1.linux内核源码:文件系统——可执行文件的内内核加载和执行
2.linux内核$(kallsyms.o)详解续篇 --- 内核符号表的生成和查找过程
3.Linux内核源码分析:Linux进程描述符task_ struct结构体详解
4.详解Linux内核架构和工作原理,一文看懂内核
5.简单概括Linux内核源码高速缓存原理(图例解析)
6.从Linux内核源码的核源角度深入解释进程(图例解析)
linux内核源码:文件系统——可执行文件的加载和执行
本文深入探讨Linux内核源码中文件系统中可执行文件的加载与执行机制。与Windows中的码详PE格式和exe文件不同,Linux采用的源码是ELF格式。尽管这两种操作系统都允许用户通过双击文件来执行程序,详解但Linux的内内核建站用cms源码实现方式和底层操作有所不同。
在Linux系统中,核源双击可执行文件能够启动程序,码详这背后涉及一系列复杂的源码底层工作。首先,详解我们简要了解进程间的内内核数据访问方式。在用户态运行时,核源ds和fs寄存器指向用户程序的码详数据段。然而,源码当代码处于内核态时,详解ds指向内核数据段,而fs仍然指向用户态数据段。为了确保正确访问不同态下的数据,需要频繁地调整fs寄存器的值。
当用户输入参数时,这些信息需要被存储在进程的内存空间中。Linux为此提供了KB的个页面内存空间,用于存放用户参数和环境变量。通过一系列复制操作,参数被安全地存放到了进程的内存中。尽管代码实现可能显得较为复杂,但其核心功能与传统复制函数(如memcpy)相似。
为了理解参数和环境变量的处理,我们深入探讨了如何通过不同fs值来访问内存中的变量。argv是一个指向参数的指针,argv*和argv**指向不同的地址,它们可能位于内核态或用户态。在访问这些变量时,需要频繁地切换fs值,以确保正确读取内存中的数据。通过调用set_fs函数来改变fs值,并在读取完毕后恢复,实现不同态下的数据访问。
在Linux的加载过程中,参数和环境变量的处理涉及到特定的算法和逻辑,以确保正确解析和执行程序。例如,通过检查每个参数是否为空以及参数之间的空格分隔,来计算参数的数量。同时,文件的头部信息对于识别文件类型至关重要。早期版本的Linux文件头部信息相当简单,仅包含几个字段。这些头部信息为操作系统提供了识别文件类型的基础。
为了实现高效文件执行,Linux使用了一系列的内存布局和管理技术。在执行文件时,操作系统负责将参数列表、环境变量、栈、数据段和代码段等组件放入进程的内存空间。这种布局确保了程序能够按照预期运行。
最后,文章提到了一些高级技术,如线程切换、仿面具 交友 源码内存管理和文件系统操作,这些都是Linux内核源码中关键的部分。尽管这些技术在日常编程中可能不常被直接使用,但它们对于理解Linux的底层工作原理至关重要。通过深入研究Linux内核源码,开发者能够更全面地掌握操作系统的工作机制,从而在实际项目中提供更高效、更安全的解决方案。
linux内核$(kallsyms.o)详解续篇 --- 内核符号表的生成和查找过程
在内核中,维护着一张符号表,记录着内核中的所有符号,包括函数与全局变量的地址与名称。这张表嵌入在内核镜像中,供内核运行时随时查找符号名。通过调用__print_symbol,内核代码能打印出符号名。 接下来,我们将详细解析内核符号表的生成与查找过程。系统映像文件与/proc/kallsyms的区别与联系
系统映像文件(System.map)在编译内核时生成,记录了内核中的所有符号及其在内存中的虚拟地址。文件由scripts/mksysmap脚本生成,依赖于nm命令。系统映像文件的每条记录包括地址、符号类型与符号名。符号类型包括函数、全局变量等。 而/proc/kallsyms文件是在内核启动后自动生成,位于/proc目录下,其代码实现于kernel/kallsyms.c。区别在于它包含了内核模块的符号列表,并且允许用户态访问,非内核常规操作。通常,我们只需关注_stext ~ _etext 和 _sinittext ~ _einittext之间的符号。内核符号表的生成与查找
