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Linux内核学习
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2024-09-09
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Linux内核精讲
1.linux系统概括
2.Linux中断机制
3.进程管理
1.进程的运转方式：
2.如何进行创建一个新的进程
3.进程调度
4.进程的退出/销毁
5.进程间通信IPC
4.Linux操作系统的引导
5.Linux文件系统
6.Linux高速缓冲区
7.inode节点
8.Linux内存管理
9.Linux驱动
字符设备驱动
子系统驱动
MISC和platform驱动
linux项目-电子相框(Kindle系统构架)
u-boot移植项目
虚拟化
C++智能指针
Linux客户端与服务端应用
Linux进程管理
CFS调度器
操作系统一些命令

Linux内核精讲

1.linux系统概括

1.操作系统的结构

2.操作系统的工作方式:

  1. 把操作系统从用户态 切换到 内核态(用户应用程序 到 内核的流程)
  2. 实现操作系统的系统调用(操作系统服务层)
  3. 应用操作系统提供的底层函数，进行功能实现
    • 操作系统的驱动结构
  4. 退出后从内核态切换到用户态

3.操作系统内核中各级模块的相互关联

  1. Linux内核的整体模块:进程调度模块 、内存管理模块、文件系统模块、进程间通信模块、驱动管理模块
  2. 每个模块间的关系(互相调用)
    1. 内存管理和驱动管理模块 虚拟内存的缓存和回存机制
    2. VFS 虚拟文件系统 把硬件当成文件来进行使用

4.操作系统结构的独立性

  1. 管理层，只负责管理。
  2. 实现层，负责具体代码实现。

5.高低版本的内核之间的区别：

  1. 多的是内核驱动的种类，内核驱动的管理模式并没有巨大的改变(一段时间3个阶段的跳段 零散型 分层型 设备树)。
  2. 进程的调度算法发生了改变，进程的管理方式并没有巨大的改变。

2.Linux中断机制

分类：硬件中断和软件中断；

linux内核0.11版本： image.png

中断的工作流程(入栈 执行 出栈)：

  1. CPU工作模式的转化(arm有7种工作模式，快中断、慢中断···)。
  2. 进行寄存器的拷贝和压栈，保存当前上下文。
  3. 中断异常向量表种找到对应的中断向量。
  4. 保存正常运行的函数返回地址。
  5. 调转到对应的中断服务函数上运行。
  6. 进行模式复原以及寄存器的复原。
  7. 跳转回正常工作的函数地址继续运行。

3.进程管理

1.进程的运转方式：

jiffies：系统滴答，CPU内部有一个RTC时钟，会在上电的时候调用mktime函数算出从1970年1月1日0时开始到当前开机点所过的秒数。给mktime函数传来的时间结构体是由初始化时从rtc或者cmos中读出的参数，转化为时间存入全局变量中，并且会为jiffies所用。

jiffies是系统的一个滴答，一个滴答是10ms。每个滴答引发一个中断：

  1. 首先进行jiffies自加；
  2. 调用do_timer函数：
    1. 计算用户/内核运行时间；
    2. 判断定时器链表中有没有事件满足，如果有就执行；
    3. 事件片调度，counter最大的进程先执行，执行完所有进程后进行新一轮的时间片分配(0.11版本内核是优先级时间片轮转调度算法)；

image.png

2.如何进行创建一个新的进程

前置知识：

task_struct进程结构体(状态、时间片、优先级、tss结构体等；)：

image.png

内存：

  1. LDT(局部描述符)段：代码段+数据段；
  2. TSS段：每个进程都有这样一个结构体，用于保存当前进程寄存器的值和结果；
  3. 堆栈：栈存放局部变量，向下生长；堆由用户分配释放；

上电进行一些初始化之后会执行init/main.c中的main函数，里面进行内存的拷贝(引导)、内存初始化、trap初始化、块设备驱动初始化、字符设备驱动初始化、调度初始化(初始化task链表)、软盘初始化，然后转移到用户态，因为此处不能被抢占，进程在内核态运行是不能被抢占的。然后创建0号进程，进程执行打开标准输入/输出/错误控制台，然后再创建1号进程打开/etc/rc文件，并执行shell(后面用另外一种方式又打开了一下避免没有被打开)。最后运行for(;;) pause();在没有其他进程运行时，运行0号进程。

进程的创建是系统的调用(中断)： 给当前要创建的进程分配一个进程号find_empty_process()。然后就是对0号进程或者当前进程的task_struct和栈堆复制copy_process()。 image.png

