_struct结构的成员struct vm_area_struct * mmap_avl表示进程的AVL树的根，vm_avl_height表示AVL树的高度。
对平衡树mmap_avl的任何操作必须满足平衡树的一些规则：
Consistency and balancing rulesJ（一致性和平衡规则）：
tree->vm_avl_right))
abs( heightof(tree->vm_avl_left) - heightof(tree->vm_avl_right) ) <= 1
foreach node in tree->vm_avl_left: node->vm_avl_key <= tree->vm_avl_key, foreach node in tree->vm_avl_right: node->vm_avl_key >= tree->vm_avl_key.
注：其中node->vm_avl_key= node->vm_end
mlock系统调用所用到的重要常量有：PAGE_MASK、PAGE_SIZE、PAGE_SHIFT、RLIMIT_MEMLOCK、VM_LOCKED、 PF_SUPERPRIV等。它们的值分别如下：
PAGE_SHIFT １2 // PAGE_SHIFT determines the page size
PAGE_SIZE 0x1000 //1UL<
RLIMIT_MEMLOCK 8 //max locked-in-memory address space
VM_LOCKED 0x2000 //8*1024=8192, vm_flags的标志之一。
PF_SUPERPRIV 0x00000100 //512,
suser()：如果用户有效（即current->euid == 0 ），则设置进程标志为root优先权（current->flags |= PF_SUPERPRIV），并返回1；否则返回0。
find_vma(struct mm_struct * mm, unsigned long addr)：输入参数为当前进程的mm、需要加锁的开始内存地址addr。find_vma的功能是在mm的mmap_avl树中寻找第一个满足mm->mmap_avl->vm_start<=addr< mm->mmap_avl->vm_end的vma，如果成功则返回此vma；否则返回空null。
mlock_fixup(struct vm_area_struct * vma, unsigned long start, unsigned long end, unsigned int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要加锁内存区域起始地址和结束地址、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。
merge_segments(struct mm_struct * mm, unsigned long start_addr, unsigned long end_addr)：输入参数为当前进程的mm、需要加锁的开始内存地址start_addr和结束地址end_addr。merge_segments的功能的是尽最大可能归并相邻（即内存地址偏移量连续）并有相同属性（包括vm_inode,vm_pte,vm_ops,vm_flags）的内存段，在这过程中冗余的vm_area_structs被释放，这就要求vm_mmap链按地址大小排序（我们不需要遍历整个表，而只需要遍历那些交叉或者相隔一定连续区域的邻接vm_area_structs）。当然在缺省的情况下，merge_segments是对vm_mmap_avl树进行循环处理，有多少可以合并的段就合并多少。
mlock_fixup_all(struct vm_area_struct * vma, int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。mlock_fixup_all的功能是根据输入参数newflags修改此vma的vm_flags。
mlock_fixup_start(struct vm_area_struct * vma,unsigned long end, int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要加锁内存区域结束地址、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。mlock_fixup_start的功能是根据输入参数end，在内存中分配一个新的new_vma，把原来的vma分成两个部分： new_vma和vma，其中new_vma的vm_flags被设置成输入参数newflags；并且按地址（new_vma->start和new_vma->end）大小序列把新生成的new->vma插入到当前进程mm的mmap链或mmap_avl树中（缺省情况下是插入到mmap_avl树中）。
注：vma->vm_offset+= vma->vm_start-new_vma->vm_start;
mlock_fixup_end(struct vm_area_struct * vma,unsigned long start, int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要加锁内存区域起始地址、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。mlock_fixup_end的功能是根据输入参数start，在内存中分配一个新的new_vma，把原来的vma分成两个部分：vma和new_vma，其中new_vma的vm_flags被设置成输入参数newflags；并且按地址大小序列把new->vma插入到当前进程mm的mmap链或mmap_avl树中。
注：new_vma->vm_offset= vma->vm_offset+(new_vma->vm_start-vma->vm_start);
mlock_fixup_middle(struct vm_area_struct * vma,unsigned long start, unsigned long end, int newflags)：输入参数为vm_mmap链中的某个vma、需要加锁内存区域起始地址和结束地址、需要修改的标志（0：加锁，1：释放锁）。mlock_fixup_middle的功能是根据输入参数start、end，在内存中分配两个新vma，把原来的vma分成三个部分：left_vma、vma和right_vma，其中vma的vm_flags被设置成输入参数newflags；并且按地址大小序列把left->vma和right->vma插入到当前进程mm的mmap链或mmap_avl树中。
注：vma->vm_offset += vma->vm_start-left_vma->vm_start;
right_vma->vm_offset += right_vma->vm_start-left_vma->vm_start;
kmalloc()：将在后面3.3中有详细讨论。
insert_vm_struct(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vmp)：输入参数为当前进程的mm、需要插入的vmp。insert_vm_struct的功能是按地址大小序列把vmp插入到当前进程mm的mmap链或mmap_avl树中，并且把vmp插入到vmp->inode的i_mmap环（循环共享链）中。
avl_insert_neighbours(struct vm_area_struct * new_node,** ptree,** to_the_left,** to_the_right)：输入参数为当前需要插入的新vma结点new_node、目标mmap_avl树ptree、新结点插入ptree后它左边的结点以及它右边的结点（左右边结点按mmap_avl中各vma->vma_end大小排序）。avl_insert_neighbours的功能是插入新vma结点new_node到目标mmap_avl树ptree中，并且调用avl_rebalance以保持ptree的平衡树特性，最后返回new_node左边的结点以及它右边的结点。
avl_rebalance(struct vm_area_struct *** nodeplaces_ptr, int count)：输入参数为指向vm_area_struct指针结构的指针数据nodeplaces_ptr[]（每个元素表示需要平衡的mmap_avl子树）、数据元素个数count。avl_rebalance的功能是从nodeplaces_ptr[--count]开始直到nodeplaces_ptr[0]循环平衡各个mmap_avl子树，最终使整个mmap_avl树平衡。
down(struct semaphore * sem)：输入参数为同步（进入临界区）信号量sem。down的功能根据当前信号量的设置情况加锁（阻止别的进程进入临界区）并继续执行或进入等待状态（等待别的进程执行完成退出临界区并释放锁）。
down定义在/include/linux/sched.h中：
extern inline void down(struct semaphore * sem)
{
if (sem->count <= 0)
__down(sem);
sem->count--;
}
up(struct semaphore * sem)输入参数为同步（进入临界区）信号量sem。up的功能根据当前信号量的设置情况（当信号量的值为负数：表示有某个进程在等待使用此临界区 ）释放锁。
up定义在/include/linux/sched.h中：
extern inline void up(struct semaphore * sem)
{
sem->count++;
wake_up(&sem->wait);
}
kfree_s(a,b)：kfree_s定义在/include/linux/malloc.h中：#define kfree_s(a,b) kfree(a)。而kfree()将在后面3.3中详细讨论。
avl_neighbours(struct vm_area_struct * node,* tree,** to_the_left,** to_the_right)：输入参数为作为查找条件的vma结点node、目标mmap_avl树tree、node左边的结点以及它右边的结点（左右边结点按mmap_avl中各vma->vma_end大小排序）。avl_ neighbours的功能是根据查找条件node在目标mmap_avl树ptree中找到node左边的结点以及它右边的结点，并返回。
avl_remove(struct vm_area_struct * node_to_delete, ** ptree)：输入参数为需要删除的结点node_to_delete和目标mmap_avl树ptree。avl_remove的功能是在目标mmap_avl树ptree中找到结点node_to_delete并把它从平衡树中删除，并且调用avl_rebalance以保持ptree的平衡树特性。
remove_shared_vm_struct(struct vm_area_struct *mpnt)：输入参数为需要从inode->immap环中删除的vma结点mpnt。remove_shared_vm_struct的功能是从拥有vma结点mpnt 的inode->immap环中删除的该结点。
学过操作系统的人对inode一定印象特别深刻，这里是我收集的细节
一个inode有128 byte。在新建文件系统时, 通常会有一个参数, 用
来描述要分配多少比例的空间给inode table。举例来说newfs -i 2048
是指文件系统中, 每分配2048 byte给data area, 就分配一个inode。
但一个inode并不一定用掉2048 byte, 也不是说 files allocation的最
小单位是2048 byte, 它仅仅只是代表文件系统中inode table/data area
分配空间的比例是 128/2048 也就是 1/16。如果 inode table 太小, 那
么在每个文件都很小的时候, 就会发生inode用光而存储空间多余的情况。
file allocation的最小单位和inode多少没有关系
PROC文件系统是一个伪文件系统，它的文件和目录是由Linux 操作系统核心提供的，以文件系统的方式为访问系统内核数据的操作提供接口，它们不占用磁盘上的任何空间，有了这些文件和目录, 用户可以更容易的了解操作系统核心或各个进程的状态，并能对系统的一些参数进行配置。比如，一个系统内能打开的文件数最大缺省是1024，即系统最多能同时打开1024个文件，这在使用Linux做多用户的服务器时是不够用的，通过对/PROC下文件的修改可以在不修改核心，甚至不启动机器的情况下改变这个缺省值。由于系统的信息，如进程，是动态改变的，所以用户或应用程序读取PROC文件时，PROC文件系统是动态从系统内核读出所需信息并提交的。它的目录结构如下：
apm Advanced power management info
Cmdline Kernel command line
Cpuinfo Info about the CPU
Devices Available devices (block and character)
Dma Used DMS channels