内核在运行过程中可能需要查找地址对应的函数名,如Oops或调试信息输出。但内核并未依赖System.map或/proc/kallsyms文件,而是通过vmlinux中的符号表(.tmp_vmlinux2.o)实现快速查找。内核符号表结构
内嵌符号表通过scripts/kallsyms工具生成,源码位于kallsyms.c。该表包含6个全局变量:kallsyms_addresses、kallsyms_num_syms、kallsyms_names、kallsyms_token_table、kallsyms_token_index与kallsyms_markers。其中,kallsyms_addresses记录所有符号地址,kallsyms_num_syms统计符号数量,kallsyms_names存放符号名,kallsyms_token_table与kallsyms_token_index用于压缩存储高频率字符串。压缩算法与优化
内核使用压缩算法减少存储开销,将高频率字符串表示为token,并通过kallsyms_token_table与kallsyms_token_index实现压缩与解压。kallsyms_markers将符号每个分组,加速查找过程。查找过程实例与源码分析
举例说明查找地址0xc对应的符号名。首先在System.map中定位到该地址位于__create_page_tables与__enable_mmu之间。在.tmp_kallsyms2.S文件中,利用二分查找定位符号地址,资金动量公式源码然后通过kallsyms_names与kallsyms_markers加速查找过程。最后解析压缩的符号名,得到结果为__enable_mmu。内核模块符号查找
内核模块在启动时动态加载,其符号表存储在struct module结构中,所有已加载模块的struct module结构构成全局链表。查找内核模块中的符号时,调用kallsyms_lookup()函数,模块符号查找由get_ksymbol()函数完成。Linux内核源码分析:Linux进程描述符task_ struct结构体详解
Linux内核通过一个task_struct结构体来管理进程,这个结构体包含了一个进程所需的所有信息。它定义在include/linux/sched.h文件中,包含许多字段,其中state字段表示进程的当前状态。常见的状态包括运行、阻塞、等待信号、终止等。进程状态的切换和原因可通过内核函数进行操作。PID是系统用来唯一标识正在运行的每个进程的数字标识,tgid成员表示线程组中所有线程共享的PID。进程内核栈用于保存进程在内核态执行时的临时数据和上下文信息,通常为几千字节。内核将thread_info结构与内核态线程堆栈结合在一起,占据连续的两个页框,以便于访问线程描述符和栈。获取当前运行进程的thread_info可通过esp栈指针实现。thread_info结构包含task字段,指向进程控制块(task_struct)。task_struct结构体的flags字段用于记录进程标记或状态信息,如创建、超级用户、核心转储、信号处理、退出等。而real_parent和parent成员表示进程的亲属关系,用于查找和处理进程树中的亲属关系。
详解Linux内核架构和工作原理,一文看懂内核
Linux内核架构和工作原理详解
Linux内核扮演着关键的角色,其主要任务是将应用程序的请求传递给硬件,并充当底层驱动程序,对系统中的各种设备和组件进行寻址。其动态装卸(裁剪)功能允许内核模块在运行时加载和卸载,从而动态地添加或删除内核的特性。Linux内核的结构设计旨在实现高效且可移植的操作系统。
了解Linux内核的最佳预备知识包括理解C语言、一些操作系统的知识、少量相关算法以及计算机体系结构。Linux内核的特点是结合了Unix操作系统的一些基础概念,形成了一个资源管理程序,负责将可用的共享资源(如CPU时间、磁盘空间、网络连接等)分配给各个系统进程。内核提供了一组面向系统的命令,系统调用对于应用程序来说,就像调用普通函数一样。
