《Essential Linux Device Drivers》第2章（下）
你可以使用
mod_timer()
修改
my_timer
的到期时间，使用
del_timer()
取消定时器，或使用
timer_pending()
以查看
my_timer
当前是否处于
pending
状态。
查看
kernel/timer.c
源代码，你会发现
schedule_timeout()
内部就使用了这些
API
。
用户空间的
clock_settime()
和
clock_gettime()
函数可用于获得内核定时器服务。用户应用程序可以使用
setitimer()
和
getitimer()
来控制一个
alarm
信号在特定的超时后发生。
短延时
在内核中，小于
jiffy
的延时被认为是短延时。这种延时在进程或中断上下文都可能发生。由于不可能使用基于
jiffy
的方法实现短延时，之前讨论的睡眠等待将不再能用于小的超时。这种情况下，唯一的解决途径就是忙等待。
实现短延时的内核
API
包括
mdelay()
、
udelay()
和
ndelay()
，分别支持毫秒、微妙和纳秒级的延时。这些函数的实际实现依赖于体系结构，而且也并非在所有平台上都被完整实现。忙等待的实现方法是测量
CPU
执行一条指令的时间，为了延时，执行一定数量的指令。从前文可知，内核会在启动过程中进行测量出一个
loops_per_jiffy
值。短延时
API
就使用了
loops_per_jiffy
值来决定它们需要进行循环的数量。
为了实现握手进程中
1
微妙的延时，
USB
主机控制器驱动（
drivers/usb/host/ehci-hcd.c
）会调用
udelay()
，而
udelay()
的内部会调用
loops_per_jiffy
：
do {
result = ehci_readl(ehci, ptr);
/* ... */
if (result == done) return 0;
udelay(1); /* Internally uses loops_per_jiffy */
usec--;
} while (usec > 0);
Pentium
时间戳计数器
时间戳计数器（
TSC
）是
Pentium
兼容处理器中的一个计数器，它记录自启动以来
CPU
消耗的时钟周期数。由于
TSC
睡着处理器周期速率的比例正常，它提供了非常高的精确度。
TSC
通常被用于剖析
和监测
代码。使用
rdtsc
指令可测量某段代码的执行时间，其精度达到微妙级。
TSC
的节拍可以被转化为秒，方法是将其除以
CPU
时钟速率（包含在内核变量
cpu_khz
中）。
在如下的代码片段中。
low_tsc_ticks
和
high_tsc_ticks
分别包含了
TSC
的低
32
位和高
32
位。低
32
位可能在数秒内溢出（具体时间依赖于处理器速度），但是这已经用于许多代码的
剖析
了：
unsigned long low_tsc_ticks0, high_tsc_ticks0;
unsigned long low_tsc_ticks1, high_tsc_ticks1;
unsigned long exec_time;
rdtsc(low_tsc_ticks0, high_tsc_ticks0); /* Timestamp
before */
printk("Hello World\n"); /* Code to be
profiled */
rdtsc(low_tsc_ticks1, high_tsc_ticks1); /* Timestamp after */
exec_time = low_tsc_ticks1 - low_tsc_ticks0;
在
1.8GHz Pentium
处理器上，
exec_time
的结果为
871
（或半微妙）。
在
2.6.21
内核中，针对高精度定时器的支持
(CONFIG_HIGH_RES_TIMERS)
已经被融入了内核。它使用了硬件特定的高速定时器来提供对
nanosleep()
等
API
高精度的支持。
在基于
Pentium
的机器上，内核借助的是
TSC
。
实时钟
RTC
在非易失性存储器上记录绝对时间。在
x86 PC
上，
RTC
位于由电池供电
[4]
的
互补金属氧化物半导体
（
CMOS
）存储器的顶部。从第
5
章《字符设备驱动》的图
5.1
可以看出传统
PC
体系结构中
CMOS
的位置。在嵌入式系统中，
RTC
可能被集成到处理器中，也可能通过
I 2C
或
SPI
总线在外部连接，见第
8
章。
[4]RTC
的电池能够持续使用很多年，通过会超过电脑的使用寿命，因此，你从来都不需要替换它。
使用
RTC
，你可以完成如下工作：
（
1
）读取、设置绝对时间，在时钟更新时产生中断；
（
2
）产生频率从
2HZ
到
8192HZ
之间的周期性中断；