3.进程调度

进程状态： image.png

调度代码(优先级时间片轮转调度算法)： image.png

进程切换switch_to():

  1. 将需要切换的进程赋值给当前进程指针；
  2. 进行进程的上下文切换(切换tss段为新进程的值+新进程堆栈的值)；

sleep_on() // 休眠任务链表，等待资源

wake_up() // 从不可中断状态变为运行状态

4.进程的退出/销毁

  1. do_exit销毁函数释放进程的代码段和数据段和堆栈段；
  2. 关闭进程打开的所有文件，对当前的目录和i节点进行同步(文件操作)；
  3. 如果当前要销毁的进程有子进程，那么就让1号进程作为新的父进程(init进程创建的)；
  4. 如果当前进程是一个会话头进程，则会终止会话中的所有进程;
  5. 改变当前进程的运行状态，变成TASK ZOMBIE僵死状态，并且向其父进程发送SIGCHLD信号。
  6. 父进程在运行子进程的时候 一般都会运行wait waitpid这两个函数(父进程等待某个子进程终止),当父进程收到SIGCHLD信号时父进程会终止僵死状态的子进程;
  7. 首先父进程会把子进程的运行时间累加到自己的进程变量中;
  8. 把对应的子进程的进程描述结构体进行释放，置空任务数组中的空槽;

内核代码：

image.png

kill信号：

image.png

image.png

5.进程间通信IPC

  1. 管道，单向通信，是内存的数据，是看不见的，无法根据文件系统查看。
  2. 命名管道，单向通信，相当于一个文件，文件系统可以看到。
  3. 消息队列，属于内核的一个组件，进程A把消息提交给消息队列，通过内核通知把消息通知到进程B。
  4. 信号量，父子进程之间通信的，只作为一个flag，一个标识。
  5. 共享内存，两个进程共享一块内存，共同使用一个指针地址指向该块内存。

4.Linux操作系统的引导

BIOS/Bootloader:

由PC机的BIOS(0xFFFFO是BIOS存储的总线地址)把bootsect从在磁盘拿到了内存中的0x7c00地址，并且进行了一系列的硬件初始化和参数设置。

bootsect.s：磁盘引导块程序，在磁盘的第一个扇区中的程序(0磁道 0磁头 1扇区)，被BIOS加载到0x7c00地址后，自己将自己剪切到0x9000地址处。

作用:首先将后续的setup.s代码从磁盘中加载到紧接着bootsect.s的地方 在显示屏上显示loading system 再将system(内核代码)模块加载到0x1000的地方最后跳转到setup.s中去运行。

setup.s:解析BIOS/BOOTLOADER传递来的参数（光标位置/显存大小/显示参数/硬盘参数/根文件系统），设置系统内核运行的LDT和IDT(中断描述符寄存器)和GDT全局描述符寄存器。设置中断控制芯片，进入保护模式运行，跳转到system模块的最前面的代码运行（head.s）。

head.s:加载内核运行时的各数据段寄存器，重新设置中断描述符表，开启内核正常运行时的协处理器资源，设置内存管理的分页机制，跳转到main.c开始运行。

main.c: image.png

上电进行一些初始化之后会执行init/main.c中的main函数，里面进行内存的拷贝(引导)、内存初始化、trap初始化、块设备驱动初始化、字符设备驱动初始化、调度初始化(初始化task链表)、软盘初始化，然后转移到用户态，因为此处不能被抢占，进程在内核态运行是不能被抢占的。然后创建0号进程(init()函数)，进程执行打开标准输入/输出/错误控制台，然后再创建1号进程打开/etc/rc文件，并执行shell(后面用另外一种方式又打开了一下避免没有被打开)。最后运行for(;;) pause();在没有其他进程运行时，运行0号进程。

init()函数： image.png

操作系统的移植过程：

  1. 进行操作系统初始化的适配，让main能在板卡上跑起来(设置内存分配、硬件初始化用到的参数)；
  2. 进程驱动的移植；

总结:

  1. machine desc结构体，用于linux做设备板子的识别结构体，这些结构体被限定在了内存的某一片区域。
  2. 并且通过UBO0T传过来的参数进行该结构体的配置(通过检索taglist(存放硬件参数)的方式来设置)。
  3. 并且在移植Linux的时候 也要对结构体的变量进行赋值。
  4. 并且在之后的启动或其他函数中对该结构体的变量进行调用。

硬件的信息存放在machine_desc结构体中。

3.x版本内核的引导过程从以下三个角度分析：

  1. 内核如何进行多平台的适配，在内核中是如何认识这些板子的?结构体machine_desc。
  2. 内核启动的整体流。
  3. 认识一种高效的编程结构(代码段)。

