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Linux 内核子系统的组成
由以上7个子系统组成。
一、内存管理子系统
职能:
1、从虚拟地址到物理地址映射的管理。
2、物理内存分配的管理。
地址映射管理
2.1虚拟地址空间分布
在Linux中使用的是虚拟地址,但是在访问硬件的时候使用的是物理地址。比如程序中用malloc函数分配的都是虚拟地址,但是硬件在使用时用的是物理地址,这其中就有一个转化关系。
它所支持的虚拟地址空间是由硬件地址总线宽度决定的,比如32位地址总线支持4GB虚拟内存。
用户空间(0-3G):用户程序。
内核空间(3-4G):直接映射区3G-3G+896MB.
Vmalloc区,
永久内核映射,
固定映射的线性地址。
2.2虚拟地址转化为物理地址
CR3存放了页目录的基地址。
高10位和CR3寄存器相加,就可以找到页目录里的页目录项。
页目录项里存放的是页表的基地址。
页表的基地址再加上中间10位的值就可以找到物理页。
物理页再加上最后12位的偏移就可以找到物理页(通常4k)的存储单元了。
直接映射区里:虚拟地址=3G+物理地址
Vmalloc区:可以映射到高端和低端内存
永久映射区:高端内存
固定映射的线性地址:固定访问一些寄存器
物理内存的分配
程序通过malloc等函数先申请到虚拟地址,当需要用到物理地址时通过请页异常获得物理地址。通过Kmalloc得到的虚拟地址时,虚拟地址和物理地址已经绑定了。
二、进程管理子系统
程序:存放在磁盘上的一系列代码和数据的可执行映像,是一个静止的实体
进程:是一个执行中的程序,他是动态的实体。
进程四要素
1.有一段程序供其执行。这段程序不一定是某个进程所专有,可以与其他进程共用。
2.有进程专用的内核空间堆栈。
3.在内核中有一个task_struct数据结构,即通常所说的“进程控制块”。有了这个数据结构,进程才能成为内核调度的一个基本单位接受内核的调度。
4.有独立的用户空间
Linux进程状态
1.TASK_RUNNING
进程正在被CPU执行,或者已经准备就绪,随时可以执行。当一个进程刚被创建时,就处于TASK_RUNNING状态。
2.TASK_INTERRUPTINLE
处于等待中的进程,等待条件为真时被唤醒,也可以被信号或者中断唤醒。
3.TASK_UNINTERRUPTINLE
处于等待中的进程,待资源有效时唤醒,但不可以由其它进程通过(signal)或中断唤醒。
4.TASK_KILLABLE
Linux2.6.25新引入的进程睡眠状态,原理类似于TASK_UNINTERRUPTIBLE,但是可以被致命信号(SIGKILL)唤醒。
5.TASK_TRACED
正处于被调试状态的进程
6.TASK_DEAD
进程退出时(调用do_exit),所处的状态。
Linux进程的描述
在linux内核代码中,线程、进程都使用结构task_struct(sched.h)来表示,它包含了大量描述进程/线程的信息,其中比较重要的有:
Pid_t pid; //进程号
Long state;//进程状态
Int prio;//进程优先级
Linux进程调度
学习调度需要掌握哪些知识点
1、调度策略
实时进程的优先级比普通进程高。
SCHED_NORMAL(SCHED_OTHER):普通的分时进程
SCHED_FIFO:先入先出的实时进程
SCHED_RR:时间轮转的实时进程
SCHED_BATCH:批处理进程
SCHED_IDLE:只在系统空闲时才能被调度执行的进程
2、调度时机
即schedule()函数什么时候被调用?
主动式:
在内核中直接调用schedule()。当进程需要等待资源等而暂时停止运行时,会把自己的状态置于挂起(睡眠),并主动请求调度,让出CPU。
范例:
1、current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
2、Schedule();
Current是一个指针,指向当前正在运行的进程的task_struct。
被动式:抢占式
分为:用户态抢占(linux2.4、linux2.6)和内核态抢占(linux2.6)。
用户抢占发生在:
从系统调用返回用户空间。
从中断处理程序返回用户空间。
内核即将返回用户空间的时候,如果need_resched标志被设置,会导致schedule()被调用,即发生用户抢占。
当某个进程耗尽他的时间片时,会设置need_resched标志
当一个优先级更高的进程进入可执行状态的时候,也会设置need_resched标志。
用户态抢占缺陷
进程/线程一旦运行到内核态,就可以一直执行,直到它主动放弃或时间片耗尽为止。这样会导致一些非常紧急的进程或线程将长时间得不到运行,降低整个系统的实时性。
改进方式
允许系统在内核态也支持抢占,更高优先级的进程/线程可以抢占正在内核态运行的低优先级进程/线程。
内核抢占可能发生在:
中断处理程序完成,返回内核空间之前。
当内核代码再一次具有可抢占性的时候,如解锁及使能软中断等。
在支持内核抢占的系统中,某些特例下是不允许抢占的;
1内核正在运行中断处理。
2内核正在进行中断上下文的Bottom Half (中断的底半部)处理。
硬件中断返回前会执行软中断,此时仍然处于中断上下文中。
3进程正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等,
当持有这些锁时,不应该被抢占,否则由于抢占将可能导致其他进程长期得不到锁,而让系统处于死锁状态。
4内核正在执行调度程序scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度,没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。
为保证linux内核在以上情况下不会被抢占,抢占式内核使用了一个变量preempt_count,称为内核抢占计数。这一变量被设置在进程的thread_info结构中。每当内核要进入以上几种状态时,变量preempt_count就加1,指示内核不允许抢占。每当内核从以上几种状态退出时,变量preempt_count就减1,同时进行可抢占的判断与调度。
3、调度步骤
Schedule函数工作流程如下
1)清理当前运行中的进程;
2)选择下一个要运行的进程;
3)设置新进程的运行环境。
4)进程上下文切换。
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原文地址:http://blog.csdn.net/meibenxiang/article/details/51188251