（
3
）设置
alarm
许多应用程序需要使用绝对时间或称墙上时间（
wall time
）。
jiffies
是相对于系统启动后的时间，它不包含墙上时间。内核将墙上时间记录在
xtime
变量中，在启动过程中，会根据从
RTC
读取到的目前的墙上时间初始化
xtime
，在系统停机后，墙上时间会被写回
RTC
。你可以使用
do_gettimeofday()
读取墙上时间，其最高精度
由
硬件
决定：
#include <linux/time.h>
static struct timeval curr_time;
do_gettimeofday(&curr_time);
my_timestamp = cpu_to_le32(curr_time.tv_sec); /* Record timestamp */
用户空间也包含一系列可以访问墙上时间的函数，包括：
（
1
）
time()
，该函数返回日历时间，或从
Epoch
（
1970
年
1
月
1
日
00:00:00
）以来经历的秒数；
（
2
）
localtime()
，以分散的形式返回日历时间；
（
3
）
mktime()
，
进行
localtime()
的反向工作；
（
4
）
gettimeofday()
，如果你的平台支持的话，该函数将以微妙精度返回日历时间。
用户空间使用
RTC
的另一种途径是通过字符设备
/dev/rtc
来进行，同一时刻只有一个进程允许返回该字符设备。
在第
5
章和第
8
章，本书将对
RTC
驱动进行更深入的讨论。另外，在第
19
章给出了一个使用
/dev/rtc
以微妙级精度执行周期性工作的应用程序例子。
内核中的并发
随
着多核笔记本电脑时代的到来，对称多处理器（
SMP
）的使用不再被限于高科技用户。
SMP
和内核抢占是多线程执行的
2
种场景。多个线程能够同时操作共享的内核数据结构，因此，对这些数据结构的访问必须被串行化。
接下来，我们会讨论并发访问情况下保护共享内核资源的基本概念。我们以一个简单的例子开始，并逐步引入中断、内核抢占和
SMP
等复杂概念。
自旋锁和互斥体
访问共享资源的代码区域称作临界区。自选锁（
spinlock
）和互斥体（
mutex
，
mutual exclusion
的缩写）是保护内核临界区的
2
种基本机制。我们一个一个分析。
自选锁可以确保在同时只有一个线程进入临界区。其他想进入临界区的线程必须不停地原地打转，知道第1个线程释放自选锁。
注意：这里所说的线程不仅限于内核线程，还包含用户线程进入内核后的代表。
下面的例子演示了自选锁的基本用法：
#include <linux/spinlock.h>
spinlock_t mylock = SPIN_LOCK_UNLOCKED; /* Initialize */
/* Acquire the spinlock. This is inexpensive if there
* is no one inside the critical section. In the face of
* contention, spinlock() has to busy-wait.
*/
spin_lock(&mylock);
/* ... Critical Section code ... */
spin_unlock(&mylock); /* Release the lock */
与自选锁不同的是，互斥体在进入一个被占用的临界区之前，不会原地打转而是使当前线程进入睡眠状态。如果要等待的时间较长，互斥体比自选锁会更合适，因为自选锁会消耗CPU资源。在使用互斥体的场合，多于2次进程切换时间都可被认为是长时间，因此一个互斥体会引起本线程睡眠，而当其被唤醒时，它需要被切换回来。
因此，在很多情况下，决定使用自选锁还是互斥体相对来说很容易：
（1）如果临界区需要睡眠，只能使用互斥体，因为在获得自选锁后进行调度、抢占以及在等待队列上睡眠都是非法的；
（2）由于互斥体会在面临竞争的情况下将当前线程置于睡眠状态，因此，在中断处理函数中，只能使用自选锁。（在第4章中，你将学习到更多的关于中断上下文的限制。）
下面的例子演示了互斥体使用的基本方法：
#include <linux/mutex.h>
/* Statically declare a mutex. To dynamically
create a mutex, use mutex_init() */
static DEFINE_MUTEX(mymutex);
/* Acquire the mutex. This is inexpensive if there
* is no one inside the critical section. In the face of
* contention, mutex_lock() puts the calling thread to sleep.