链接脚本：vmlinux.lds.S指定了代码段。

宏定义：#define MACHINE_START(_type, _name) xxxx,为了从代码段中获得硬件架构信息。

结构体machine_desc，用于Linux做设备板子的识别结构体，这些结构体被限定在了内存的某一块区域，并且通过UBOOT传过来的参数进行该结构体的配置，并且在移植Linux的时候，也要对结构体的变量进行赋值，并且在之后的启动或其他函数中对结构体的变量进行调用。

lookup_processor_type_data

__mmap_switched:将旧的地址转化为虚拟地址(代码重定义)。

setup_arch:创建CPU指令集描述结构体、从指定的内存中获取到该描述结构体、将获取到的GPU名字赋值给一个全局变量、使用当前函数进行UBOOT的taglist的参数解析、找到一个移植Linux时写的最适合的machine_desc结构体，并且返回。

static noinline int init_post(void)：系统运行的第一个应用程序(根文件系统的挂接)。

5.Linux文件系统

概念：是磁盘管理的目录、是Linux中操作所有硬件设备的方式、系统的功能机制。

也是一个应用程序，Linux内核初始化之后，运行的第一个应用程序。

文件系统作用：

  1. 提供磁盘管理服务；
  2. glibc设备节点，就是mknod挂载硬件设备的驱动；
  3. 配置文件/etc/init.d/rcS，配置了开机运行什么软件，载入什么界面，执行什么命令；还有/sys/中开机要挂载的设备节点，eg: USB、光驱等。
  4. 应用程序shell命令(所有shell命令都在文件系统中)；

Android就是Linux多了个文件系统，实际上是多了lib和framework，包括glibc、OpenGL图形化库、media_framework媒体框架库、虚拟机、架构代码(对多种服务进行封装)。

busybox文件系统：

new_init_action()

run_actions()

__setup_param()

UBOOT传入了很多的参数，tagglist，被解析为多个setup段，存放在.init.setup的代码段中，形式为CMD字符串和命定对应的处理函数。在两个函数obsolete_checksetup(处理early为0的)和do_early_param(处理early不为0的)中进行了所有存放在.init.setup代码段的命令执行。针对各种setup段的CMD进行全局变量的赋值。

内核启动文件系统后，文件系统的工作流程：

内核启动的第一个应用程序是根文件系统，根文件系统首先在init_main()函数设置了一些信号，即使用run_actions执行某些信号，如重启、关机等。内核一般调用文件系统的时候不传入参数，就会运行parse_inittab()函数来解析inittab。如果永和自己定义了就打开，如果没有配置就执行默认的配置(new_init_action())，这里做的事情就是创建init_action结构体节点，并且把inittab中所有的配置项解析的init_action节点形成一个init_action_list，每一个节点都是inittab的一个配置项，每个配置项都有自己的action和命令脚本。后面做的事情就是执行这些命令(有的执行一次 有的等待 有的一直运行...)，最后根文件系统执行的就是shell一直循环等待用户的命令。

image.png

一个最小文件系统都需要什么东西：

  1. /dev/console
  2. run_init_process()linuxrc程序(init_main()函数)
  3. /etc/init.d/rcs--脚本
  4. shell命令所用到的函数--busybox
  5. busybox的响应函数运行，需要标准库支持，所以要有glibc

Linux中使用文件系统都分那几个部分

  1. 有关Linux中高速缓冲区的管理程序 buffer.c,文件系统一般跟高速缓冲区打交道，高速缓冲区再和硬盘。比如分页机制，一页4k。
  2. 文件系统的底层通用函数(对于硬盘的读写 分配 释放 目录节点管理inode 内存与磁盘的映射)
  3. 对文件数据进行读写操作的模块(VFS虚拟文件系统 硬件驱动和文件系统的关系 pipe 块设备的读取)
  4. 文件系统与其他程序的接口实现(fopen close create等)

文件系统的基本概念

磁盘中要有目录的映射，我们把磁盘分成盘片

每一个盘片都有一个文件系统的子系统(章节目录)，由以下几部分组成:

  1. 引导块:用来引导设备的，可以为空，但要空出来位置
  2. 超级块:是该文件子系统的描述符(记录盘片的逻辑块位图/i节点位图的地址，通过设备号可以获得)
  3. i节点位图:每一位对应inode节点的使用情况
  4. 逻辑块位图:每一位对应一个逻辑块的使用情况
  5. inode节点:一个结构体，存储文件的索引点、属性、文件名、修改时间、对应的磁盘块(即目录与磁盘的桥接+属性)
  6. 逻辑块数据区:存储数据的

image.png

6.Linux高速缓冲区

高速缓冲区的管理要素

  1. 映射关系，和磁盘之间的映射关系
  2. 应用程序与高速缓冲区的交互API，fopen、read、write
  3. 高速缓冲区与磁盘的交互API(循环链表+哈希表+单链表)

高速缓冲区工作流程

高速缓冲区中存储着对应的块设备驱动的数据，当从块设备中读取数据的时候，OS首先会从高速缓冲区中进行检索，如果没有则从块设备中读出数据，如果有并且是最新的，就直接和该高速缓冲区进行数据交互。

高速缓冲区和磁盘块一一对应

缓冲区可以分为低区和高区，低区(buffer_head结构体)的某一块也对应高区的某一块，类似inode节点位图和i节点。

image.png

假如我们来写一个buffer.c

  1. 分配一个buffer_head, getblk()
  2. 设置该buffer_head指向空闲缓冲区的一个有效buffer_head, get_hash_table()
  3. 更新该buffer_head里的所有设置项
  4. 把该buffer_head从空闲中出链
  5. 算出该buffer_head对应的散列序号并把它加入到对应的散列项链表尾部

7.inode节点

文件与磁盘的映射结构

每一个盘片都有一个文件系统的子系统(章节目录)，由以下几部分组成:

  1. 引导块:用来引导设备的，可以为空，但要空出来位置
  2. 超级块:是该文件子系统的描述符(记录盘片的逻辑块位图/i节点位图的地址，通过设备号可以获得)
  3. i节点位图:每一位对应inode节点的使用情况，1024 * 8 = 8192个(实际8191，0位不用)
  4. 逻辑块位图:每一位对应一个逻辑块的使用情况
  5. inode节点:一个结构体，存储文件的索引点、属性、文件名、修改时间、对应的磁盘块(即目录与磁盘的桥接+属性)
  6. 逻辑块数据区:存储数据的，是从第一个引导块开始计数的块号

扇区：是一个长度为512B的数据块

在不同的文件系统中，扇区和盘块对应关系是不同的，0.11内核是两个扇区对应一个盘块，最大的文件系统为：1024B * 1024 * 8 = 8M；8M * 8 = 64M，当前linux最大支持64M的块设备大小

不管读取什么磁盘上的资源，都是先getblk(获取该资源对应的设备和块号的高速缓冲区)，然后再bread(确认有效数据的高速缓冲区)，最后进行区域内存的拷贝从从bh(buffer_head)的b_data数据区域拷贝到要用到数据的内存中(buffe(hd read(char * source char * desbuf uint size))

source --> bh->b_data

desbuf --> 硬盘

_bmap(struct m_inode * inode,int block,int create): 对文件进行磁盘映射，也就是给m_inode结构体中的unsigned short i_zone[9] inode节点的磁盘块映射。i_zone前7个存放的是逻辑块号(7K内存)，第八个是一次间接块号(前面是指针，这里就是指针的指针)，指向一个存放512(1个逻辑块号是1k，short类型是2B，所以有512个)个逻辑块号的数组。第九个是二次间接块号(指针的指针的指针)，指向512个一次间接块号。

从磁盘读写数据 信息 inode 等的流程：

  1. 找到指定的dev
  2. 通过dev找到设备的super_block
  3. 通过super_block返回值sb中的信息计算要读的块号
  4. 调用bread将其读取或写入到高速缓冲区
  5. 读: 将高速缓冲区的b_data读到你要读的内存地址放高速缓冲区, 写: 将要写入的数据写入高速缓冲区的b_data，并设置dirt修改标志位，等待系统的sys_sync进行写盘,释放高速缓冲区

super.c作用：

  1. 对设备的超级块进行操作(获取get_super 读取read_supper 释放put_supper)
  2. 因为超级块是设备文件系统的映射(代码中的类)，超级块的操作关系到设备的文件系统操作 文件系统的加载/卸载 sys_mount sys_umount
  3. 根文件系统的加载( / )mount_root

namei.c作用：根据输入字符进行文件目录的建立、删除、打开 节点建立 删除。

namei.c目的：文件系统中的文件操作(打开、权限、属性)、了解文件系统的命令操作(如chmod chown mknod)、c语言中内存区域的检索和管理。

链接文件在内核中就是给已存在的文件，添加一个dir_entry：

  1. 找到已存在文件的Inode
  2. 在制定的文件路径中创建一个新的dir_entry
  3. 把新的dir_entry映射到老的inode上去

8.Linux内存管理

学习目的：

  1. Linux内存的管理机制(分段 分页)
  2. 虚拟内存和物理内存的映射方式
  3. 内存与磁盘的交互(分页机制 缺页重读机制 用时拷贝机制)
  4. 应用程序如何高效使用内存和高级程序的设计方法

Linux内存使用情况(用户内存和内核内存分开)：

内核内存高速缓冲区(包括提供给BIOS的和显存)[虚拟盘]主内存(用户内存)