Filesystems Supported filesystems
Interrupts Interrupt usage
Ioports I/O port usage
Kcore Kernel core image
Kmsg Kernel messages
Ksyms Kernel symbol table
Loadavg Load average
Locks Kernel locks
Meminfo Memory info
Misc Miscellaneous
Modules List of loaded modules
Mounts Mounted filesystems
Partitions Table of partitions known to the system
Rtc Real time clock
Slabinfo Slab pool info
Stat Overall statistics
Swaps Swap space utilization
Version Kernel version
Uptime System uptime
除了以上介绍的这些，还有的是一些以数字命名的目录，它们是进程目录。系统中当前运行的每一个进程都有对应的一个目录在/PROC下，以进程的PID号为目录名，它们是读取进程信息的接口。而self目录则是读取进程本身的信息接口，是一个link。Proc文件系统的名字就是由之而起。进程目录的结构如下：
Cmdline Command line arguments
Environ Values of environment variables
Fd Directory, which contains all file descriptors
Mem Memory held by this process
Stat Process status
Status Process status in human readable form
Cwd Link to the current working directory
Exe Link to the executable of this process
Maps Memory maps
Statm Process memory status information
Root Link to the root directory of this process
> cat /proc/interrupts
CPU0
0: 8728810 XT-PIC timer
1: 895 XT-PIC keyboard
2: 0 XT-PIC cascade
3: 531695 XT-PIC aha152x
4: 2014133 XT-PIC serial
5: 44401 XT-PIC pcnet_cs
8: 2 XT-PIC rtc
11: 8 XT-PIC i82365
12: 182918 XT-PIC PS/2 Mouse
13: 1 XT-PIC fpu
14: 1232265 XT-PIC ide0
15: 7 XT-PIC ide1
NMI: 0
2．修改内核参数
在/proc文件系统中有一个有趣的目录：/proc/sys。它不仅提供了内核信息，而且可以通过它修改内核参数，来优化你的系统。但是你必须很小心，因为可能会造成系统崩溃。最好是先找一台无关紧要的机子，调试成功后再应用到你的系统上。
要改变内核的参数，只要用vi编辑或echo参数重定向到文件中即可。下面有一个例子：
# cat /proc/sys/fs/file-max
4096
# echo 8192 > /proc/sys/fs/file-max
# cat /proc/sys/fs/file-max
8192
如果你优化了参数，则可以把它们写成脚本文件，使它在系统启动时自动完成修改。
三、PROC文件系统的登记注册过程
从程序中来看，PROC文件系统的文件可以分为两大类，一类是ROOT部分，另一类是BASE部分，体现在初始化程序中分别叫做PROC_ROOT_INIT()和PROC_BASE_INIT()。ROOT部分主要是针对/PROC目录下的一些名称位置相对固定的常规性文件，如 CPUINFO，MEMINFO，KMESG，MODULES，DEVICES，INTERRUPTS，FILESYSTEMS，PARTITIONS，DMA，IOPORTS，CMDLINE，MOUNTS等；而BASE部分则是针对系统中每个进程的，每个运行中的进程在/PROC下都有一个以自己的进程号为名字的目录，里面记载了关于此进程运行状态的信息，如STATUS，MEM，CWD，ROOT，FD，EXE，CMDLINE，STAT，STATM等。下面将会分别介绍这两部分的初始化过程，首先介绍一下基本的数据结构。
1．基本数据结构
在PROC 文件系统中最重要的数据结构是一个叫PROC_DIR_ENTRY的结构类型(include/linux/proc_fs.h)，所有该文件系中的文件及目录都除了通用文件操作用的INODE，FILE，DENTRY等结构外，都必须首先注册自己的一个PROC_DIR_ENTRY，在其中定义了针对自己的各项属性和操作函数指针。
struct proc_dir_entry {
unsigned short low_ino; /*注册inode号，实际inode的低16位*/
unsigned short namelen; /*名称字符串的长度*/
const char *name; /*文件名称*/
mode_t mode; /*文件权限*/
nlink_t nlink; /*连接到此文件的目录项个数*/
uid_t uid; /*用户标识*/
gid_t gid; /*组标识*/
unsigned long size; /*文件大小，均为0*/
struct inode_operations * ops; /*inode操作的函数指针*/
int (*get_info)(char *, char **, off_t, int, int);
void (*fill_inode)(struct inode *, int); /*填补inode信息的函数指针*/
struct proc_dir_entry *next, *parent, *subdir; /*兄弟，父亲，子文件指针*/
void *data;
int (*read_proc)(char *page, char **start, off_t off, int count,
int *eof, void *data);
int (*write_proc)(struct file *file, const char *buffer,
unsigned long count, void *data);
int (*readlink_proc)(struct proc_dir_entry *de, char *page);
unsigned int count; /*使用数*/
int deleted; /*删除标志*/
};
其次就是针对INODE，FILE和SUPER BLOCK的各种操作函数指针，这些结构与文件系统中使用的完全相同，此处不再赘述。
2．PROC_ROOT_INIT()
PROC_ROOT_INIT()函数的定义如下：
__initfunc(void proc_root_init(void))
{
proc_base_init();
proc_register(&proc_root, &proc_root_loadavg);
proc_register(&proc_root, &proc_root_uptime);
proc_register(&proc_root, &proc_root_meminfo);
proc_register(&proc_root, &proc_root_kmsg);
proc_register(&proc_root, &proc_root_version);
proc_register(&proc_root, &proc_root_cpuinfo);
proc_register(&proc_root, &proc_root_self);
#ifdef CONFIG_SYSCTL
proc_register(&proc_root, &proc_sys_root);
#endif
#ifdef CONFIG_MCA
proc_register(&proc_root, &proc_mca);
#endif
proc_register(&proc_root, &proc_root_malloc);
#endif
#ifdef CONFIG_MODULES
proc_register(&proc_root, &proc_root_modules);
proc_register(&proc_root, &proc_root_ksyms);
#endif
proc_register(&proc_root, &proc_root_stat);
proc_register(&proc_root, &proc_root_devices);
proc_register(&proc_root, &proc_root_partitions);
proc_register(&proc_root, &proc_root_interrupts);
proc_register(&proc_root, &proc_root_filesystems);
proc_register(&proc_root, &proc_root_fs);
proc_register(&proc_root, &proc_root_dma);
proc_register(&proc_root, &proc_root_ioports);
proc_register(&proc_root, &proc_root_cmdline);
……
}
__initfunc是在inlucde/linux/init.h中定义的一个宏，表示此函数仅在系统初始化时使用，使用完毕即释放申请的内存资源。
PROC_REGISTER()函数在fs/proc/root.c中定义，程序如下：
int proc_register(struct proc_dir_entry * dir, struct proc_dir_entry * dp)
{
int i;
if (dp->low_ino == 0) {
i = make_inode_number();
if (i < 0)
return -EAGAIN;
dp->low_ino = i;
}
/*如果没有low_ino值，则产生一个新的赋给它*/
dp->next = dir->subdir;
dp->parent = dir;
dir->subdir = dp;
/*赋给兄弟、父母及子女的指针*/
if (S_ISDIR(dp->mode)) {
if (dp->ops == NULL)
dp->ops = &proc_dir_inode_operations;
dir->nlink++;
} else if (S_ISLNK(dp->mode)) {
if (dp->ops == NULL)
dp->ops = &proc_link_inode_operations;
} else {
if (dp->ops == NULL)
dp->ops = &proc_file_inode_operations;
}
/*对于dp的不同属性调整操作函数指针*/
return 0;
}
初始化时首先要为每个文件或目录创建一个PROC_DIR_ENTRY的实例变量，内容包括注册的INODE号，名称，操作权限，连接数和INODE操作函数指针等，具体方法如下所示：
struct proc_dir_entry proc_root = {
PROC_ROOT_INO, 5, "/proc", S_IFDIR | S_IRUGO | S_IXUGO,
2, 0, 0, 0, &proc_root_inode_operations, NULL, NULL, NULL,
&proc_root, NULL };
struct proc_dir_entry proc_mca = {
PROC_MCA, 3, "mca", S_IFDIR | S_IRUGO | S_IXUGO,
2, 0, 0, 0, &proc_dir_inode_operations, NULL, NULL, NULL,
&proc_root, NULL };
static struct proc_dir_entry proc_root_loadavg = {
PROC_LOADAVG, 7, "loadavg", S_IFREG | S_IRUGO, 1, 0, 0,
0, &proc_array_inode_operations };
static struct proc_dir_entry proc_root_uptime = {
PROC_UPTIME, 6, "uptime", S_IFREG | S_IRUGO, 1, 0, 0,
0, &proc_array_inode_operations };
static struct proc_dir_entry proc_root_meminfo = {
PROC_MEMINFO, 7, "meminfo", S_IFREG | S_IRUGO, 1, 0, 0,
0, &proc_array_inode_operations };
static struct proc_dir_entry proc_root_kmsg = {
PROC_KMSG, 4, "kmsg", S_IFREG | S_IRUSR, 1, 0, 0,
0, &proc_kmsg_inode_operations };
......