*/
mutex_lock(&mymutex);
/* ... Critical Section code ... */
mutex_unlock(&mymutex); /* Release the mutex */
为了论证并发保护的用法，我们首先以一个仅存在于进程上下文的临界区开始，并以下面的顺序逐步引入复杂性：
（1）非抢占内核，单CPU情况下存在于进程上下文的临界区；
（2）非抢占内核，单CPU情况下存在于进程和中断上下文的临界区；
（3）可抢占内核，单CPU情况下存在于进程和中断上下文的临界区；
（4）可抢占内核，SMP情况下存在于进程和中断上下文的临界区。
|
老的信号量接口
互斥体接口代替了老的信号量接口（semaphore），它互斥体诞生于-rt树，在 2.6.16 内核中被融入主线内核。
尽管如此，但是老的信号量仍然在内核和驱动中被广泛使用。信号量接口的基本用法如下：
#include <asm/semaphore.h> /* Architecture dependent
header */
/* Statically declare a semaphore. To dynamically
create a semaphore, use init_MUTEX() */
static DECLARE_MUTEX(mysem);
down(&mysem); /* Acquire the semaphore */
/* ... Critical Section code ... */
up(&mysem); /* Release the semaphore */
信号量可以被配置为允许多个预定数量的线程同时进入临界区，但是，这种用法非常罕见。
|
案例
1
：进程上下文，单
CPU
，非抢占内核
这种情况最为简单，不需要加锁，因此不再赘述。
案例
2
：进程和上下文，单
CPU
，非抢占内核
在这种情况下，为了保护临界区，仅仅需要禁止中断。如图2.4，假定进程上下文的执行单元A、B以及中断上下文的执行单元C都企图进入相同的临界区。
图2.4 进程和中断上下文进入临界区
由于执行单元C总是在中断上下文执行，它会优先于执行单元A和B，因此，它不要担心保护的问题。执行单元A和B也不必关心彼此会被互相打断，因为内核是非抢占的。因此，执行单元A和B仅仅需要担心C会在它们进入临界区的时候横行进入。为了实现此目的，它们会在进入临界区之前禁止中断：
Point A
：
local_irq_disable(); /* Disable Interrupts in local CPU */
/* ... Critical Section ... */
local_irq_enable(); /* Enable Interrupts in local CPU */
但是，如果当执行到Point A的时候已经被禁止，local_irq_enable()将产生副作用，它会重新使能中断，而不是恢复之前的中断状态。可以这样修复它：
unsigned long flags;
Point A:
local_irq_save(flags); /* Disable Interrupts */
/* ... Critical Section ... */
local_irq_restore(flags); /* Restore state to what
it was at Point A */
不论Point A的中断处于什么状态，上述工作都将正确执行。
案例
3
：进程和中断上下文，单
CPU
，抢占内核
如果内核使能了抢占，仅仅禁止中断将不再能确保对临界区的保护，因为另一个处于进程上下文的执行单元可能会进入临界区。重新回到图2.4，现在，除了C以外，执行单元A和B必须提防彼此。显而易见，解决该问题的方法是在进入临界区之前禁止内核抢占、中断，并在退出临界区的时候恢复内核抢占和中断。因此，执行单元A和B使用了自选锁API附带irq的变体：
unsigned long flags;
Point A:
/* Save interrupt state.