内存管理名词：

  1. 逻辑地址：程序员看到的地址，Linux操作系统分配给每一个进程的独立的地址。
  2. 线性地址：总线地址(=逻辑地址+段基地址)
  3. 物理地址：物理内存的地址，CPU总线的直接地址

虚拟内存的好处：

  1. 安全
  2. 能够提供给进程比物理内存大的多的多的内存空间
  3. 能够有效管理物理内存，并把零散的内存也映射给完整的虚拟内存

虚拟内存映射到物理内存的方式：

  1. 分页：包括页目录表(一级页表)和页表(二级页表)，实现从线性地址到物理地址的转换。
  2. 分段：通过GDT(全局描述符，一个操作系统一张，在setup.S中创建)，每个段有一个段基地址，实现从逻辑地址到线性地址的转换。

GDT从底向上依次为：null->代码段(内核的)->数据段(内核的)->系统段->状态段tss0(任务0)->局部表ldt0(任务0)->状态段tss1(任务1)->局部表ldt1(任务1)->状态段tss2->局部表ldt2......

分段： image.png

分页：

image.png image.png

内存管理主要实现了两个重要方式：

  1. 分页机制：缺页重读，在页目录和页表表项结构中，10位用于页目录寻址，10位用于页表寻址，其余12位的长度供其他权限使用，其中最低位P位是存在位，当P=1的时候该项可用，当目录表项或二级页表表项的P=0时，表示该项无效，通过这种机制实现了我的程序不用全部加载到内存，当用到的时候引发缺页中断再写进内存。倒数第二位R/W表示读还是写，倒数第三位U/S表示用户能用还是super权限能用。倒数第六位是Accessed位表示允不允许访问。倒数第7位表示Dirt位，如果置写了那么会执行同步操作

  2. 内存读写权限：用时拷贝。在A进程fork() B进程后，只是把A的虚拟内存copy给B，但此时A和B共用一段物理内存，并且把当前的共享内存设置为只读内存。一旦有A或B对这块内存进行写操作时，就会引发页面出错异常page_fault。在该异常的中断服务函数中，就会首先取消共享内存的操作，并且给写进程复制一个新的物理页面(写多少复制多少)，此时A和B就各自有一块要写的内存，然后设置该内存为可读写状态，然后返回重新进行刚才的写操作。

以上内存分段分页机制是在主内存中，也就是用户内存，在内核内存是不进行分段分页机制的。内核内存结构：

向量表
vmalloc(连续的堆空间)
DMA+常规区域映射区(比如kmalloc也是在这里分配，以页为单位，所以内存可能不连续)
高端内存映射区(上面不够了从这里借)
内核模块(xx.ko)

slab 内存池：适合用在分配大量小对象的情景下(使用buddy算法管理)。创建kmem_cache_create();

ioremap: 物理地址映射为虚拟地址，建立了一个虚拟的页目录 页表等，把指定的物理地址放入建立好的页表关系中。

iounmap: 销毁掉ioremap建立的映射关系。IO读写中专门做寄存器读写的函数：readb readw readl writeb writel，前面函数都是带内存屏蔽的，也就是这行代码等待前面代码执行完再执行(编译乱序情况下)，不带内存屏蔽的是readb_relaxed。

mmap: 做了内存和设备的关联，将用户空间的一段内存与设备关联，当用户访问这段内存的时候就会自动转化为对这段物理内存的访问。

munmap： 取消mmap做的内存和设备的关联。

程序在硬盘到执行做的处理：

  1. 在运行程序之前，首先从硬盘中把程序的头通过高速缓冲区读到内存(通过fork函数)
  2. fork-->copy_process(拷贝到栈空间中)-->创建ldt和tss
  3. 程序运行之前要传入参数和环境变量，创建参数和环境变量的存储页面(在代码段上面)(使用copy_strings()函数)，设置新函数的sp，重新调整代码段

