嵌入式linux操作系統(編輯修改稿)

　

【文章內容簡介】 tab作為腳本文件創建系統中的新進程，這些新進程自身可能創建新的進程。例如， getty進程可能會在用戶試圖登錄的時候創建一個 login的進程。系統中的所有進程都是 init核心線程的后代。 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 20 新進程的創建是通過克隆舊的進程，或者說克隆當前的進程來實現的。一個新的任務是通過系統調用創建的（ fork或 clone），克隆發生在核心的核心態。在系統調用的最后，產生一個新的進程，等待調度程序選擇它運行（在新進程的創建未完成之前，為了防止這個還未處理完成的新建進程被調度函數執行，應該將新進程狀態置為不可中斷的等待狀態）。在系統的物理內存中為這個克隆進程的堆棧（用戶和核心）分配一個或多個物理的頁用于新的 task_struct數據結構。一個進程標志符將會創建，它在系統的進程標志符組中是惟一的。新的 task_struct進入 task向量表中，舊的（當前的）進程的 task_struct的內容拷貝到克隆的 task_struct。 克隆進程的時候， Linux允許兩個進程共享資源而不是擁有不同的拷貝，包括進程的文件，信號處理和虛擬內存。共享這些資源的時候，它們相應的 count字段相應增減，這樣，Linux在兩個進程都停止使用之前不會釋放這些資源。例如，如果克隆的進程要共享虛擬內存，它的 task_struct會包括一個指向原來進程的 mm_struct指針， mm_struct的 count域增加，表示當前共享它的進程。 4．進程的調度 Linux進程是搶占式的。被搶占的進程仍然處于 TASK_RUNNING狀態，只是暫時沒有被 CPU運行。進程的搶占發生在進程處于用戶態執行階段，在內核態執行時是不能被搶占的。為了能讓進程有效地使用系統資源，又能使進程有較快的響應時間， Linux中采用基于優先級排隊的調度策略。 通常，核心會以分時（ Time Slicing）的觀念讓多任務共享 CPU資源，即將 CPU執行的時間分成一段段的，每個程序會利用分配到的時間來執行任務。每一段的執行時間到了，就必須輪換下一個任務執行。至于輪到哪一個任務來執行，必須由核心的調度程序來決定。 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 21 在所有的進程中，部分運行于用戶態，部分運行于核心態。底層的硬件支持這些狀態的方式各不相同，但是通常有一個安全機制從用戶態轉入核心態并轉回來。用戶態比核心態的權限低很多。每一次進程執行一個系統調用，它都從用戶態切換到核心態并繼續執行。這時，讓核心執行這個進程。在 Linux中，進程不是通過互相爭奪成為當前運行的進程，因為它們無法停止正在運行的其他進程而執行自身。每一個進程在它必須等待一些系統事件的時候會放棄 CPU。例如，一個進程可能不得不等待從一個文件中讀取一個字符，這個等待發生在核心態的系統調用中，進程使用了庫函數打開并讀文件，庫函數又執行系統調用從打開的文件中讀入字節。這時，等候的進程會被掛起，另一個合適的進程將會被選擇執行。由于進程經常調用系統調用，所以經常需要等待。由于即使進程執行到需要等待，也有可能會用去不均衡的 CPU時間，所以 Linux使用搶先式的調度。用這種方案，每一個進程允許運行少量一段時間，通常為 200毫秒，當這段時間過去，選擇另一個進程運行，原來的進程等待一段時間直到它又重新運行。這個時間段就叫做時間片。 調度程序的任務就是選擇當前可運行的進程中最值得運行的一個進程。一個可以運行的進程是一個只等待 CPU的進程。 Linux使用合理而簡單的基于優先級的調度算法在系統當前的進程中進行選擇。當它選擇了準備運行的新進程，就保存當前進程的狀態、與處理器相關的寄存器，以及其他需要保存的上下文信息到進程的task_struct數據結構中。然后恢復要運行的新的進程的狀態（又和處理器相關），把系統的控制交給這個進程。 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 22 為了公平地在系統中所有可以運行（ runnable）的進程之間分配 CPU時間，調度程序在每一個進程的 task_struct結構中保存了以下信息（參見 Linux核心源文件 kernel/ schedule()）。 ? Policy 進程的調度策略。 Linux有兩種類型的進程：普通和實時。實時進程比所有其他進程的優先級高。如果有一個實時的進程準備運行，那么它總是先被運行。