* Disable interrupts - this implicitly disables preemption */
spin_lock_irqsave(&mylock, flags);
/* ... Critical Section ... */
/* Restore interrupt state to what it was at Point A */
spin_unlock_irqrestore(&mylock, flags);
我们不需要在最后显示地恢复Point A的抢占状态，因为内核自身会通过一个名叫抢占计数器的变量维护它。在抢占被禁止时（通过调用preempt_disable()），计数器会增加；在抢占被使能时（通过调用preempt_enable()），计数器被减少。只有在计数器为0的时候，抢占才发挥作用。
案例
4
：进程和中断上下文，
SMP
机器，抢占内核
现在临界区执行于SMP机器上，而且你的内核配置了CONFIG_SMP和CONFIG_PREEMPT。到目前为止讨论的场景中，自旋锁原语发挥的作用仅限于使能和禁止抢占和中断，时间的锁功能并未被完全编译进来。在SMP机器内，锁逻辑被编译进来，而且自旋锁原语确保了SMP安全性。SMP使能的含义如下：
unsigned long flags;
Point A:
/*
- Save interrupt state on the local CPU
- Disable interrupts on the local CPU. This implicitly disables
preemption.
- Lock the section to regulate access by other CPUs
*/
spin_lock_irqsave(&mylock, flags);
/* ... Critical Section ... */
/*
- Restore interrupt state and preemption to what it
was at Point A for the local CPU
- Release the lock
*/
spin_unlock_irqrestore(&mylock, flags);
在SMP系统上，获取自旋锁时，仅仅本CPU上的中断被禁止。因此，一个进程上下文的执行单元（图2.4中的执行单元A）在一个CPU上运行的同时，一个中断处理函数（图2.4中的执行单元C）可能运行在另一个CPU上。非本CPU上的中断处理函数必须自旋等待本CPU上的进程上下文代码退出临界区。中断上下文需要调用spin_lock()/spin_unlock()：
spin_lock(&mylock);
/* ... Critical Section ... */
spin_unlock(&mylock);
除了有irq变体以外，自旋锁也有底半部（BH）变体。在锁被获取的时候，spin_lock_bh()会禁止底半部，而spin_unlock_bh()则会在锁被释放时重新使能底半部。我们将在第4章讨论底半部。
|
-rt
树
实时（-rt）树，也被称作CONFIG_PREEMPT_RT补丁集，实现了内核中一些针对低延时的修改。该补丁集可以从[url]www.kernel.org/pub/linux/kernel/projects/rt[/url]下载，它允许内核的大部分位置可被抢占，但是用自旋锁代替了一些互斥体。它也合并了一些高精度的定时器。数个-rt功能已经被融入了主线内核。在工程的wiki页上，能找到详细的文档，地址为[url]http://rt.wiki.kernel.org/[/url]。
|
为了提供性能，内核也定义了一些针对特定环境的特定的锁原语。使能实用于你的代码执行场景的互斥机制将使你的代码更高效。下面我们来看一下这些特定的互斥机制。
原子操作
原子操作原子执行轻量级的、仅执行一次的操作，例如修改计数器、有条件的增1、设置位等。原子操作可以确保操作的串行化，不再需要锁进行并发访问保护。原子操作的具体实现依赖于体系结构。
为了在释放内核网络缓冲区（称为skbuff）之前检查是否还有余留的数据引用，定义于net/core/skbuff.c的skb_release_data()函数将进行如下操作：
if (!skb->cloned ||
/* Atomically decrement and check if the returned value is zero */
!atomic_sub_return(skb->nohdr ? (1 << SKB_DATAREF_SHIFT) + 1 :
1,&skb_shinfo(skb)->dataref)) {
/* ... */
kfree(skb->head);
}
当skb_release_data()执行的时候，另一个调用skbuff_clone()（也定义于net/core/skbuff.c）的执行单元也许在同步地增加数据引用计数:
/* ... */
/* Atomically bump up the data reference count */
atomic_inc(&(skb_shinfo(skb)->dataref));
/* ... */
原子操作的使用将确保数据引用计数不会被这2个执行单元“蹂躏”。它也消除了使用锁去保护单一整型变量的争论。
内核也支持set_bit()、clear_bit()和test_and_set_bit()操作，它们可用于原子地进行位修改。查看include/asm-your-arch/atomic.h文件可以看出你所在体系结构所支持的原子操作。
读
者―
写
者
锁
另一个特定的并发保护机制是自旋锁的变体读者―写者锁。如果每个执行单元在访问临界区的时候要么是读，要么是写共享的数据结构，但是它们都不会同时进行读和写操作，这种锁是最好的选择。多则读执行单元被允许同时进入临界区。读者自旋锁可以这样定义：
rwlock_t myrwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;
read_lock(&myrwlock); /* Acquire reader lock */
/* ... Critical Region ... */
read_unlock(&myrwlock); /* Release lock */
但是，如果一个写执行单元进入了临界区，其他的读和写都不被允许进入。写者锁的用法如下：
rwlock_t myrwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;
write_lock(&myrwlock); /* Acquire writer lock */
/* ... Critical Region ... */
write_unlock(&myrwlock); /* Release lock */
net/ipx/ipx_route.c
中的IPX路由代码是使用读者―写者锁的真实例子。一个称作ipx_routes_lock的读者―写者锁将保护IPX路由表的并发访问。要通过查找路由表实现包转发的执行单元需要请求读者锁。需要添加和删除路由表中入口的执行单元必须获取写者锁。由于通过读路由表的情况比更新路由表的情况多地多，使用读者―写者锁重大地提供了性能。
和传统的自旋锁一样，读者―写者锁也有相应的irq变体：read_lock_irqsave()、read_lock_irqrestore()、write_lock_irqsave()和write_lock_irqrestore()。这些函数的含义与传统自旋锁相应的变体相似。
2.6