9.Linux驱动

字符设备驱动

字符设备驱动程序调用过程：用户app->Linux系统调用->虚拟文件系统->具体硬件操作。

写的.c驱动程序添加到sourceinsight中，写.c驱动程序的时候就可以基于内核提供的一些函数，编写代码会有代码补充什么的比较方便。与.c驱动文件在一块的还有个Makefile编译文件，一般结构为：

makefile
KERN_DIR = （内核根目录）

all:
    make -C $(KERN_DIR) M='pwd' modules

clean:
    make -C $(KERN_DIR) M='pwd' modules clean
    rm -rf modules.order
    
#生成char_drv_1.o文件 m表示不加入内核中 如果是y则表示加入内核中
obj-m += char_drv_1.o

Makefile文件在编译时，会通过根目录下的.config文件传入参数，编译的时候会生成auto.conf和autoconf.h文件，auto.conf是给编译用的表示要将那些程序编译到内核镜像中，autoconf.h是给c程序用的， 里面其实添加的宏定义。

写驱动的方法：

  1. 直接用file_operations写驱动程序，然后register_chrdev注册，参照http://blog.futurezxt.work/post/28 的代码1 2 3。缺点是一个major只能对应一个fops。(2.x版本的内核)
  2. 3.x版本的内核是每个major对应很多cdev，每个cdev对应minor~minor+size对应一个fops。
    1. 注册cdev: char_dev_struct;
    2. 分配cdev：register_chrdev_region(分配第2 3 4个的时候用)和alloc_chrdev_region(分配第一个的时候用)
    3. cdev_init()对cdev结构体进行清空，设置cdev设备树对象，并和fops绑定。
    4. cdev_add()把cdev加到所属major的region中

SMP概念：SMP是Symmetric Multi Processing的简称，意为对称多处理系统，内有许多紧耦合多处理器，这种系统的最大特点就是共享所有资源。在这种技术的支持下，一个服务器系统可以同时运行多个处理器，并共享内存和其他的主机资源。一个CPU的多个核可能运行着不同的进程，各种进程之间通信是一个需要解决的复杂问题，有以下几种解决方式：

  1. 内存屏蔽 barrier
  2. 中断屏蔽，注册一个中断request_irq(); 取消free_irq(); 定义一个工作队列struct work_struct kindlemem_work();(是把所有的中断下半部放在一个线程中。还有线程中断threaded_irq是把每个中断下半部都作为一个线程)。
  3. 原子操作：对整形临界区的保护(原理是在操作时对总线进行监控)，相关函数：atomic_t atomic_a = ATOMIC_INIT(int i) atomic_set(atomic_a, int i) atomic_a = atomic_read(atomic_a) atomic_add() atomic_sub() atomic_inc() atomic_dec() atomic_inc_and_test() atomic_dec_and_test() atomic_sub_and_test() atomic_add_return() set_bit() clear_bit() change_bit() test_bit() test_and_set_bit()。缺点：只能对int做操作。
  4. 自旋锁spin_lock，定义spinlock_t lock; 初始化spin_lock_init(spinlock_t *lock); 锁定/获取锁spin_lock(spinlock_t *lock); 释放锁 spin_unlock(spinlock_t *lock); 锁之间不允许被调度出去，所以要关开中断。
  5. 自旋锁衍生 读写自旋锁，读写锁优点是可以有多个进程去读，只能有一个进程去写。定义rwlock_t my_rwlock; 初始化rwlock_init(my_rwlock); 读锁定read_lock(); 读解锁read_unlock(); 写锁定write_lock(); 写解锁write_unlock(); 尝试获得write_trylock()。
  6. 读写自旋锁衍生 顺序自旋锁，优点：多个进程读的时候也能写，判断读完数据有没有变化，如果有变化重读。定义seqlock_t *my_seqlock; 初始化seqlock_init() 获得顺序锁write_seqlock() 读开始read_seqbegin() 重读函数read_seqretry()。
  7. RCU 读复制更新，专门用于链表操作，保护链表结构体中的结构体对象安全与不发生竞态。读锁定rcu_read_lock(); 读解锁rcu_read_unlock(); 替换list_replace_rcu(); 更新synchronize_rcu();(阻塞函数) 释放复制的节点kfree();。
  8. 互斥体，互斥体定义struct mutex kindle_mutex; 初始化mutex_init(); 获取mutex_lock(); 释放mutex_unlock();。与锁的区别是允许有进程切换和临界区较大的时候。
  9. 互斥锁mutex_lock，
  10. 完成量，一个执行单元执行完之后另外一个才能执行。定义struct completion kindlemem_completion;也允许上下文切换，等待的任务放在等待队列中。初始化init_completion(); 等待完成量wait_for_completion() 唤醒第一个节点completion(); 唤醒等待队列所有节点completion_all();
  11. 信号量，多用于PV操作(生产资源消费资源)同步，定义struct semaphore kindlemem_semaphore; 初始化sema_init() 获取down() down_interruptible() 释放up()。

