Linux内核简介
- Unix从一个失败的多用户操作系统Multics中衍生来的。
- Unix强大的原因：
- 简洁
- 几乎所有的东西都被当做文件来对待，可以通过相同的系统调用接口来进行调用。
- 因为它是由c语言编写，所以具有强大的移植能力
- 进程创建迅速，且拥有独特的fork()系统调用
- 具备清晰的层次化
- Unix操作系统多样的功能：
- 抢占式多任务
- 多线程
- 虚拟内存
- 换页
- 动态链接
- TCP/IP网络
- Linux是类Unix系统，但它不是Unix。
- Linux内核是自由软件。
操作系统和内核简介
- 内核是操作系统的内在核心，有时候其被称为管理者或者是操作系统核心。
- 应用程序通过系统调用与内核通信。
- 内核可以通过中断号查找相应的中断服务程序，并调用这个程序响应和处理中断。
- 每个处理器在任何指定时间点上的活动必然概括为下列三者之一：
- 运行于用户空间，执行用户进程
- 运行于内核空间，处于进程上下文，代表某个特定的进程执行。
- 运行于内核空间，处于中断上下文，与任何进程无关，处理某个特定的中断。
Linux内核和传统Unix内核的比较
- Unix内核通常需要硬件系统提供页机制(MMU)以管理内存。
- 操作系统内核的两大阵营：单内核和微内核
- 单内核：内核从整体上作为一个单独的大过程来实现，同时也运行在一个单独的地址空间上运行。内核可以直接调用函数。大多数的Unix系统设计为单模块。
- 简单
- 性能高
- 微内核：其的功能被划分为多个独立的过程，每个过程叫做一个服务器。所有的服务器都保持独立并运行在各自的地址空间上，通过消息传递处理内核通信——IPC机制（进程间通信机制），消息传递需要一定的周期。
- 单内核：内核从整体上作为一个单独的大过程来实现，同时也运行在一个单独的地址空间上运行。内核可以直接调用函数。大多数的Unix系统设计为单模块。
- Linux是一个单内核，即Linx内核运行在单独的内核地址空间上。
- Linux内核与传统的Unix系统之间存在一些显著的差异：
- Linux支持动态加载内核模块
- Linux支持对称多处理机制（SMP机制）
- Linux内核可以抢占
- Linux对线程支持的实现比较有意思
- Linux提供具有设备类的面向对象的设备模型、热插拔时间，以及用户控件的设备文件系统
- Linux忽略了一些拙劣的Unix特性
- Linux体现了自由。
Linux内核版本
- 主版本号.从版本号.修订版本号.稳定版本号
从内核出发
-
使用Git获取Linux版本中的一种版本
git clone git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux-2.6.git -
更新版本
git pull - 安装内核源代码
- 若为bzip2的压缩形式:tar xvjf linux-x.y.z.tar.bz2
- GNU的zip:tar xvzf linux-x..y.z.tar.gz
-
使用补丁：patch -pl< ../patch-x.y.z
-
内核的配置与安装通过Makefile与config所定。
第五章 系统调用
一、与内核通信
系统调用在用户控件进程和硬件设备之间添加了一个中间层，作用如下“
- 为用户空间提供了一种硬件的抽象接口
- 系统调用保证了系统的稳定和安全
- 每个进程都运行在虚拟系统中，而在用户控件和系统的其余部分提供这样一层公共接口
在Linux中，系统调用是用户控件访问内核的唯一手段；除异常和陷入外，他们是内核唯一的合法入口。
※系统调用与API的不同在于运行级别的切换。
二、API、POSIX和C库
POSIX、API、C库和系统调用之间的关系如下图：
POSIX-Unix世界中最流行的应用编程接口是给予POSIX标准的。
Linux的系统调用作为C库的一部分提供。
C库实现了Unix系统的主要API，包括标准C库函数和系统调用接口，即POSIXdM大部分API。
Unix的接口设计——“提供机制而不是策略”
三、系统调用
系统调用- syscall
通常通过C库中定义的函数调用来进行系统调用。
几种常见机制：
- 通过返回一个long型的返回值来表示成功或者错误
- 用一个负的返回值来表明错误
- 返回0代表成功
- 系统调用出现错误的时候会把错误码写入errno全局变量
- 通过perror()库函数可以把该变量翻译成用户可以理解的错误字符串定义系统调用：
例：asmlinkage long sys_getpid(void)
1. asmlingkage，这是一个编译指令，通知编译器仅从栈中提取该函数的参数。所有的系统调用都需要这个限定词。
2. 返回值long。