内核引入的顺序锁（seqlock）是一种支持写着多于读者的读者―写者锁。在在一个变量的写操作比读操作多地多的情况下，这种锁非常有用。前文讨论的jiffies_64变量就是使用顺序锁的一个例子。写执行单元不必等待一个已经进入临界区的读者，因此，读执行单元也许会它们进入临界区的操作会失败因此需要重试：
u64 get_jiffies_64(void) /* Defined in kernel/time.c */
{
unsigned long seq;
u64 ret;
do {
seq = read_seqbegin(&xtime_lock);
ret = jiffies_64;
} while (read_seqretry(&xtime_lock, seq));
return ret;
}
写者会使用write_seqlock()和write_sequnlock()保护临界区。
2.6
内核还引入了另一种称为读―拷贝―更新（RCU）的机制，该锁用于提高读操作远多于写操作时的性能。其基本理念是读执行单元不需要加锁，但是写执行单元会变得更加复杂，它们会在数据结构的一份拷贝上执行更新操作，并代替读者看到的指针。为了确保所有正在进行的读操作的完成，原子拷贝会一直被保持到所有CPU上的下一次上下文切换。使用RCU的情况很复杂，因此，只有在确保你确实需要使用它而不是前文的其他原语的时候，才适宜选择它。include/linux/rcupdate.h文件中定义了RCU的数据结构和接口函数，Documentation/RCU/*包含丰富的文档。
fs/dcache.c
文件中包含一个RCU的使用例子。在Linux中，每个文件都与一个目录入口信息（dentry结构体）、元数据信息（存放在inode中）和实际的数据（存放在数据块中）关联。每次你操作一个文件的时候，文件路径中的组件会被解析，相应的dentry会被获取。为了加速未来的操作，dentry结构体被缓存在称为dcache的数据结构中。任何时候，对dcache进行查找的数量都远多于dcache的更新操作，因此，对dcache的访问适宜用RCU原语进行保护。
调试
由于难于重现，并发相关的问题通常非常难调试。在编译和测试你的代码的时候使能SMP（CONFIG_SMP）和抢占（CONFIG_PREEMPT）是一种很好的理念，即便你的产品将运行在当CPU、禁止抢占的情况下。在Kernel hacking下有一个称为Spinlock and rw-lock debugging的配置选项CONFIG_DEBUG_SPINLOCK，它能帮助你找到一些常见的自旋锁错误。Lockmeter（[url]http://oss.sgi.com/projects/lockmeter/[/url]）等工具可用于锁相关的统计信息。
一个常见的并发问题在访问共享资源之前忘记加锁。这会导致一些不同的执行单元杂乱地竞争。这种问题，被称作“竞态”，可能会导致一些其他的行为。
另一个可能的问题是在某些代码路径里你忘记了释放锁，这会导致死锁。为了理解这个问题，让我们分析如下代码：
spin_lock(&mylock); /* Acquire lock */
/* ... Critical Section ... */
if (error) { /* This error condition occurs rarely */
return -EIO; /* Forgot to release the lock! */
}
spin_unlock(&mylock); /* Release lock */
在if (error)被满足后，任何要获取mylock的执行单元都会死锁，内核也可能因此而冻结。
如果在你写完代码的数月或数年以后首次出现了问题，回过头来调试它将变地更为辣手。（在第21章《设备驱动的调试》一章的《Kdump》一节有一个相关的调试例子。）因此，为了避免遭遇这种不快，在你设计软件的结构的时候，就应该考虑并发逻辑。
p
roc
文件系统
proc
文件系统（procfs）是一种虚拟的文件系统，它创建内核内部的视窗。你浏览procfs看到的数据是在内核运行过程中产生的。procfs中文件可被用于配置内核参数、查看内核结构体、从设备驱动中收集统计信息或者获取通用的系统信息。
Procfs
是一种虚假的文件系统，这意味着驻留于procfs中的文件并不与物理存储设备如硬盘等关联。相反地，这些文件中的数据由内核中相应的入口点按需动态创建。因此，procfs中的文件大小都显示为0。Procfs通常被在启动过程中挂载在/proc目录，通过运行mount命令你可以看出这一点。
为了取得procfs能力的第一感觉，请查看/proc/cpuinfo、/proc/meminfo、 /proc/interrupts、/proc/tty/driver/serial、/proc/bus/usb/devices和/proc/stat的内容。通过写/proc/sys/目录中的文件可以在运行时修改某些内核参数。例如，通过向/proc/sys/kernel/printk文件echo一个新的值，你可以改变内核printk 日志的级别。许多实用程序（如ps）和系统性能监视工具（如sysstat）就是通过驻留于/proc中的文件来获取信息的。
2.6
内核引入的seq文件简化了大的procfs操作。附录C《Seq文件》对此进行了描述。
内存分配
一些设备驱动必须意识到内存zone的存在，另外，许多驱动需要内存分配函数的服务。本节我们将简要地对此二者进行讨论。
内核会以分页形式组织物理内存，而页大小则依赖于具体的体系结构。在基于x86的机器上，其大小为4096字节。物理内存中的每一页都有一个与之对应的page结构体（定义在include/linux/mm_types.h文件中）：
struct page {
unsigned long flags; /* Page status */
atomic_t _count; /* Reference count */
/* ... */
void * virtual; /* Explained later on */
};
在32位x86系统上，缺省的内核配置会将4GB的地址空间分成给用户空间的3GB的虚拟内存空间和给内核空间的1GB的空间（如图2.5）。这导致内核能处理的处理内存有1GB的限制。现实情况是，限制为896MB，因为地址空间的128MB已经被内核数据结构占据。通过改变3GB/1GB的分割线你可以增加这个限制，但是由于减少了用户进程虚拟地址空间的大小，对于内存密集型的应用程序，可能会导致一些问题。
图
2.5 32
位
PC
系统上缺省的地址空间分布
内核中用于映射低于896MB物理内存的地址与物理地址之间存在线性便宜，被称作逻辑地址。在支持“高端内存”的情况下，在通过特定的方式映射这些区域产生对应的虚拟地址后，内核将能访问超过896MB的内存。所有的逻辑地址都是内核虚拟地址，而所有的虚拟地址并非一定是逻辑地址。
因此，存在如下的内存zone:
（1）ZONE_DMA (<16MB)，该zone用于直接内存访问（DMA）。由于传统的ISA设备有24条地址线，只能访问开始的16MB，因此，内核将该区域献给了这些设备；
（2）ZONE_NORMAL (16MB to 896MB),常规地址区域，也被称作低端内存。低端内存页的page结构体的virtual字段包含了对应的逻辑地址；
（3）ZONE_HIGH (>896MB), 仅仅在通过kmap()映射页为虚拟地址后才能访问。（通过kunmap()可去除映射)。相应的内核地址为虚拟地址而非逻辑地址。如果相应的页未被映射的话，高端内存页的page结构体的virtual字段将指向NULL。
kmalloc()
是一个用于从ZONE_NORMAL区域返回连续内存的内存分配函数，其原型如下：
void *kmalloc(int count, int flags);
count