PROC_REGISTER()函数首先检查这个新的PROC_DIR_ENTRY是否已有自己的PROC INODE号，如前所述，PROC文件系统是个“伪”文件系统，它并不存在于任何实际的物理设备上，所以它的文件INODE号与普通文件的INODE号的涵义是不同的，它不需要标识此文件的物理存在位置，只要能在本文件系统中唯一地标识这个文件即可。对于ROOT部分的文件在include/proc_fs.h中用一个枚举变量enum root_directory_inos来对其赋值，其中第一个文件即/PROC目录用PROC_ROOT_INO=1来定义。如果此文件在变量初始化时未赋值，LINUX用一个proc_alloc_map来表示INODE的使用情况，proc_alloc_map是一块有4096个bits的内存空间，每一位表示一个INODE的使用情况，如已经被使用则置位，放弃时恢复。分配时找其中第一位未使用的bit，在其位数上加上4096就是这个新登记文件的PROC INODE号。在此之后，PROC_REGISTER()调整父目录与子目录/文件之间的指针关系，及子目录/文件的INODE操作函数指针，最终结果是生成一棵以PROC_DIR_ENTRY为节点，PROC_ROOT为根的目录树,表明其相互之间的关系，在以后对文件或目录做标准操作（即用INODE，FILE，DENTRY等结构）的时候就可以从中获得需要的信息和函数指针。
{
struct proc_dir_entry **p = &dir->subdir, *dp;
/*从dir的subdir指针开始进行搜索*/
while ((dp = *p) != NULL) { /*在dp指针尚不为空时*/
if (dp->low_ino == ino) { /*如果low_ino==ino，说明仅对root部分*/
*p = dp->next;
dp->next = NULL;
/*兄弟指针置空*/
if (S_ISDIR(dp->mode))
dir->nlink--;
/*如果dp是目录，其父目录的连接数要减去1*/
if (ino >= PROC_DYNAMIC_FIRST &&
ino < PROC_DYNAMIC_FIRST+PROC_NDYNAMIC)
clear_bit(ino-PROC_DYNAMIC_FIRST,
(void *) proc_alloc_map);
/*如果是在程序中生成的low_ino，则要清除对应的proc_allc_map中的*/
/*位标志*/
proc_kill_inodes(ino);
return 0;
}
p = &dp->next; /*p指向dp的兄弟指针，继续搜索*/
}
return -EINVAL;
}
在PROC_UNREGISTER()中调用了另一个函数PROC_KILL_INODE()，该函数的功能是把一个已经被注销的PROC文件系统的INODE消灭掉，定义如下：
static void proc_kill_inodes(int ino)
{
struct file *filp;
for (filp = inuse_filps; filp; filp = filp->f_next) {
/*在正在使用中的文件链表中进行搜索*/
struct dentry * dentry;
struct inode * inode;
if (!dentry)
continue;
if (dentry->d_op != &proc_dentry_operations)
continue;
/*如果该项不属于PROC文件系统，则继续*/
inode = dentry->d_inode;
if (!inode)
continue;
if (inode->i_ino != ino)
continue;
filp->f_op = NULL;
/*把该文件的操作函数指针置空，以后就无法使用了*/
}
}
3．PROC_BASE_INIT()
PROC_BASE_INIT()函数在PROC_ROOT_INIT()中调用，BASE部分的初始化与ROOT部分基本相同，首先为每个目录和文件初始化一个PROC_DIR_ENTRY结构，然后调用PROC_REGISTER()函数进行注册，并生成BASE部分的关系树，程序如下：
struct proc_dir_entry proc_pid = {
PROC_PID_INO, 5, "
0, &proc_base_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
NULL, &proc_root, NULL
};
PROC_PID_STATUS, 6, "status", S_IFREG | S_IRUGO, 1, 0, 0,
0, &proc_array_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_mem = {
PROC_PID_MEM, 3, "mem", S_IFREG | S_IRUSR | S_IWUSR, 1, 0, 0,
0, &proc_mem_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_cwd = {
PROC_PID_CWD, 3, "cwd", S_IFLNK | S_IRWXU, 1, 0, 0,
0, &proc_link_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_root = {
PROC_PID_ROOT, 4, "root", S_IFLNK | S_IRWXU, 1, 0, 0,
0, &proc_link_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_exe = {
PROC_PID_EXE, 3, "exe", S_IFLNK | S_IRWXU, 1, 0, 0,
0, &proc_link_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_fd = {
PROC_PID_FD, 2, "fd", S_IFDIR | S_IRUSR | S_IXUSR, 2, 0, 0,
0, &proc_fd_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_environ = {
PROC_PID_ENVIRON, 7, "environ", S_IFREG | S_IRUSR, 1, 0, 0,
0, &proc_array_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_cmdline = {
PROC_PID_CMDLINE, 7, "cmdline", S_IFREG | S_IRUGO, 1, 0, 0,
0, &proc_array_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_stat = {
PROC_PID_STAT, 4, "stat", S_IFREG | S_IRUGO, 1, 0, 0,
0, &proc_array_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_statm = {
PROC_PID_STATM, 5, "statm", S_IFREG | S_IRUGO, 1, 0, 0,
0, &proc_array_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode,
};
static struct proc_dir_entry proc_pid_maps = {
PROC_PID_MAPS, 4, "maps", S_IFIFO | S_IRUGO, 1, 0, 0,
0, &proc_arraylong_inode_operations, NULL, proc_pid_fill_inode, };
__initfunc(void proc_base_init(void))
{
#if CONFIG_AP1000
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_ringbuf);
#endif
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_status);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_mem);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_cwd);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_root);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_exe);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_fd);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_environ);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_cmdline);
proc_regis
ter(&proc_pid, &proc_pid_stat);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_statm);
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_maps);
#ifdef __SMP__
proc_register(&proc_pid, &proc_pid_cpu);
#endif
};
这部分与ROOT部分的不同之处一是BASE部分的文件/目录的PROC INODE 号是用另一个枚举变量enum pid_directory_inos来赋值，其第一项PROC_PID_INO=2，即
4．INODE OPERATIONS
有一点需要强调的是PROC文件系统在初始化时只是为每个目录和文件登记了一个PROC_DIR_ENTRY项，并为这些项生成了关系树，但对于VFS的通用文件操作做使用的数据结构，如INODE，FILE，DENTRY等此时都是不存在的，这些数据结构要等到在对PROC文件系统的文件做OPEN和READ等操作时才会根据PROC_DIR_ENTRY里定义的INODE OPERATION及其中的FILE OPERATIONS函数指针调用对应函数产生，这是PROC文件系统与其他基于设备的文件系统的一大区别之处。所以，在PROC_DIR_ENTRY中定义的INODE OPERATIONS决定了该文件的操作方式以及获取对应系统信息的渠道。举例来说，PROC_ROOT指向的PROC_ROOT_INODE_OPERATIONS中允许的INODE OPERATIONS函数是PROC_ROOT_LOOKUP，FILE OPERATIONS函数是PROC_ROOT_READDIR ；PROC_PID指向的PROC_BASE_INODE_OPERATIONS中允许的INODE OPERATIONS函数是PROC_LOOKUP，FILE OPERATIONS函数是PROC_ READDIR ；PROC_MEM_INFO指向的PROC_ARRAY_INODE_OPERATIONS中允许的INODE OPERATIONS函数均为空，FILE OPERATIONS函数是ARRAY_READ。下面我们来分析一下几个LOOKUP和READDIR函数，ARRAY_READ的功能主要是面向底层如何获取系统信息反馈上来，详见黄军同学的报告，这里就不做详述了。
PROC_LOOKUP、PROC_READDIR与PROC_ROOT_LOOKUP、PROC_ROOT_READDIR的功能基本上是相同的，只不过加上了ROOT后就加上了对
程序如下所示：
1) proc_lookup()
int proc_lookup(struct inode * dir, struct dentry *dentry)
{
struct inode *inode;
struct proc_dir_entry * de;
int error;
if (!dir || !S_ISDIR(dir->i_mode))
goto out;
/*如果dir空或dir不是目录，则退出*/
error = -ENOENT;
inode = NULL;
de = (struct proc_dir_entry *) dir->u.generic_ip;
/*根据dir生成一个proc_dir_entry的指针*/
if (de) {
for (de = de->subdir; de ; de = de->next) {
/*在de的子目录和文件中搜索*/
if (!de || !de->low_ino)
continue;
if (de->namelen != dentry->d_name.len)
continue;
if (!memcmp(dentry->d_name.name, de->name, de->namelen)) {
/*如果dentry和由dir指向的proc_dir_entry名字相同*/
int ino = de->low_ino | (dir->i_ino & ~(0xffff));
error = -EINVAL;
inode = proc_get_inode(dir->i_sb, ino, de);
/*申请一个inode节点，对应的proc_dir_entry节点为de，节点号*/
/*为ino。同时把de的数据填入inode */
break;
}
}
}
dentry->d_op = &proc_dentry_operations;
d_add(dentry, inode);
/*把dentry放到dentry_hash_table表中然后把inode的I_dentry和dentry的*/
/*d_alias相连*/
error = 0;
}
out:
return error;
}
static int proc_root_lookup(struct inode * dir, struct dentry * dentry)
{
unsigned int pid, c;
struct task_struct *p;
const char *name;
struct inode *inode;
int len;
dir->i_nlink = proc_root.nlink;
for_each_task(p) {
if (p->pid)
dir->i_nlink++; /*对于每个进程都要把proc_root的link数加１*/
}
read_unlock(&tasklist_lock); /*解读进程列表的锁*/
}
return 0;
/*如果调用proc_lookup不成功，说明要找的是pid部分的*/