为了保证32位和64位系统的兼容，系统调用在用户空间返回值int，内核空间long
3. 命名规则：sys_xxx1.系统调用号
每个系统调用号独一无二，一旦分配就不能再有任何变更。
执行系统调用时，通过系统调用号指明，进程不会提及系统调用的名称。
未实现系统调用——sys_ni_syscall()，返回-ENOSYS，针对无用的系统调用。
2.系统调用的性能——执行速度快
原因？
- 上下文切换时间短
- 系统调用处理程序和每个系统调用本身都很简洁
四、系统调用处理程序
因为用户控件不能直接执行内核代码，需要切换内核态，它需要用某种方式告知内核，自己需要执行一个系统调用，请求切换到内核态，这个通知内核的机制是软中断。
——通过引发一个异常来促使系统切换到内核态中去执行异常处理程序，即系统调用处理程序system_call()。
中断号128，指令如下：
int 128
或者
int 0x80
退出是iret※新指令sysenter，比int中断指令更快更专业。
1.指定恰当的系统调用
2.参数调用
这两节讲述的内容在视频中亦有体现，不在此重复。
新知识点：
system_call()函数通过将给定的系统调用号与NR_syscalls作比较来检查其有效性。大于等于返回-ENOSYS，否则执行相应系统调用：
call *sys_call_table(,%rax,8)过程：
int 0x80 → 中断向量表中找到对应中断向量 →系统调用表，
JMP(EAX*4 + system_xxx)乘以4是因为系统调用表中的表象是以64位存放的。
五、系统调用的实现
1.实现系统调用
- 决定它的用途
不提倡采用多用途的系统调用 - 确定参数、返回值、错误码
力求简洁 - 越通用越好，不做错误假设
-
时刻注意可移植性和健壮性
2.参数验证
必须检查每个参数，保证他们不但合法有效，而且正确。
最重要——检查用户提供的指针：- 指针指向的内存区域必须属于用户空间
- 指针指向的内存区域在进程的地址空间内
- 决不能绕过内存访问限制
内核无论何时都不能轻率地接受来自用户空间的指针。
※1.检查读写
（1）向用户空间写入数据——copy_to_user()
参数：
进程空间中的目的内存地址
内核空间内的源地址
需要拷贝的数据长度（2）从用户控件读取数据——copy_from_user()
把第二个参数指定的位置上的数据拷贝到第一个参数指定的位置上
第三个参数——拷贝数据长度。
以上两个函数成功返回0，失败返回没能完成拷贝的数据的字节数。
这两个函数都有可能引起阻塞——当包含用户数据的页被换出到硬盘上而不是物理内存上的时候。
※2.检查是否有合法权限
老版本：suser()
新版本：权能机制，capable()，返回非0有权操作，返回0则无权操作。
六、系统调用上下文
内核在执行系统调用时处于进程上下文。
在进程上下文中，内核可以：
- 休眠
说明系统调用可以使用内核提供的绝大部分功能 - 可以被抢占
要求保证该系统调用是可重入的
1.绑定一个系统调用的最后步骤
1，在系统调用表的最后加入一个表项。
2，对于所支持的各种体系结构，系统调用号都必须定义于<asm/unistd.h>中
3，系统调用必须被编译进内核映像，不能被编译成模块。——放进kernel/下的一个相关文件中即可，例如sys.c。2.从用户空间访问系统调用
Linux本身提供了一组宏，用于直接对系统调用进行访问。
_syscalln() //n的范围从0到6，代表需要传递给系统调用的参数个数。例如：
long open(const char *filename, int flags, int mode)
=
#define NR_open 5
_syscall3(long, open,const char*, filename, int, flags, int, mode)
应用程序可以直接用open()了。对于每个宏来说，都有（2+2xn）个参数：
1.系统调用的返回值类型
2.系统调用的名称
以后按照系统调用参数的顺序排列每个参数的类型和名称。_NR_open在<asm/unistd.h>中定义。
这个宏会被扩展成为内嵌汇编的C函数。
3.为什么不通过系统调用的方式实现
好处：
- 系统调用创建容易并且使用方便
- linux系统调用的高性能问题：
- 占用系统调用号
- 固化，不允许改动接口
- 需要分别注册到每个需要支持的体系结构中
- 脚本中不易调用，文件系统中也不能直接访问
- 在主内核树外难以维护使用
- ……替代：
- 某些接口，例如信号量，用文件描述符表示
- 把增加的信息作为一个文件放在sysfs的合适位置。总而言之——
Linux尽量避免每出现一种新的抽象就简单地加入一个新的系统调用。