是要分配的字节数，flags是一个模式说明符。支持的所有标志列在include/linux./gfp.h文件中（gfp的意思是“get free page”），如下的标志最常用：
（1）GFP_KERNEL，被进程上下文用来分配内存。如果指定了该标志，kmalloc()将被允许睡眠以等待其他页被释放；
（2）GFP_ATOMIC，用于在中断上下问获取内存。在这种模式下，kmalloc()不允许进行睡眠等待以获得空闲页，因此GFP_ATOMIC分配成功的可能性比用GFP_KERNEL低。
由于kmalloc()返回的内存保留了“前世”的内容，因此，如果将它暴露给用户空间，可到会导致安全问题，因此我们可以kzalloc()获得被填充为0的内存。
如果你需要分配大的内存缓冲区，而且也不要求内存在物理上联系，可以用vmalloc()代替kmalloc()：
void *vmalloc(unsigned long count);
count
是要请求分配的内存大小，该函数返回内核虚拟地址。
Vmalloc()
允许比kmalloc()更大的分配尺寸，但是它更慢，而且不能从中断上下文调用。另外，你不能用vmalloc()返回的物理上不连续的内存执行DMA。在设备打开时，高性能的网络驱动通常会使用vmalloc()来分配较大的描述符环行缓冲区。
内核还提供了一些更复杂的内存分配技术，包括后备缓冲区（look aside buffer）、slab和mempool，它们超出了本章的范围。
查看源代码
内存启动始于执行arch/x86/boot/目录中的实模式汇编代码。查看arch/x86/kernel/setup_32.c文件可以看出保护模式的内核怎样获取实模式内核收集的信息。
第一条信息来自于init/main.c中的代码，深入挖掘init/calibrate.c可以对BogoMIPS校准理解地更清楚，而include/asm-your-arch/bugs.h则包含体系结构相关的检查。
内核中的时间服务由驻留于arch/your-arch/kernel/中的体系结构相关的部分和实现于kernel/timer.c中的通用部分组成。从include/linux/time*.h可以获取相关的定义。
jiffies
定义于linux/jiffies.h文件。HZ的值与处理器相关，可以从include/asm-your-arch/param.h找到。
内存管理源代码存放在顶级mm/目录中。
表2.1给出了本章中主要的数据结构以及其在源代码树中定义的位置。表2.2则列出了本章中主要内核编程接口及其定义的位置。
表2.1 数据结构总结
|
数据结构
|
位置
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描述
|
|
HZ
|
include/asm-your-arch/param.h
|
Number of times the system timer ticks in 1 second
|
|
loops_per_jiffy
|
init/main.c
|
Number of times the processor executes an internal delay-loop in 1 jiffy
|
|
timer_list
|
include/linux/timer.h
|
Used to hold the address of a routine that you want to execute at some point in the future
|
|
timeval
|
include/linux/time.h
|
Timestamp
|
|
spinlock_t
|
include/linux/spinlock_types.h
|
A busy-locking mechanism to ensure that only a single thread enters a critical section
|
|
semaphore
|
include/asm-your-arch/semaphore.h
|
A sleep-locking mechanism that allows a predetermined number of users to enter a critical section
|
|
mutex
|
include/linux/mutex.h
|
The new interface that replaces semaphore
|
|
rwlock_t
|
include/linux/spinlock_types.h
|
Reader-writer spinlock
|
|
page
|
include/linux/mm_types.h
|
Kernel's representation of a physical memory page
|
表2.2 内核编程接口总结
|
内核接口
|
位置
|
描述
|
|
time_after()
time_after_eq()
time_before()
ime_before_eq()
|
include/linux/jiffies.h
|
Compares the current value of jiffies with a specified future value
|
|
schedule_timeout()
|
kernel/timer.c
|
Schedules a process to run after a specified timeout has elapsed
|
|
wait_event_timeout()
|
include/linux/wait.h
|
Resumes execution if a specified condition becomes true or if a timeout occurs
|
|
DEFINE_TIMER()
|
include/linux/timer.h
|
Statically defines a timer
|
|
init_timer()
|
kernel/timer.c
|
Dynamically defines a timer
|
|
add_timer()
|
include/linux/timer.h
|
Schedules the timer for execution after the timeout has elapsed
|
|
mod_timer()
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kernel/timer.c
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Changes timer expiration
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timer_pending()
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include/linux/timer.h
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Checks if a timer is pending at the moment
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udelay()
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include/asm-your-arch/delay.h arch/your-arch/lib/delay.c
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Busy-waits for the specified number of microseconds