pid = 0;
name = dentry->d_name.name;
len = dentry->d_name.len;
while (len-- > 0) {
c = *name - '0';
name++;
if (c > 9) {
pid = 0;
break;
}
pid *= 10;
pid += c;
/*把目录名的字符串转换成整数型的进程号*/
if (pid & 0xffff0000) {
pid = 0;
break;
}
}
read_lock(&tasklist_lock);
p = find_task_by_pid(pid);
read_unlock(&tasklist_lock);
inode = NULL;
if (pid && p) {
unsigned long ino = (pid << 16) + PROC_PID_INO;
inode = proc_get_inode(dir->i_sb, ino, &proc_pid);
if (!inode)
return -EINVAL;
inode->i_flags|=S_IMMUTABLE;
}
d_add(dentry, inode);
return 0;
}
int proc_readdir(struct file * filp, void * dirent, filldir_t filldir)
{
struct proc_dir_entry * de;
unsigned int ino;
int i;
struct inode *inode = filp->f_dentry->d_inode;
return -ENOTDIR;
ino = inode->i_ino;
de = (struct proc_dir_entry *) inode->u.generic_ip;
if (!de)
return -EINVAL;
i = filp->f_pos;
switch (i) {
case 0:
if (filldir(dirent, ".", 1, i, ino) < 0)
return 0;
i++;
filp->f_pos++;
/* fall through */
case 1:
if (filldir(dirent, "..", 2, i, de->parent->low_ino) < 0)
return 0;
i++;
filp->f_pos++;
/* fall through */
default:
ino &= ~0xffff;
de = de->subdir;
i -= 2;
for (;;) {
if (!de)
return 1;
if (!i)
break;
de = de->next;
i--;
}
if (filldir(dirent, de->name, de->namelen, filp->f_pos, ino | de->low_ino) < 0)
return 0;
filp->f_pos++;
de = de->next;
} while (de);
}
return 1;
}
4) get_pid_list()
static int get_pid_list(int index, unsigned int *pids)
{
struct task_struct *p;
int nr_pids = 0;
read_lock(&tasklist_lock);
for_each_task(p) {
int pid = p->pid;
if (!pid)
continue;
if (--index >= 0)
continue;
pids[nr_pids] = pid;
nr_pids++;
if (nr_pids >= PROC_MAXPIDS)
break;
}
read_unlock(&tasklist_lock);
return nr_pids;
}
5) proc_root_readdir()
static int proc_root_readdir(struct file * filp, void * dirent, filldir_t filldir)
{
unsigned int pid_array[PROC_MAXPIDS];
char buf[PROC_NUMBUF];
unsigned int nr = filp->f_pos;
unsigned int nr_pids, i;
int error = proc_readdir(filp, dirent, filldir);
if (error <= 0)
return error;
filp->f_pos = nr = FIRST_PROCESS_ENTRY;
}
int pid = pid_array[i];
ino_t ino = (pid << 16) + PROC_PID_INO;
unsigned long j = PROC_NUMBUF;
j--;
buf[j] = '0' + (pid % 10);
pid /= 10;
} while (pid);
break;
filp->f_pos++;
}
return 0;
}
在这里通过inode_operation和file_operation注册的这些函数是在对/PROC下的文件及目录进行open及read操作时才被调用，生成对应的inode，file，dentry等数据结构并取得对应的系统信息反馈
FILESYSTEM_SETUP()主要就是调用了一系列的INIT_*_FS()函数（*代表各种不同的文件系统），对PROC文件系统就是INIT_PROC_FS()，在此函数中实例化了一个FILE_SYSTEM_TYPE类型的结构变量PROC_FS_TYPE，其中包括此文件系统的名字和PROC_READ_SUPER函数指针，然后通过REGISTER_FILESYSTEM函数把它挂到FILE_SYSTEMS链表的末尾。
/* fs/filesystems.c */
void __init filesystem_setup(void)
{
#ifdef CONFIG_EXT2_FS
init_ext2_fs(); /* 初始化ext2文件系统 */
#endif
......
#ifdef CONFIG_PROC_FS
init_proc_fs(); /* 初始化proc文件系统 */
#endif
......
} ;
static struct file_system_type proc_fs_type = {
"proc",
0 /* FS_NO_DCACHE doesn't work correctly */,
proc_read_super, /*针对本文件系统读取super_block的函数指针*/
NULL } ;
int init_proc_fs(void)
{
return register_filesystem(&proc_fs_type) == 0;
}
int register_filesystem(struct file_system_type * fs)
{
struct file_system_type ** tmp;
return -EINVAL;
if (fs->next)
return -EBUSY;
tmp = &file_systems;
while (*tmp) {
if (strcmp((*tmp)->name, fs->name) == 0)
return -EBUSY;
tmp = &(*tmp)->next;
} /*遍历file_systems链表*/
*tmp = fs; /*把fs挂到file_systems链表末尾*/
return 0;
}
/* fs/proc/inode.c */
struct super_block *proc_read_super(struct super_block *s,void *data, int silent)
{
struct inode * root_inode;
s->s_blocksize = 1024;
s->s_blocksize_bits = 10;
s->s_magic = PROC_SUPER_MAGIC;
s->s_op = &proc_sops;
root_inode = proc_get_inode(s, PROC_ROOT_INO, &proc_root);
if (!root_inode)
goto out_no_root;
s->s_root = d_alloc_root(root_inode, NULL);
if (!s->s_root)
goto out_no_root;
parse_options(data, &root_inode->i_uid, &root_inode->i_gid);
unlock_super(s);
return s;
printk("proc_read_super: get root inode failed/n");
iput(root_inode);
s->s_dev = 0;
unlock_super(s);
return NULL;
}
对CD_ROM的访问操作
分析ide_cd.c下的各个函数的功能，以及和其他函数之间的调用关系。首先是对CD_ROM的读写数据。函数cdrom_in_bytes（）是读数据，函数cdrom_out_bytes（）是写数据。实现缓冲区与CD_ROM之间的数据交换。这两个函数分别调用了input_ide_data()和output_ide_data()函数。input_ide_data()是通用的从IDE设备读数据的函数，output_ide_data()是通用的往IDE设备写数据的函数。即不仅是访问IDE CD_ROM用到这两个函数，而且访问其他IDE设备如软驱，也用到这两个函数。这两个函数提供了底层的访问IDE设备的功能。
我们知道了用于缓冲区与CD_ROM之间直接进行数据交换的函数，同时在请求管理部分中讲到，文件系统对块设备的访问并非是直接对设备进行的，而是通过缓冲区实现的。于是下面讨论文件系统访问CD_ROM上的文件时，各个层次间函数的调用关系。
首先在前面提到的系统核心初始化过程中，函数hwif_init（）为CD_ROM分配了中断号，同时也指定了请求响应的列程。hwif_init（）中通过以下语句实现。
//为CD_ROM分配了中断号
if (!(hwif->irq = default_irqs[h])) {
printk("%s: DISABLED, NO IRQ/n", hwif->name);
return (hwif->present = 0);
//指定了请求响应的列程
switch (hwif->major) {
case IDE0_MAJOR: rfn = &do_ide0_request; break;
#if MAX_HWIFS > 1
case IDE1_MAJOR: rfn = &do_ide1_request; break;
#endif
#if MAX_HWIFS > 2
case IDE2_MAJOR: rfn = &do_ide2_request; break;
#endif
#if MAX_HWIFS > 3
case IDE3_MAJOR: rfn = &do_ide3_request; break;
#endif
default:
printk("%s: request_fn NOT DEFINED/n", hwif->name);
return (hwif->present = 0);
} blk_dev[hwif->major].request_fn = rfn;
…….
do_hwgroup_request（）//contained in drivers/block/ide.c
do_hwgroup_request（）首先屏蔽该设备所有可能发生的中断，避免竞争，然后调用ide_do_request() 。
ide_do_request() //contained in drivers/block/ide.c
函数首先用cli()屏蔽中断标志位。然后调用do_request()。
do_request()对新的I/O请求做初始化。Do_request()带参数ide_hwif_t *hwif，根据&hwif->drives[unit]->media的不同，进入特定的请求处理例程，当&hwif->drives[unit]->media为ide_cdrom时，进入CD_ROM请求例程ide_do_rw_cdrom。
ide_do_rw_cdrom（） //contained in drivers/block/ide_cd.c
本函数定义如下：
void ide_do_rw_cdrom (ide_drive_t *drive, unsigned long block)
{
struct request *rq = HWGROUP(drive)->rq;
cdrom_do_packet_command (drive);
else if (rq -> cmd == RESET_DRIVE_COMMAND) {
cdrom_end_request (1, drive);
ide_do_reset (drive);
return;
} else if (rq -> cmd != READ) {
printk ("ide-cd: bad cmd %d/n", rq -> cmd);
cdrom_end_request (0, drive);
} else
cdrom_start_read (drive, block);
}
函数根据请求内容的不同，即rq->cmd的不同，执行相应的驱动函数。当rq->cmd为PACKET_COMMAND或REQUEST_SENSE_COMMAND时，执行cdrom_do_packet_command（）；当rq->cmd为READ时，执行cdrom_start_read（）。在cdrom_do_packet_command（）和cdrom_start_read （）中都激发了一个重要的函数：cdrom_transfer_packet_command（），该函数的参数定义如下：
static int cdrom_transfer_packet_command (ide_drive_t *drive,
char *cmd_buf, int cmd_len,
ide_handler_t *handler)
(void) cdrom_transfer_packet_command (drive, pc.c, sizeof (pc.c),
&cdrom_read_intr);
在函数cdrom_do_packet_command（）中cdrom_transfer_packet_command（）被调用的形式如下：
cdrom_transfer_packet_command (drive, pc->c,
sizeof (pc->c), &cdrom_pc_intr);
以cdrom_start_read（）为例，探讨系统访问块设备所采取的策略。以下为cdrom_start_read（）的伪代码：
/*contained in drivers/block/ide_cd.c
* Start a read request from the CD-ROM.