DMB: 数据内存屏蔽：保证所有DMB之前的内存访问行为完成。

DSB：数据同步屏蔽：保证DSB之前的所有指令完成操作。

ISB：指令同步屏蔽：刷新CACHE。

子系统驱动

设计思想：同类型的子系统开发一个核心层代码，以输入子系统为例，主要涉及input_dev和input_handler。

image.png

不同鼠标键盘的驱动向核心层注册input_dev和input_handler，最终用户调用read/write一级一级的找到目标硬件设备的驱动。

image.png

输入子系统驱动

image.png

定时器使用方法

  1. 初始化定时器init_timer(struct timer_list xx_timer)
  2. 设置定时器的中断函数xx_timer.function=(void *)xx_timer_handle
  3. 把定时器提交给系统定时器链表add_timer(&xx_timer)
  4. 触发定时器mod_timer(&xx_timer,jiffies+HZ/100)

MISC和platform驱动

MISC(多种多样的设备驱动)子系统，是Linux预留的分层结构，在写驱动时如果没有对应的核心层时所使用的，主设备号为10，从设备号可自定义。

image.png

image.png

对于platform驱动在platform_device中对用到的资源进行描述(IO/中断/mem/DMA)，指定个名字，与platform_driver指定的名字匹配后执行platform_driver的probe函数，进行资源初始化给定fops等。

LCD驱动：核心层fmmem.c

触摸屏驱动：核心层input.c(input_dev和input_handler)，事件驱动。优化：

  1. 按一个点跳动很大，进行延迟优化，比如按键的去抖动，机械会产生震动。
  2. 当等待ADC转化的时候，(ADC还没有转化完)但是此时笔已经拍起来了。ADC转化完进行判断，如果此时笔已经抬起来了，丢弃这个点并且转化到等待笔抬起来状态。
  3. 多次测量取平均，进行精度优化，在ADC的完成中断中 多次触发ADC中断，进行多次测量取平均值。
  4. 去除在平稳运行中的毛刺点，用数字滤波技术(过滤功能和纠正功能)，比如差分滤波、中值滤波

linux项目-电子相框(Kindle系统构架)

  1. 硬件设计

    1. 由客户和系统架构师提出硬件参数需求(CPU 内存 硬盘 外设)
    2. 硬件原理图工程师设计原理图、Layout工程师设计PCB、硬件选型需要和嵌入式工程师沟通，嵌入式工程师首先和客户沟通，如果客户不懂行凭借自己的经验、公板的demo、评价任务选择。

  2. 系统构建

    1. hello world测试看能不能跑(串口能不能用 cpu能不能 能跑几个等，如果有问题找硬件工程师)(bist测试)
    2. 进行BOOTLOADER的移植，一般用uboot，让uboot提供下载和正常的启动过程。
    3. 操作系统的移植(选一个合适的Linux内核版本)：系统级别的移植(CPU的适配 内核裁剪(不需要的架构、用不到的驱动等) 分区 兼容性 节能性)。
    4. 驱动的移植：不仅要考虑硬件，还要考虑操作系统版本(找到芯片的裸板驱动demo，了解相关Linux版本的对应芯片的驱动框架，然后将裸板demo中的硬件操作加入框架中)。

  3. 底层高级驱动设计

    1. 设计所有需要使用的硬件驱动，将原芯片demo移植到当前linux内核版本中。主要是熟悉对应芯片的驱动框架，读懂demo怎么控制的硬件。

  4. 应用层设计

    1. 应用层库系统构建，如freetype tslib mjpeg socket qt(都是基于根文件系统)
    2. 库函数编程：通用方法
    3. 应用程序系统的构架：分层分离设计、顶层设计、模块设计

一、需求确定：

  1. 显示公司L0G0和显示开机画面
  2. 读取配置文件，并且按要求加载配置的需求进程
  3. 人机交互界面的及对话框的设计(前端)
  4. 电子书的操作
  5. 菜单 进行书签
  6. 后台，数据存储方式控制处理 通信