Linux内核基于微内核和宏内核策略实现。微内核的基本功能由中央内核实现,而所有其他功能则委托给独立进程,2020最新小说源码通过明确定义的通信接口与中心内核通信。宏内核则内核的所有代码,包括子系统(如内存管理、文件管理、设备驱动程序)都打包到一个文件中,目前支持模块的动态装卸。
内核机制在多个地方得到应用,包括进程之间的通信、进程间切换、进程的调度等。进程采用层次结构,每个进程依赖于一个父进程。内核启动init程序作为第一个进程,负责进一步的系统初始化操作,init进程作为进程树的根,所有进程都直接或间接起源于该进程。系统中每个进程都拥有唯一标识符(ID),用户(或其他进程)可以使用ID来访问进程。
Linux内核源代码包括三个主要部分:系统调用接口、进程管理、内存管理、虚拟文件系统、网络堆栈、设备驱动程序、硬件架构的相关代码。系统调用接口提供执行从用户空间到内核的函数调用机制。进程管理重点是进程执行,通过创建、停止和通信同步进程。内存管理关注内存的高效管理,虚拟文件系统提供通用的文件系统接口抽象。网络堆栈遵循分层体系结构设计,实现各种网络协议。设备驱动程序能够运行特定的硬件设备。
Linux内核的结构分为用户空间和内核空间,用户空间包括用户应用程序和C库,内核空间包括系统调用、内核以及依赖于体系结构的代码。为了保护内核安全,现代CPU通常实现了不同工作模式,而Linux通过将系统分成两部分,即用户空间和内核空间,实现了这一目标。
Linux驱动的platform机制提供了一种将资源注册进内核、统一管理资源,并在驱动程序中通过标准接口申请和使用的机制。这种机制提高了驱动和资源管理的独立性、可移植性和安全性。platform机制与传统的驱动机制相比,具有明显的优势,能够将非总线型的soc设备添加到虚拟总线上,实现总线——设备——驱动模式的普及。
Linux内核的体系结构设计旨在平衡资源管理、可移植性和稳定性。内核模块的动态加载和卸载功能进一步增强了Linux内核的灵活性,允许在运行时添加或删除内核特性,提高系统的适应性和响应性。通过深入理解Linux内核架构和工作原理,开发者能够更好地利用内核资源,答案搜索程序源码优化系统性能,并为用户提供更加稳定、高效的操作环境。
简单概括Linux内核源码高速缓存原理(图例解析)
高速缓存(cache)概念和原理涉及在处理器附近增加一个小容量快速存储器(cache),基于SRAM,由硬件自动管理。其基本思想为将频繁访问的数据块存储在cache中,CPU首先在cache中查找想访问的数据,而不是直接访问主存,以期数据存放在cache中。
Cache的基本概念包括块(block),CPU从内存中读取数据到Cache的时候是以块(CPU Line)为单位进行的,这一块块的数据被称为CPU Line,是CPU从内存读取数据到Cache的单位。
在访问某个不在cache中的block b时,从内存中取出block b并将block b放置在cache中。放置策略决定block b将被放置在哪里,而替换策略则决定哪个block将被替换。
Cache层次结构中,Intel Core i7提供一个例子。cache包含dCache(数据缓存)和iCache(指令缓存),解决关键问题包括判断数据在cache中的位置,数据查找(Data Identification),地址映射(Address Mapping),替换策略(Placement Policy),以及保证cache与memory一致性的问题,即写入策略(Write Policy)。
主存与Cache的地址映射通过某种方法或规则将主存块定位到cache。映射方法包括直接(mapped)、全相联(fully-associated)、一对多映射等。直接映射优点是地址变换速度快,一对一映射,替换算法简单,但缺点是容易冲突,cache利用率低,命中率低。全相联映射的优点是提高命中率,缺点是硬件开销增加,相应替换算法复杂。组相联映射是一种特例,优点是提高cache利用率,缺点是替换算法复杂。
cache的容量决定了映射方式的选取。小容量cache采用组相联或全相联映射,大容量cache采用直接映射方式,查找速度快,但命中率相对较低。cache的访问速度取决于映射方式,要求高的场合采用直接映射,要求低的场合采用组相联或全相联映射。