*/
static void cdrom_start_read (ide_drive_t *drive, unsigned int block)
{
//获取drive的请求数据
struct request *rq = HWGROUP(drive)->rq;
int minor = MINOR (rq->rq_dev);
如果请求是针对一个分区的，则使请求指向分区的绝对地址。
/* We may be retrying this request after an error. Fix up
any weirdness which might be present in the request packet. */
恢复可能被部分改变的请求结构rq，restore_request (rq);
if (cdrom_read_from_buffer (drive))
return;
如果缓冲区无法满足请求，则将读请求送到设备，当请求完成后，执行相应的中断例程
/* Start sending the read request to the drive. */
cdrom_start_packet_command (drive, 32768,
cdrom_start_read_continuation);
}
IDE_CD的打开和关闭
IDE_CD的ioctl操作
IDE CD_ROM的ioctl操作内容较多。通过函数ide_cdrom_ioctl（）实现，主要有以下操作：
CDROMEJECT //弹出
CDROMCLOSETRAY //关闭托盘
CDROMEJECT_SW
CDROMPAUSE //暂停
CDROMRESUME
CDROMSTART
CDROMSTOP
CDROMREADTOCHDR
CDROMREADTOCENTRY
CDROMVOLCTRL
CDROMVOLREAD
CDROMMULTISESSION
CDROMREADRAW
inode结构定义了操作数据文件的函数表i_fop,它是文件系统提供的面向用户的高级文件IO接口.inode结构还定义了i_mapping指针,用它来描述对文件的IO缓冲.i_mapping->a_ops是文件系统提供的一组低级文件IO函数表,a_ops与块设备接口.在通常情况下,i_fop并不直接与块设备接口,而是间接通过a_ops读写文件.文件的页缓冲(page cache)就是i_fop与a_ops之间的缓冲,它是块设备缓冲之上的更高一级缓冲,直接用于具体文件的读写.
以mapping:index为键返回page_hash_table中相应槽位的地址;
将page链入以mapping:index为键值的page_hash_table中;
在槽位hash上唯一地添加以mapping:index表示的页page;
在page_hash_table中查询以mapping:index为键的page;
将page从page_hash_table中删除;
struct list_head list;
struct address_space *mapping; 为inode->i_mapping的值
unsigned long index; 文件的页块号
struct page *next_hash; 用以形成hash链
atomic_t count; 引用计数
unsigned long flags;
struct list_head lru;
unsigned long age;
wait_queue_head_t wait;
struct page **pprev_hash; 指向hash链中前一页next_hash的地址
struct buffer_head * buffers;
void *virtual;
struct zone_struct *zone;
} mem_map_t;
struct address_space {
struct list_head clean_pages; 加入page_hash_table后,与page->list相环接
struct list_head dirty_pages;
struct list_head locked_pages;
unsigned long nrpages; 表示该inode具有的文件缓冲页数量
struct address_space_operations *a_ops;
struct inode *host;
struct vm_area_struct *i_mmap;
struct vm_area_struct *i_mmap_shared;
spinlock_t i_shared_lock;
};
struct address_space_operations {
int (*writepage)(struct page *);
int (*readpage)(struct file *, struct page *);
int (*sync_page)(struct page *);
int (*prepare_write)(struct file *, struct page *, unsigned, unsigned);
int (*commit_write)(struct file *, struct page *, unsigned, unsigned);
int (*bmap)(struct address_space *, long);
};
unsigned int page_hash_bits;
struct page **page_hash_table;
extern inline unsigned long _page_hashfn(struct address_space * mapping, unsigned long index)
{
#define i (((unsigned long) mapping)/(sizeof(struct inode) ~ (sizeof(struct inode) - 1)))
#define s(x) ((x)+((x)>>PAGE_HASH_BITS))
return s(i+index) (PAGE_HASH_SIZE-1);
#undef i
#undef s
}
{
spin_lock(
__add_to_page_cache(page, mapping, offset, page_hash(mapping, offset));
spin_unlock(
}
static inline void __add_to_page_cache(struct page * page,
struct address_space *mapping, unsigned long offset,
struct page **hash)
{
unsigned long flags;
BUG();
page->index = offset;
add_page_to_inode_queue(mapping, page); 将page->list与inode->i_mapping->clean_pages相环接
add_page_to_hash_queue(page, hash); 将page加入hash槽位
lru_cache_add(page); 与active_list相环接
}
static inline void add_page_to_inode_queue(struct address_space *mapping, struct page * page)
{
struct list_head *head =
list_add( head);
page->mapping = mapping; 让page->mapping指向inode->i_mapping
}
static void add_page_to_hash_queue(struct page * page, struct page **p)
{
struct page *next = *p;
page->next_hash = next;
page->pprev_hash = p;
if (next)
next->pprev_hash =
if (page->buffers)
PAGE_BUG(page);
atomic_inc(
}
static inline struct page * __find_page_nolock(struct address_space *mapping, unsigned long offset, struct page *page)
{
goto inside;
page = page->next_hash;
inside:
if (!page)
goto not_found;
if (page->mapping != mapping)
continue;
if (page->index == offset)
break;
}
/*
* Touching the page may move it to the active list.
* If we end up with too few inactive pages, we wake
* up kswapd.
*/
age_page_up(page);
if (inactive_shortage() > inactive_target / 2 free_shortage())
wakeup_kswapd();
not_found:
return page;
}
void add_to_page_cache_locked(struct page * page, struct address_space *mapping, unsigned long index)
{
if (!PageLocked(page))
BUG();
spin_lock(
page->index = index;
add_page_to_inode_queue(mapping, page);
add_page_to_hash_queue(page, page_hash(mapping, index));
lru_cache_add(page);
spin_unlock(
}
void add_to_page_cache(struct page * page, struct address_space * mapping, unsigned long offset)
{
spin_lock(
__add_to_page_cache(page, mapping, offset, page_hash(mapping, offset));
spin_unlock(
}
static int add_to_page_cache_unique(struct page * page,
struct address_space *mapping, unsigned long offset,
struct page **hash)
{
int err;
struct page *alias;
alias = __find_page_nolock(mapping, offset, *hash);
if (!alias) {
__add_to_page_cache(page,mapping,offset,hash);
err = 0;
}
return err;
}
{
struct page *next = page->next_hash;
struct page **pprev = page->pprev_hash;
next->pprev_hash = pprev;
*pprev = next;
page->pprev_hash = NULL;
atomic_dec(
}
{
struct address_space * mapping = page->mapping;
list_del(
page->mapping = NULL;
}
{
if (!PageLocked(page))
PAGE_BUG(page);
__remove_inode_page(page);
spin_unlock(
}
/*
* Remove a page from the page cache and free it. Caller has to make
* sure the page is locked and that nobody else uses it - or that usage
* is safe.
*/
void __remove_inode_page(struct page *page)
{
if (PageDirty(page)) BUG();
remove_page_from_inode_queue(page);
remove_page_from_hash_queue(page);
page->mapping = NULL;
}
void __init page_cache_init(unsigned long mempages)
{
unsigned long htable_size, order;
htable_size *= sizeof(struct page *);
for(order = 0; (PAGE_SIZE ;
unsigned long tmp = (PAGE_SIZE
page_hash_bits = 0;
while((tmp >>= 1UL) != 0UL)
page_hash_bits++;
__get_free_pages(GFP_ATOMIC, order);
} while(page_hash_table == NULL --order > 0);
(1 if (!page_hash_table)
panic("Failed to allocate page hash table/n");
memset((void *)page_hash_table, 0, PAGE_HASH_SIZE * sizeof(struct page *));
}
块设备缓冲区用buffer_head结构描述,系统中有NR_SIZES种不同尺寸的缓冲区,每种缓冲区的尺寸为512
grow_buffers(blocksize);
在free_list[]上扩建一页块长为blocksize的备用缓冲区;
创建块长为blocksize的buffer_head结构来描述页面page.