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rdtsc()
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include/asm-x86/msr.h
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Gets the value of the TSC on Pentium-compatible processors
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do_gettimeofday()
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kernel/time.c
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Obtains wall time
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local_irq_disable()
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include/asm-your-arch/system.h
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Disables interrupts on the local CPU
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local_irq_enable()
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include/asm-your-arch/system.h
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Enables interrupts on the local CPU
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local_irq_save()
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include/asm-your-arch/system.h
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Saves interrupt state and disables interrupts
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local_irq_restore()
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include/asm-your-arch/system.h
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Restores interrupt state to what it was when the matching local_irq_save() was called
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spin_lock()
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include/linux/spinlock.h kernel/spinlock.c
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Acquires a spinlock.
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spin_unlock()
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include/linux/spinlock.h
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Releases a spinlock
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spin_lock_irqsave()
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include/linux/spinlock.h kernel/spinlock.c
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Saves interrupt state, disables interrupts and preemption on local CPU, and locks their critical section to regulate access by other CPUs
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spin_unlock_irqrestore()
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include/linux/spinlock.h kernel/spinlock.c
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Restores interrupt state and preemption and releases the lock
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DEFINE_MUTEX()
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include/linux/mutex.h
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Statically declares a mutex
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mutex_init()
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include/linux/mutex.h
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Dynamically declares a mutex
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mutex_lock()
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kernel/mutex.c
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Acquires a mutex
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mutex_unlock()