Cache伪共享问题发生在多核心CPU中,两个不同线程同时访问和修改同一cache line中的不同变量时,会导致cache失效。解决伪共享的方法是避免数据正好位于同一cache line,或者使用特定宏定义如__cacheline_aligned_in_smp。Java并发框架Disruptor通过字节填充+继承的方式,避免伪共享,RingBuffer类中的RingBufferPad类和RingBufferFields类设计确保了cache line的连续性和稳定性,从而避免了伪共享问题。
从Linux内核源码的角度深入解释进程(图例解析)
进程,作为操作系统的基本概念,是程序执行过程的体现,自计算机诞生以来,其工作原理沿用冯诺依曼架构。从代码编译生成的可执行文件在特定环境中加载到内存,便构成了一个执行中的进程。进程的生命周期涉及启动、状态转换、执行和退出等阶段。在Linux中,进程的创建始于fork调用,通过复制当前进程生成新进程,接着通过exec初始化新进程地址空间,进入就绪状态等待调度。
进程在操作系统中被抽象为task_struct,这个庞大的结构体,即进程描述符,记录了进程的全部属性和操作,包括进程ID(pid)和状态。查看进程ID和父进程ID可以通过特定命令。状态字段通过long类型表示,其他细节可以通过源码深入探究。
创建进程涉及fork和copy_process函数,fork仅复制轻量级信息,使用写时复制技术避免数据冲突。fork后的子进程在必要时通过exec开始独立执行。在Linux中,线程和进程本质上是相同的,区别在于资源的共享程度。
进程调度采用抢占式策略,如CFS(完全公平调度)通过虚拟运行时来实现公平调度,通过时间记账和红黑树组织队列来高效选择进程。进程退出时,会清理资源并可能转化为孤儿进程,由特定进程接管。理解这些原理有助于深入理解Linux内核对进程的管理机制。
Linux内核源码解析---万字解析从设计模式推演per-cpu实现原理
引子
在如今的大型服务器中,NUMA架构扮演着关键角色。它允许系统拥有多个物理CPU,不同NUMA节点之间通过QPI通信。虽然硬件连接细节在此不作深入讨论,但需明白每个CPU优先访问本节点内存,当本地内存不足时,可向其他节点申请。从传统的SMP架构转向NUMA架构,主要是为了解决随着CPU数量增多而带来的总线压力问题。
分配物理内存时,numa_node_id() 方法用于查询当前CPU所在的NUMA节点。频繁的内存申请操作促使Linux内核采用per-cpu实现,将CPU访问的变量复制到每个CPU中,以减少缓存行竞争和False Sharing,类似于Java中的Thread Local。
分配物理页
尽管我们不必关注底层实现,buddy system负责分配物理页,关键在于使用了numa_node_id方法。接下来,我们将深入探索整个Linux内核的per-cpu体系。
numa_node_id源码分析获取数据
在topology.h中,我们发现使用了raw_cpu_read函数,传入了numa_node参数。接下来,我们来了解numa_node的定义。
在topology.h中定义了numa_node。我们继续跟踪DECLARE_PER_CPU_SECTION的定义,最终揭示numa_node是一个共享全局变量,类型为int,存储在.data..percpu段中。
在percpu-defs.h中,numa_node被放置在ELF文件的.data..percpu段中,这些段在运行阶段即为段。接下来,我们返回raw_cpu_read方法。
在percpu-defs.h中,我们继续跟进__pcpu_size_call_return方法,此方法根据per-cpu变量的大小生成回调函数。对于numa_node的int类型,最终拼接得到的是raw_cpu_read_4方法。
在percpu.h中,调用了一般的read方法。在percpu.h中,获取numa_node的绝对地址,并通过raw_cpu_ptr方法。