创建块长为blocksize,块设备为dev的buffer_head结构来描述页面page
取备用的buffer_head结构,async=1允许进程暂时睡眠.
struct buffer_head *b_next; 用于缓冲块索引的散列链
unsigned long b_blocknr; 该缓冲区在块设备上的块号
unsigned short b_size; 该缓冲区数据块尺寸
unsigned short b_list; 在lru_list[]中的序号,表示该缓冲区的使用状态.
kdev_t b_dev; 缓冲区所属的逻辑块设备
kdev_t b_rdev; 所属的物理块设备
unsigned long b_state;
unsigned long b_flushtime;
struct buffer_head *b_prev_free; 指向前一备用缓冲块
struct buffer_head *b_this_page; 指向同一页面的缓冲块,形成环形链表
struct buffer_head *b_reqnext; 用于块设备驱动程序
char * b_data; 指向缓冲块的数据区
struct page *b_page; 缓冲块的数据区所在的页面
void (*b_end_io)(struct buffer_head *bh, int uptodate);
void *b_private;
wait_queue_head_t b_wait;
struct list_head b_inode_buffers;
};
static char buffersize_index[65] =
{-1, 0, 1, -1, 2, -1, -1, -1, 3, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,
4, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,-1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,
5, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,-1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,
-1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,-1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,
6};
#define MAX_BUF_PER_PAGE (PAGE_CACHE_SIZE / 512) 每页最多的缓冲块数(8)
#define NR_RESERVED (2*MAX_BUF_PER_PAGE)
#define MAX_UNUSED_BUFFERS NR_RESERVED+20 /* don't ever have more than this
number of unused buffer heads */
static int nr_buffers_type[NR_LIST]; 每种尺寸缓冲块的数量
static unsigned long size_buffers_type[NR_LIST]; 每种尺寸缓冲区的字节总数
static int nr_unused_buffer_heads;
struct buffer_head *list;
spinlock_t lock;
};
static struct bh_free_head free_list[NR_SIZES];
{
struct page * page;
struct buffer_head *bh, *tmp;
struct buffer_head * insert_point;
int isize;
printk("VFS: grow_buffers: size = %d/n",size);
return 0;
}
if (!page)
goto out;
LockPage(page);
bh = create_buffers(page, size, 0);
if (!bh)
goto no_buffer_head;
insert_point = free_list[isize].list;
tmp = bh;
while (1) { 将页中的每一块缓冲区插入free_list[isize].list
if (insert_point) {
tmp->b_next_free = insert_point->b_next_free;
tmp->b_prev_free = insert_point;
insert_point->b_next_free->b_prev_free = tmp;
insert_point->b_next_free = tmp;
} else {
tmp->b_prev_free = tmp;
tmp->b_next_free = tmp;
}
insert_point = tmp;
if (tmp->b_this_page)
tmp = tmp->b_this_page;
else
break;
}
tmp->b_this_page = bh; 形成单向环形链表
free_list[isize].list = bh;
spin_unlock(
page->flags ~(1 lru_cache_add(page); 将该页加入页面LRU链表
UnlockPage(page);
atomic_inc(
return 1;
UnlockPage(page);
page_cache_release(page); 释放alloc_page()分配的页面
out:
return 0;
}
static struct buffer_head * create_buffers(struct page * page, unsigned long size, int async)
{
struct buffer_head *bh, *head;
long offset;
head = NULL;
offset = PAGE_SIZE;
while ((offset -= size) >= 0) { 从页面的高端向低端分配地址
bh = get_unused_buffer_head(async);
if (!bh)
goto no_grow;
bh->b_this_page = head;
head = bh;
bh->b_next_free = NULL;
bh->b_pprev = NULL;
atomic_set( 0);
bh->b_size = size;
bh->b_end_io = NULL;
}
return head;
/*
* In case anything failed, we just free everything we got.
*/
no_grow:
if (head) { 如果在分配中途失败,则撤消已有分配
spin_lock(
do {
bh = head;
head = head->b_this_page;
__put_unused_buffer_head(bh);
} while (head);
spin_unlock(
wake_up( 唤醒下文因wait_event()而睡眠的那些进程
}
* Return failure for non-async IO requests. Async IO requests
* are not allowed to fail, so we have to wait until buffer heads
* become available. But we don't want tasks sleeping with
* partially complete buffers, so all were released above.
*/
if (!async)
return NULL;
* wait for old buffer heads to become free due to
* finishing IO. Since this is an async request and
* the reserve list is empty, we're sure there are
* async buffer heads in use.
*/
run_task_queue(
* Set our state for sleeping, then check again for buffer heads.
* This ensures we won't miss a wake_up from an interrupt.
*/
wait_event(buffer_wait, nr_unused_buffer_heads >= MAX_BUF_PER_PAGE);
; 如果nr_unused_buffer_heads >= MAX_BUF_PER_PAGE 则wait_event返回,否则睡眠
goto try_again;
}
static struct buffer_head * get_unused_buffer_head(int async)
{
struct buffer_head * bh;
if (nr_unused_buffer_heads > NR_RESERVED) {
bh = unused_list;
unused_list = bh->b_next_free;
nr_unused_buffer_heads--;
spin_unlock(
return bh;
}
spin_unlock(
* more buffer heads, because the swap-out may need
* more buffer-heads itself. Thus SLAB_BUFFER.
*/
if((bh = kmem_cache_alloc(bh_cachep, SLAB_BUFFER)) != NULL) {
memset(bh, 0, sizeof(*bh));
init_waitqueue_head(
return bh;
}
* If we need an async buffer, use the reserved buffer heads.
*/
if (async) {
spin_lock(
if (unused_list) {
bh = unused_list;
unused_list = bh->b_next_free;
nr_unused_buffer_heads--;
spin_unlock(
return bh;
}
spin_unlock(
}
#if 0
/*
* (Pending further analysis ...)
* Ordinary (non-async) requests can use a different memory priority
* to free up pages. Any swapping thus generated will use async
* buffer heads.
*/
if(!async
(bh = kmem_cache_alloc(bh_cachep, SLAB_KERNEL)) != NULL) {
memset(bh, 0, sizeof(*bh));
init_waitqueue_head(
return bh;
}
#endif
}
static void create_empty_buffers(struct page *page, kdev_t dev, unsigned long blocksize)
{
struct buffer_head *bh, *head, *tail;
if (page->buffers)
BUG();
do {
bh->b_dev = dev;
bh->b_blocknr = 0;
bh->b_end_io = NULL;
tail = bh;
bh = bh->b_this_page;
} while (bh);
tail->b_this_page = head;
page->buffers = head;
page_cache_get(page);
}
void set_bh_page (struct buffer_head *bh, struct page *page, unsigned long offset)
{
bh->b_page = page;
if (offset >= PAGE_SIZE)
BUG();
if (PageHighMem(page))
/*
* This catches illegal uses and preserves the offset:
*/
bh->b_data = (char *)(0 + offset);
else
bh->b_data = page_address(page) + offset;
}
static __inline__ void __put_unused_buffer_head(struct buffer_head * bh)
{
if (bh->b_inode)
BUG();
if (nr_unused_buffer_heads >= MAX_UNUSED_BUFFERS) {
kmem_cache_free(bh_cachep, bh);
} else {
bh->b_blocknr = -1;
init_waitqueue_head(
nr_unused_buffer_heads++;
bh->b_next_free = unused_list;
bh->b_this_page = NULL;
unused_list = bh;
}
}
系统在解析路径时,使用dentry_hashtable来缓冲每一节路径名对应的dentry目录项;
dentry_hashtable是由list_head组成的数组,它们与dentry->d_hash相环接,形成短链,散列表中的dentry将均分布于这些短链上;
散列表的索引确定于父目录项地址和目录名的hash值;
dentry_hashtable的尺寸由系统内存大小分配,每4M内存分配一个页面,每个页面具有512项索引;
d_hash(dentry,hash)为散列函数,它将dentry地址和hash值相组合,映射到dentry_hashtable表中,返回相应的散列链;
d_rehash(dentry)将dentry加入散列表;
d_drop(dentry)将dentry从散列表中删除;
d_lookup(dentry,qstr)在散列中找出以dentry作为父目录项,名称为qstr的目录项.
这时要沿着上面这个文件名开始依次找直到cross的数据结构，也就是要找到
/usr/local/
/usr/local/cross/
对应的数据结构dentry
3.一些操作如opera所述
permission(inode,mask)用来测试对文件(inode)是否有(mask)访问权.
; fs/namei.c
Linux内核在缺省配置下最多支持10个IDE接口,IDE接口用ide_hwif_t结构来描述,每个IDE接口具有一对主-从驱动器接口,它们用ide_drive_t结构来描述,每个驱动器接口可接不同种类的IDE设备,如IDE硬盘,光驱等,它们用ide_driver_t结构来描述.
每个驱动器接口包含一个命令请求队列,用request_queue_t结构来描述,具体的请求用request结构来描述.