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kernel/mutex.c
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Releases a mutex
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DECLARE_MUTEX()
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include/asm-your-arch/semaphore.h
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Statically declares a semaphore
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init_MUTEX()
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include/asm-your-arch/semaphore.h
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Dynamically declares a semaphore
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up()
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arch/your-arch/kernel/semaphore.c
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Acquires a semaphore
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down()
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arch/your-arch/kernel/semaphore.c
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Releases a semaphore
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atomic_inc()
atomic_inc_and_test()
atomic_dec()
atomic_dec_and_test()
clear_bit()
set_bit()
test_bit()
test_and_set_bit()
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include/asm-your-arch/atomic.h
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Atomic operators to perform lightweight operations
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read_lock()
read_unlock()
read_lock_irqsave()
read_lock_irqrestore()
write_lock()
write_unlock()
write_lock_irqsave()
write_lock_irqrestore()
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include/linux/spinlock.h kernel/spinlock.c
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Reader-writer variant of spinlocks
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down_read()
up_read()
down_write()
up_write()
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kernel/rwsem.c
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Reader-writer variant of semaphores
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read_seqbegin()
read_seqretry()
write_seqlock()
write_sequnlock()
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include/linux/seqlock.h
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Seqlock operations
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kmalloc()
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include/linux/slab.h mm/slab.c
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Allocates physically contiguous memory from ZONE_NORMAL
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kzalloc()
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include/linux/slab.h mm/util.c
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Obtains zeroed kmalloced memory
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kfree()
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mm/slab.c
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Releases kmalloced memory
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vmalloc()
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mm/vmalloc.c
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Allocates virtually contiguous memory that is not guaranteed to be physically contiguous.
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