在percpu-defs.h中,我们略过验证指针的环节,追踪arch_raw_cpu_ptr方法。接下来,我们来看x架构的实现。
在percpu.h中,使用汇编获取this_cpu_off的地址,代表此CPU内存副本到".data..percpu"的偏移量。加上numa_node相对于原始内存副本的偏移量,最终通过解引用获得真正内存地址内的值。
对于其他架构,实现方式相似,通过获取自己CPU的偏移量,最终通过相对偏移得到pcp变量的地址。
放入数据
讨论Linux内核启动过程时,我们不得不关注per-cpu的值是如何被放入的。
在main.c中,我们以x实现为例进行分析。通过setup_percpu.c文件中的代码,我们将node值赋给每个CPU的numa_node地址处。具体计算方法通过early_cpu_to_node实现,此处不作展开。
在percpu-defs.h中,我们来看看如何获取每个CPU的numa_node地址,最终还是通过简单的偏移获取。需要注意如何获取每个CPU的副本偏移地址。
在percpu.h中,我们发现一个关键数组__per_cpu_offset,其中保存了每个CPU副本的偏移值,通过CPU的索引来查找。
接下来,我们来设计PER CPU模块。
设计一个全面的PER CPU架构,它支持UMA或NUMA架构。我们设计了一个包含NUMA节点的结构体,内部管理所有CPU。为每个CPU创建副本,其中存储所有per-cpu变量。静态数据在编译时放入原始数据段,动态数据在运行时生成。
最后,我们回到setup_per_cpu_areas方法的分析。在setup_percpu.c中,我们详细探讨了关键方法pcpu_embed_first_chunk。此方法管理group、unit、静态、保留、动态区域。
通过percpu.c中的关键变量__per_cpu_load和vmlinux.lds.S的链接脚本,我们了解了per-cpu加载时的地址符号。PERCPU_INPUT宏定义了静态原始数据的起始和结束符号。
接下来,我们关注如何分配per-cpu元数据信息pcpu_alloc_info。percpu.c中的方法执行后,元数据分配如下图所示。
接着,我们分析pcpu_alloc_alloc_info的方法,完成元数据分配。
在pcpu_setup_first_chunk方法中,我们看到分配的smap和dmap在后期将通过slab再次分配。
在main.c的mm_init中,我们关注重点区域,完成map数组的slab分配。
至此,我们探讨了Linux内核中per-cpu实现的原理,从设计到源码分析,全面展现了这一关键机制在现代服务器架构中的作用。
一文深入了解Linux内核源码pdflush机制
在进程安全监控中,遇到进程长时间处于不可中断的睡眠状态(D状态,超过8分钟),可能导致系统崩溃。这种情况下,涉及到Linux内核的pdflush机制,即如何将内存缓存中的数据刷回磁盘。pdflush线程的数量可通过/proc/sys/vm/nr_pdflush_threads调整,范围为2到8个。
当内存不足或需要强制刷新时,脏页的刷新会通过wakeup_pdflush函数触发,该函数调用background_writeout函数进行处理。background_writeout会监控脏页数量,当超过脏数据临界值(脏背景比率,通过dirty_background_ratio调整)时,会分批刷磁盘,直到比率下降。
内核定时器也参与脏页刷新,启动wb_timer定时器,周期性地检查脏页并刷新。系统会在脏页存在超过dirty_expire_centisecs(可以通过/proc/sys/vm/dirty_expire_centisecs设置)后启动刷新。用户态的WRITE写文件操作也会触发脏页刷新,以平衡脏页比率,避免阻塞写操作。
总结系统回写脏页的三种情况:定时器触发、内存不足时分批写、写操作触发pdflush。关键参数包括dirty_background_ratio、dirty_expire_centisecs、dirty_ratio和dirty_writeback_centisecs,它们分别控制脏数据比例、回写时间、用户自定义回写和pdflush唤醒频率。