; drivers/ide/ide-disk.c
static ide_startstop_t do_rw_disk (ide_drive_t *drive, struct request *rq, unsigned long block)
{
if (IDE_CONTROL_REG)
OUT_BYTE(drive->ctl,IDE_CONTROL_REG);
OUT_BYTE(rq->nr_sectors,IDE_NSECTOR_REG);
if (drive->select.b.lba) { 如果是逻辑块寻址模式
OUT_BYTE(block,IDE_SECTOR_REG);
OUT_BYTE(block>>=8,IDE_LCYL_REG);
OUT_BYTE(block>>=8,IDE_HCYL_REG);
OUT_BYTE(((block>>8)
} else {
unsigned int sect,head,cyl,track;
track = block / drive->sect;
sect = block % drive->sect + 1;
OUT_BYTE(sect,IDE_SECTOR_REG);
head = track % drive->head;
cyl = track / drive->head;
OUT_BYTE(cyl,IDE_LCYL_REG);
OUT_BYTE(cyl>>8,IDE_HCYL_REG);
OUT_BYTE(head|drive->select.all,IDE_SELECT_REG);
}
if (rq->cmd == READ) {{
ide_set_handler(drive, WAIT_CMD, NULL); WAIT_CMD为10秒超时
OUT_BYTE(drive->mult_count ? WIN_MULTREAD : WIN_READ, IDE_COMMAND_REG);
return ide_started;
}
if (rq->cmd == WRITE) {
ide_startstop_t startstop;
OUT_BYTE(drive->mult_count ? WIN_MULTWRITE : WIN_WRITE, IDE_COMMAND_REG);
if (ide_wait_stat( drive, DATA_READY, drive->bad_wstat, WAIT_DRQ)) {
printk(KERN_ERR "%s: no DRQ after issuing %s/n", drive->name,
drive->mult_count ? "MULTWRITE" : "WRITE");
return startstop;
}
if (!drive->unmask)
__cli(); /* local CPU only */
if (drive->mult_count) { 如果允许多扇区传送
ide_hwgroup_t *hwgroup = HWGROUP(drive);
/*
* Ugh.. this part looks ugly because we MUST set up
* the interrupt handler before outputting the first block
* of data to be written. If we hit an error (corrupted buffer list)
* in ide_multwrite(), then we need to remove the handler/timer
* before returning. Fortunately, this NEVER happens (right?).
*
* Except when you get an error it seems...
*/
hwgroup->wrq = *rq; /* scratchpad */
ide_set_handler (drive, WAIT_CMD, NULL);
if (ide_multwrite(drive, drive->mult_count)) {
unsigned long flags;
spin_lock_irqsave( flags);
hwgroup->handler = NULL;
del_timer(
spin_unlock_irqrestore( flags);
return ide_stopped;
}
} else {
ide_set_handler (drive, WAIT_CMD, NULL);
idedisk_output_data(drive, rq->buffer, SECTOR_WORDS); 写入一扇区SECTOR_WORDS=512/4
}
return ide_started;
}
printk(KERN_ERR "%s: bad command: %d/n", drive->name, rq->cmd);
ide_end_request(0, HWGROUP(drive));
return ide_stopped;
}
void ide_set_handler (ide_drive_t *drive, ide_handler_t *handler,
unsigned int timeout, ide_expiry_t *expiry)
{
unsigned long flags;
ide_hwgroup_t *hwgroup = HWGROUP(drive);
if (hwgroup->handler != NULL) {
printk("%s: ide_set_handler: handler not null; old=%p, new=%p/n",
drive->name, hwgroup->handler, handler);
}
hwgroup->handler = handler;
hwgroup->expiry = expiry;
hwgroup->timer.expires = jiffies + timeout;
add_timer(
spin_unlock_irqrestore( flags);
}
static inline void idedisk_output_data (ide_drive_t *drive, void *buffer, unsigned int wcount)
{
if (drive->bswap) {
idedisk_bswap_data(buffer, wcount);
ide_output_data(drive, buffer, wcount);
idedisk_bswap_data(buffer, wcount);
} else
ide_output_data(drive, buffer, wcount);
}
void ide_output_data (ide_drive_t *drive, void *buffer, unsigned int wcount)
{
byte io_32bit = drive->io_32bit;
#if SUPPORT_VLB_SYNC
if (io_32bit 2) {
unsigned long flags;
__save_flags(flags); /* local CPU only */
__cli(); /* local CPU only */
do_vlb_sync(IDE_NSECTOR_REG);
outsl(IDE_DATA_REG, buffer, wcount);
__restore_flags(flags); /* local CPU only */
} else
#endif /* SUPPORT_VLB_SYNC */
outsl(IDE_DATA_REG, buffer, wcount);
} else {
#if SUPPORT_SLOW_DATA_PORTS
if (drive->slow) {
unsigned short *ptr = (unsigned short *) buffer;
while (wcount--) {
outw_p(*ptr++, IDE_DATA_REG);
outw_p(*ptr++, IDE_DATA_REG);
}
} else
#endif /* SUPPORT_SLOW_DATA_PORTS */
outsw(IDE_DATA_REG, buffer, wcount }
}
int ide_multwrite (ide_drive_t *drive, unsigned int mcount)
{
ide_hwgroup_t *hwgroup= HWGROUP(drive);
* This may look a bit odd, but remember wrq is a copy of the
* request not the original. The pointers are real however so the
* bh's are not copies. Remember that or bad stuff will happen
*
* At the point we are called the drive has asked us for the
* data, and its our job to feed it, walking across bh boundaries
* if need be.
*/
unsigned long flags;
unsigned int nsect = rq->current_nr_sectors;
if (nsect > mcount)
nsect = mcount;
mcount -= nsect;
; 这时mcount为剩余的必需传送的扇区数
idedisk_output_data(drive, rq->buffer, nsect spin_lock_irqsave( flags); /* Is this really necessary? */
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_PDC4030
rq->sector += nsect;
#endif
if (((long)(rq->nr_sectors -= nsect)) spin_unlock_irqrestore( flags);
break;
}
if ((rq->current_nr_sectors -= nsect) == 0) {
if ((rq->bh = rq->bh->b_reqnext) != NULL) {{
rq->current_nr_sectors = rq->bh->b_size>>9;
rq->buffer = rq->bh->b_data;
} else {
spin_unlock_irqrestore( flags);
printk("%s: buffer list corrupted (%ld, %ld, %d)/n",
drive->name, rq->current_nr_sectors,
rq->nr_sectors, nsect);
ide_end_request(0, hwgroup);
return 1;
}
} else {
/* Fix the pointer.. we ate data */
rq->buffer += nsect }
spin_unlock_irqrestore( flags);
} while (mcount);
return 0;
}
void ide_intr (int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)
{
unsigned long flags;
ide_hwgroup_t *hwgroup = (ide_hwgroup_t *)dev_id;
ide_hwif_t *hwif;
ide_drive_t *drive;
ide_handler_t *handler;
ide_startstop_t startstop;
hwif = hwgroup->hwif;
spin_unlock_irqrestore( flags);
return;
}
/*
* Not expecting an interrupt from this drive.
* That means this could be:
* (1) an interrupt from another PCI device
* sharing the same PCI INT# as us.
* or (2) a drive just entered sleep or standby mode,
* and is interrupting to let us know.
* or (3) a spurious interrupt of unknown origin.
*
* For PCI, we cannot tell the difference,
* so in that case we just ignore it and hope it goes away.
*/
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_IDEPCI
if (IDE_PCI_DEVID_EQ(hwif->pci_devid, IDE_PCI_DEVID_NULL))
#endif /* CONFIG_BLK_DEV_IDEPCI */
{
/*
* Probably not a shared PCI interrupt,
* so we can safely try to do something about it:
*/
unexpected_intr(irq, hwgroup);
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_IDEPCI
} else {
/*
* Whack the status register, just in case we have a leftover pending IRQ.
*/
(void) IN_BYTE(hwif->io_ports[IDE_STATUS_OFFSET]);
#endif /* CONFIG_BLK_DEV_IDEPCI */
}
spin_unlock_irqrestore( flags);
return;
}
drive = hwgroup->drive;
if (!drive) {
/*
* This should NEVER happen, and there isn't much we could do about it here.
*/
spin_unlock_irqrestore( flags);
return;
}
if (!drive_is_ready(drive)) {
/*
* This happens regularly when we share a PCI IRQ with another device.
* Unfortunately, it can also happen with some buggy drives that trigger
* the IRQ before their status register is up to date. Hopefully we have
* enough advance overhead that the latter isn't a problem.
*/
spin_unlock_irqrestore( flags);
return;
}
if (!hwgroup->busy) {
hwgroup->busy = 1; /* paranoia */
printk("%s: ide_intr: hwgroup->busy was 0 ??/n", drive->name);
}
hwgroup->handler = NULL;
del_timer(
spin_unlock(
ide__sti(); /* local CPU only */
startstop = handler(drive); /* service this interrupt, may set handler for next interrupt */
spin_lock_irq(
* Note that handler() may have set things up for another
* interrupt to occur soon, but it cannot happen until
* we exit from this routine, because it will be the
* same irq as is currently being serviced here, and Linux
* won't allow another of the same (on any CPU) until we return.