實時進程有兩種策略：循環或先進先出（ round robin and first in first out）。在循環的調度策略下，每一個實時進程依次運行，而在先進先出的策略下，每一個可以運行的進程按照它在調度隊列中的順序運行，這個順序不會改變。 ? Priority 進程的調度優先級。也是指它允許運行時可以使用的時間量（ jiffies）。可以通過系統調用或者 renice命令來改變一個進程的優先級。 ? Rt_priority Linux支持實時進程。這些進程比系統中其他非實時的進程擁有更高的優先級。這個域允許調度程序賦予每一個實時進程一個相對的優先級。實時進程的優先級可以用系統調用來修改。 ? Counter 這是進程可以運行的時間量（ jiffies）。進程啟動的時候等于優先級（ priority）的數值，每一個時鐘周期遞減 1。 調度程序從核心的多個地方運行。它可以在把當前進程放到等待隊列之后運行，也可以在系統調用之后進程從核心態返回用戶態之前運行。需要運行調度程序的另一個原因是系統時鐘剛好把當前進程的計數器（ counter）置成 0。 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 23 每一次運行調度程序會完成以下工作： ? kernel work 運行 bottom half handler并處理系統的調度任務隊列。 ? Current poccess 在選擇另一個進程之前處理當前進程。 ? 如果當前進程的調度策略是循環則將它放到運行隊列的最后。 ? 如果任務是可中斷的而且它上次調度的時候收到過一個信號，將它的狀態變為 RUNNING。 ? 如果當前進程超時，將它的狀態成為 RUNNING。 ? 如果當前進程的狀態為 RUNNING則保持此狀態。 ? 將不是 RUNNING或者 INTERRUPTIBLE的進程從運行隊列中刪除。這意味著當調度程序查找最值得運行的進程時不會考慮這樣的進程。 ? Process Selection 查看運行隊列中的進程，查找最值得運行的進程。 ? Swap Processes 如果最值得運行的進程不是當前進程，當前進程必須被掛起，運行新的進程。一個進程運行時會使用系統的 CPU、寄存器和物理內存。每一次它調用例程都通過寄存器或者堆棧傳遞參數、保存數值等。 可見，當調度程序運行的時候，它是在當前進程的上下文中運行。它可能處于特權模式：核心態，但是它仍舊運行在當前進程的上下文中。當這個進程需要掛起時，它的所有機器狀態，包括程序計數器（ PC）和所有的處理器寄存器，必須存到進程的 task_struct數據結構中。然后，加載新進程的所有機器狀態。這種操作依賴于系統，不同 CPU的實現方法也不相同，不過，通常都是通過一些硬件的幫助來實現。 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 24 具體調度過程如下： schedule()函數首先掃描任務數組。通過比較每個就緒態（ TASK_RUNNING）任務的運行時間遞減計數 counter的值來確定當前哪個進程運行的時間最少。哪一個任務的 counter值大，就表示運行時間還不長，于是就選中該進程，并使用任務切換宏函數切換到該進程運行。 如果此時所有處于 TASK_RUNNING狀態進程的時間片都已經用完，系統就會根據每個進程的優先權值 priority，對系統中所有進程（包括正在睡眠的進程）重新計算每個任務需要運行的時間片值 counter。計算的公式是： counter ? counter/2 ? priority 然后 schedule()函數重新掃描任務數組中所有處于 TASK_RUNNING的狀態，重復上述過程，直到選擇出一個進程為止。最后調用 switch_to()執行實際的進程切換操作。 執行實際進程切換的任務由 switch_to()宏定義的一段匯編代碼完成。在進行切換之前， switch_to()首先檢查要切換到的進程是否就是當前進程，如果是，則什么也不做，直接退出。否則就把內核全局變量 current置為新任務的指針，然后完成上下文的切換。 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 25 5．進程的終止 當一個進程結束了運行或在半途終止了運行，那么內核就需要釋放該進程所占用的系統資源。這包括進程運行時打開的文件、申請的內存等。 當一個用戶程序調用 exit()系統調用時，則執行內核函數 do_exit()。該函數會首先釋放進程代碼段和數據段占用的內存頁面，關閉進程打開著的所有文件等。