在大数据项目中,写入量大时,应避免依赖系统缓存自动刷回,尤其是当缓存不足以满足写入速度时,可能导致写操作阻塞。在逻辑设计时,应谨慎使用系统缓存,对于对性能要求高的场景,建议自定义缓存,同时在应用层配合使用系统缓存以优化高楼贴等特定请求的性能。预读策略是提升顺序读性能的重要手段,Linux根据文件顺序性和流水线预读进行优化,预读大小通过快速扩张过程动态调整。
最后,注意pread和pwrite在多线程io操作中的优势,以及文件描述符管理对性能的影响。在使用pread/pwrite时,即使每个线程有自己的文件描述符,它们最终仍作用于同一inode,不会额外提升IO性能。
Linux内核源码分析:Linux内核版本号和源码目录结构
Linux内核版本和源码目录结构对于理解其内部设计至关重要。内核分为稳定版和开发版,版本号由主版本、次版本和修订版本组成,次版本号用于区分两者。内核代码分散在庞大的源码中,组织在个C文件和若干个特定目录下。
Linux源码的根目录下,首先是arch目录,负责屏蔽不同体系结构间的差异,如虚拟地址翻译函数switch_mm。block目录存放通用的块设备驱动程序,如硬盘和U盘的读写操作。驱动程序通常在drivers目录,但块设备驱动被独立出来,因为它们的读写逻辑通用。certs目录用于存储认证和签名相关的代码,保障系统安全。
内核模块是Linux 2.2版本后引入的概念,以.so文件形式独立,根据需要动态加载,带来灵活性但也增加了安全风险。crypto目录包含加密和压缩算法,保障数据安全。Documentation目录提供内核模块的文档和规范,drivers目录存放硬件驱动,fs目录处理文件系统,init目录负责内核初始化,ipc目录负责进程间通信,kernel目录包含核心功能代码,lib目录是内核的库函数集,mm目录负责内存管理,net目录处理网络协议,samples目录包含示例代码,scripts目录是编译和调试工具,security目录负责安全机制,sound目录负责音频处理,tools目录包含开发工具,usr目录是用户打包,virt目录关注虚拟化,LICENSE目录则记录了许可证信息。
除了目录,源码中还有COPYING(版权声明)、CREDIT(贡献者名单)、Kbuild(构建配置)、MAINTAINERS(维护者信息)、Makefile(编译指令)和README(基本信息)等文件,它们分别提供了内核使用、贡献者认可、构建指导和基本介绍。这些组织结构使得Linux内核源码易于理解和维护。
剖析Linux内核源码解读之《配置与编译》
Linux内核的配置与编译过程详解如下:配置阶段
首先,从kernel.org获取内核源代码,如在Ubuntu中,可通过`sudo apt-get source linux-$(uname -r)`获取到,源码存放在`/usr/src/`。配置时,主要依据`arch//configs/`目录下的默认配置文件,使用`cp`命令覆盖`/boot/config`文件。配置命令有多种,如通过`.config`文件进行手动修改,但推荐在编译前进行系统配置。配置时注意保存配置,例如使用`/proc/config.gz`,以备后续需要。编译阶段
内核编译涉及多种镜像类型,如针对ARM的交叉编译,常用命令是特定的。编译过程中,可能会遇到错误,需要针对具体问题进行解决。编译完成后,将模块和firmware(体系无关)分别存入指定文件夹,记得为某些硬件添加对应的firmware文件到`lib/firmware`目录。其他内容
理解vmlinux、vmlinuz(zImage, bzImage, uImage)之间的关系至关重要。vmlinuz是压缩后的内核镜像,zImage和bzImage是vmlinuz的压缩版本,其中zImage在内存低端解压,而bzImage在高端解压。uImage是uBoot专用的,是在zImage基础上加上特定头信息的版本。