*/
set_recovery_timer(HWIF(drive));
drive->service_time = jiffies - drive->service_start;
if (startstop == ide_stopped) {
if (hwgroup->handler == NULL) { /* paranoia */
hwgroup->busy = 0;
ide_do_request(hwgroup, hwif->irq);
} else {
printk("%s: ide_intr: huh? expected NULL handler on exit/n", drive->name);
}
}
spin_unlock_irqrestore( flags);
}
; 单个扇区写入之后的中断处理
static ide_startstop_t write_intr (ide_drive_t *drive)
{
byte stat;
int i;
ide_hwgroup_t *hwgroup = HWGROUP(drive);
struct request *rq = hwgroup->rq;
printk("%s: write_intr error1: nr_sectors=%ld, stat=0x%02x/n", drive->name, rq->nr_sectors, stat);
} else {
if ((rq->nr_sectors == 1) ^ ((stat DRQ_STAT) != 0)) {
rq->sector++;
rq->buffer += 512;
rq->errors = 0;
i = --rq->nr_sectors;
--rq->current_nr_sectors;
if (((long)rq->current_nr_sectors) ide_end_request(1, hwgroup);
if (i > 0) {
idedisk_output_data (drive, rq->buffer, SECTOR_WORDS);
ide_set_handler (drive, WAIT_CMD, NULL);
return ide_started;
}
return ide_stopped;
}
return ide_stopped; /* the original code did this here (?) */
}
return ide_error(drive, "write_intr", stat);
}
; 多重扇区写入后的中断处理
static ide_startstop_t multwrite_intr (ide_drive_t *drive)
{
byte stat;
int i;
ide_hwgroup_t *hwgroup = HWGROUP(drive);
struct request *rq =
if (stat DRQ_STAT) {
/*
* The drive wants data. Remember rq is the copy
* of the request
*/
if (rq->nr_sectors) {
if (ide_multwrite(drive, drive->mult_count))
return ide_stopped;
ide_set_handler (drive, WAIT_CMD, NULL);
return ide_started;
}
} else {
/*
* If the copy has all the blocks completed then
* we can end the original request.
*/
if (!rq->nr_sectors) { /* all done? */
rq = hwgroup->rq;
for (i = rq->nr_sectors; i > 0;){
i -= rq->current_nr_sectors;
ide_end_request(1, hwgroup);
}
return ide_stopped;
}
}
return ide_stopped; /* the original code did this here (?) */
}
return ide_error(drive, "multwrite_intr", stat);
}
; 读扇区的中断处理
static ide_startstop_t read_intr (ide_drive_t *drive)
{
byte stat;
int i;
unsigned int msect, nsect;
struct request *rq;
if (!OK_STAT(stat=GET_STAT(),DATA_READY,BAD_R_STAT)) {
if (stat (ERR_STAT|DRQ_STAT)) {
return ide_error(drive, "read_intr", stat);
}
/* no data yet, so wait for another interrupt */
ide_set_handler(drive, WAIT_CMD, NULL);
return ide_started;
}
msect = drive->mult_count;
rq = HWGROUP(drive)->rq;
if (msect) {
if ((nsect = rq->current_nr_sectors) > msect)
nsect = msect;
msect -= nsect;
} else
nsect = 1;
idedisk_input_data(drive, rq->buffer, nsect * SECTOR_WORDS);
rq->sector += nsect;
rq->buffer += nsect rq->errors = 0;
i = (rq->nr_sectors -= nsect);
if (((long)(rq->current_nr_sectors -= nsect)) ide_end_request(1, HWGROUP(drive));
if (i > 0) {
if (msect)
goto read_next;
ide_set_handler (drive, WAIT_CMD, NULL);
return ide_started;
}
return ide_stopped;
}
static inline void idedisk_input_data (ide_drive_t *drive, void *buffer, unsigned int wcount)
{
ide_input_data(drive, buffer, wcount);
if (drive->bswap)
idedisk_bswap_data(buffer, wcount);
}
void ide_input_data (ide_drive_t *drive, void *buffer, unsigned int wcount)
{
byte io_32bit = drive->io_32bit;
#if SUPPORT_VLB_SYNC
if (io_32bit 2) {
unsigned long flags;
__save_flags(flags); /* local CPU only */
__cli(); /* local CPU only */
do_vlb_sync(IDE_NSECTOR_REG);
insl(IDE_DATA_REG, buffer, wcount);
__restore_flags(flags); /* local CPU only */
} else
#endif /* SUPPORT_VLB_SYNC */
insl(IDE_DATA_REG, buffer, wcount);
} else {
#if SUPPORT_SLOW_DATA_PORTS
if (drive->slow) {
unsigned short *ptr = (unsigned short *) buffer;
while (wcount--) {
*ptr++ = inw_p(IDE_DATA_REG);
*ptr++ = inw_p(IDE_DATA_REG);
}
} else
#endif /* SUPPORT_SLOW_DATA_PORTS */
insw(IDE_DATA_REG, buffer, wcount }
}
atomic_t queued_sectors;
atomic_sub(nsects, /
if (atomic_read( printk("block: queued_sectors atomic_set( 0); /
}
{
list_del(
}
void ide_end_request (byte uptodate, ide_hwgroup_t *hwgroup)
{
struct request *rq;
unsigned long flags;
rq = hwgroup->rq;
add_blkdev_randomness(MAJOR(rq->rq_dev));
blkdev_dequeue_request(rq);
hwgroup->rq = NULL;
end_that_request_last(rq);
}
spin_unlock_irqrestore( flags);
}
int end_that_request_first (struct request *req, int uptodate, char *name)
{
struct buffer_head * bh;
int nsect;
if (!uptodate)
printk("end_request: I/O error, dev %s (%s), sector %lu/n",
kdevname(req->rq_dev), name, req->sector);
nsect = bh->b_size >> 9;
blk_finished_io(nsect);
req->bh = bh->b_reqnext;
bh->b_reqnext = NULL;
bh->b_end_io(bh, uptodate);
if ((bh = req->bh) != NULL) {
req->hard_sector += nsect;
req->hard_nr_sectors -= nsect;
req->sector = req->hard_sector;
req->nr_sectors = req->hard_nr_sectors;
if (req->nr_sectors current_nr_sectors) {
req->nr_sectors = req->current_nr_sectors;
printk("end_request: buffer-list destroyed/n");
}
req->buffer = bh->b_data;
return 1;
}
}
return 0;
}
void end_that_request_last(struct request *req)
{
if (req->sem != NULL)
up(req->sem);
}
void inline blkdev_release_request(struct request *req)
{
request_queue_t *q = req->q;
int rw = req->cmd;
req->q = NULL;
* Request may not have originated from ll_rw_blk. if not,
* asumme it has free buffers and check waiters
*/
if (q) {
/*
* we've released enough buffers to start I/O again
*/
if (waitqueue_active(
atomic_read( wake_up(
* Add to pending free list and batch wakeups
*/
list_add(
int wake_up = q->pending_free[rw];
blk_refill_freelist(q, rw);
wake_up_nr( wake_up);
}
}
}
void inline blk_refill_freelist(request_queue_t *q, int rw)
{
if (q->pending_free[rw]) {
list_splice(
INIT_LIST_HEAD(
q->pending_free[rw] = 0;
}
}
PCI是一种广泛采用的总线标准，它提供了优于其他总线标准（比如EISA）的特性
。在大多数奔腾主板上，PCI是高速、高带宽（32-bit和64-bit）、处理器无关的
总线。对PCI的支持第一次加入Linux中时，其内核接口是PCI BIOS32函数的堆砌
。这样做有几个问题：
* PCI BIOS只代表特定的结构，非PC类机器的某些PCI设置不能用PCI BIOS来描述
；
* 个别机子的PCI BIOS函数不象预期的那样工作。
只有当它发现某些东西不能理解时，它才会调用PCI BIOS32函数。
驱动程序可以继续使用老的PCI接口，但是为了兼容将来的内核，可能需要更新。
如果驱动程序将要跨平台工作，那就更加需要更新了。
多数新、老函数有简单的对应关系。PCI BIOS基于总线号/设备号/功能号的思想
，而新的代码使用pci_bus和pci_dev结构。第一个新PCI函数是：
pcibios_present()函数，它们的用法完全相同。
来标识，主要是供应商ID和设备ID。
每个供应商被分配了一个唯一的标识（ID），并且假设供应商给他们的设备（板
子、芯片等）分配唯一的设备ID。PCI的一个好处是它提供了版本和编程接口信息
，因此可以发现板子的变化。
while ((pdev = pci_find_device(PCI_MY_VENDOR,
PCI_MY_DEVICE, pdev)) != NULL)
{
/* Found a device */
setup_device(pdev);
}
函数的返回值，NULL表示你想从头开始查找。在这个例子中，对找到的设备调用
setup_device()来进行设置。
另一个值得高兴的事情，是PCI为你处理了所有资源配置工作。一般来说PCI BIOS
具体做这些工作，但是在其他平台上，这项工作由固件或者体系结构相关的Linux
代码来做。到你的驱动程序查找PCI卡的时候，它已经被分配了系统资源。
Linux在pci_dev结构中提供了PCI相关的核心信息。同时还允许读写每个卡的PCI
配置空间。当你可以直接查找资源数据时应该小心，对许多系统来说，卡上配置
的数据与内核提供的数据并不相符。因为许多非PC机器有多条PCI总线，PCI总线
以设备卡不知道的方式映射到系统中。
现意外，你应该总是使用内核提供的数据。下面代码列出了setup_device()例程
：
void setup_device(struct pci_dev *dev)
{
int io_addr = dev->base_address[0] & PCI_BASE_ADDRESS_IO_MASK;