如果進程有子進程，則讓 init進程作為其所有子進程的父進程，然后把進程狀態置為僵死狀態 TASK_ZOMBIE，并向其原父進程發送 SIGCHLD信號，通知其某個子進程已經終止。最后 do_exit()調用調度函數去執行其他進程。由此可見，在進程被終止時，它的任務數據結構仍然保留著，因為其父進程還需要使用其中的信息。 子進程在執行期間，父進程通常使用 wait()或 waitpid()函數等待其某個子進程終止。當等待的子進程被終止并處于僵死狀態時，父進程就會把子進程運行所使用的時間累加到自己進程中。最終釋放已終止子進程任務數據結構所占用的內存頁面，并置空子進程在任務數組中占用的指針項。 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 26 內存管理 內存管理（ Memory Management）系統是操作系統中最為重要的部分，內存管理程序子系統負責控制進程對硬件內存資源的訪問。這是通過硬件內存管理單元（ Memory Management Unit， MMU）來完成的，該單元提供進程內存引用與計算機的物理內存之間的映射。內存管理程序子系統為每個進程都維護一個這樣的映射關系，使得兩個進程就可以訪問同一個虛擬內存地址，而實際使用的卻是不同的物理內存位置。此外，內存管理程序子系統支持交換，它把暫時不使用的內存頁面移出內存，存放到永久性存儲器（如硬盤存儲器）中，這樣，計算機就可以支持比物理內存要多的虛擬內存。 內存管理程序提供以下一些功能： ? 大地址空間 —— 用戶程序使用的內存數量可以超過物理上實際所有的內存數量。 ? 保護 —— 進程的內存是私有的，不能被其他進程所讀取和修改。而且，內存管理程序可以防止進程覆蓋代碼和只讀數據。 ? 內存映射 —— 可以把一個文件映射到虛擬內存區域，并把該文件當做內存來訪問。 ? 對物理內存的公平訪問 —— 內存管理程序確保所有的進程都能公平地訪問計算機的內存資源，這樣可以確保理想的系統性能。 ? 共享內存 —— 內存管理程序允許進程共享它們內存的一部分。 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 27 虛擬內存的抽象模型： 當處理器執行一個程序時，它從內存中讀取指令并解碼執行。當執行這條指令時，處理器可能會需要在內存的某一個位置讀取或存儲數據。進程不管是讀取指令還是存取數據都要訪問內存。 在一個虛擬內存系統中，所有程序涉及到的內存地址均為虛擬內存地址而不是機器的物理地址。處理器根據操作系統保存的一些信息將虛擬內存地址轉換為物理地址。為了讓這種轉換更容易地進行，虛擬內存和物理內存都分為大小固定的塊，叫做頁面（ Page）。每一個頁面有一個惟一的頁面號，叫做 PFN（ Page Frame Number）。 Linux在 Alpha AXP系統上使用 8K字節的頁，而在 Intel x86系統上使用 4K字節的頁。在這種分頁方式下，一個虛擬內存地址由兩部分組成：一部分是位移地址，另一部分是 PFN。每當處理器遇到一個虛擬內存地址時，都將會分離出位移地址和 PFN地址。然后再將 PFN地址轉換成物理地址，讀取其中的位移地址。處理器利用頁面表（ Page Tables）來完成上述的工作。 圖 X和進程 Y的虛擬內存示意圖。兩個進程分別有自己的頁面表。這些頁面表用來將進程的虛擬內存頁映射到物理內存頁中。可以看出，進程X的虛擬內存頁 0映射到了物理內存頁 1，進程 Y的虛擬內存頁 1映射到了物理內存4。頁面表的每個入口一般都包括以下的內容： ? 有效標志 —— 此標志用于標明頁面表入口是否可以使用。 ? 物理頁面號 —— 頁面表入口描述的物理頁面號。 ? 存取控制信息 —— 用來描述頁面如何使用，例如，是否可寫，是否包括可執行代碼等 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 28 第 2章 嵌入式 LINUX操作系統 29 處理器讀取頁面表時，使用虛擬內存頁號作為頁面表的位移，例如，虛擬內存頁 5是頁面表的第 6個元素。 在將虛擬內存地址轉換成物理內存地址時，處理器首先將虛擬內存地址分解為 PFN和位移值。例如，在圖 ，一個頁面的大小是 0x2021字節（十進制的8192），那么進程 Y的一個虛擬內存地址 0x2194將被分解成虛擬內存頁號 PFN為 1和位移 0x194。 然后處理器使用 PFN作為進程頁面表的位移值來查找頁面表的入口。如果該入口是有效入口，處理器則從中取出物理內存的頁面號。如果入口是無效入口，處理