二、设计框架

  1. 人机交互进程:
    1. tslib线程:得到触摸上报数据，并上报给事件监听线程
    2. 按键线程:得到按键上报数据，并上报给事件监听线程
    3. 事件监听线程:得到底层驱动读写线程的数据后，进行事件的封装
    4. 事件上报线程:把事件上报给主控线程(添加事件队列的方式)
    5. 主控线程:把事件队列里面的事件用socket发给后台控制进程
  2. 后台控制进程:
    1. SOCKET监听线程:接收其他进程发来的事件
    2. 主页线程:控制当前LCD显示什么
    3. 向上线程:准备向上点击后的显示数据，并准备DMA
    4. 设置线程:
    5. 存了菜单的图片数据，和多种设置存储线程
    6. 主控线程:进行事件解析并分发调用其它各种线程
  3. 网络传输进程
  4. 文件管理存储进程等等都可以添加

内核信号项目-写一个自己的信号

也是一种中断，所以在system_call.s中会出现。

do_signal不是接受信号然后判断信号值，在中断中执行对应的函数，而是将对应的信号处理程序句柄插入到用户的堆栈中(具体的函数实现代码在文件系统中)。

image.png

u-boot移植项目

uboot负责设置系统时钟、关闭中断、设置到svc32模式(超级保护模式，复位/软件中断进入)、初始化硬件、进行uboot代码的重定义、给内核进行参数配置(放到tagglist中)、做内核代码的重定义、启动内核。(如果bootloader比较大，做重定位到SDRAM)

在source insight中add代码，尤其arm架构中的只add和单板相关的代码：

image.png

uboot使用过程：

  1. 根据自己单板的配置文件执行make xxx_config，会生成config.mk给makefile编译使用，生成config.h给c语言使用。
  2. 然后编译make (依赖u-boot.lds文件生成u-boot.bin)

执行的时候程序先执行start.S：

  1. 定义中断异常向量表
  2. set the cpu to svc32 mode
  3. turn off the watchdog
  4. mask all IROs
  5. 设置时钟分频系数
  6. cpu_init_crit()刷新v3/v4cache v4TLB、失能MMU，跳转lowlevel_init()
  7. 设置了栈call_board_init_f() 运行nand flash的初始化操作
  8. 把bootloader拷贝到SDRAM上(全部的bootloader)

移植过程：

  1. 先找一个同型号或者型号相差不大的Demo
  2. 比如移植smdk2440，先找smdk2410那里出现了grep "smdk2410" * -nR:
bash
arch/arm/include/asm/mach-types.h:1645:# define machine_is_smdk2410()   (machine_arch_type == MACH_TYPE_SMDK2410)
arch/arm/include/asm/mach-types.h:1647:# define machine_is_smdk2410()   (0)
board/samsung/smdk2410/Makefile:8:obj-y := smdk2410.o
boards.cfg:72:Active  arm         arm920t        s3c24x0     samsung         -                   smdk2410    David Müller <d.mueller@elsoft.ch>

有以下文件：mach-types.h:1645、mach-types.h:1647、Makefile:8、boards.cfg:72。

  1. boards.cfg是板子配置表(名字、arch、cpu、soc等)，复制粘贴一个目标板卡的，其他文件修改类似。最后配置一下make smdk2440 然后编译make。大概看看错误，下面从头开始修改代码。

  2. start.s 修改设置svc32模式(cpsr寄存器定义)，看门狗寄存器位，失能中断，时钟分频，总线模式，启动ICACHE，SDRAM。

虚拟化

通过虚拟化技术可以将一个物理计算机分割为多个虚拟计算机，提高硬件的利用率。

目前全球排名前5的虚拟化软件公司: VMware、微软、红帽(RedHat) 、Oracle等

虚拟机由虚拟化层、虚拟层和管理层三部分组成。

C++智能指针

作用：动态内存管理，动态分配对象之后自动释放资源，防止内存泄漏。

  1. unique_ptr定义在<memory>中的一个智能指针，对对象有独有权，两个unique_ptr不能指向一个对象，不能进行复制操作只能进行移动操作。
  2. shared_ptr是C++标准库中的一个智能指针，共享对一个控制块的访问权限，通过引用计数表示有几个指针指向该对象，计数为0的时候，控制块删除内存资源和自身。
  3. weak_prt定义在<memory>中的一个智能指针，协助shared_ptr，解决shared_ptr指针循环引用问题。

unique_ptr和shared_ptr两个智能指针的区别：

  1. 所有权管理方式：unique_ptr独占式，某一个指针拥有所有权，shared_ptr是共享式，可以好几个指针共同指向某块内存进行控制。
  2. 内存管理方式不一样：unique_ptr所有权转移方式，shared_ptr使用引用计数的方式。
  3. 性能：shared_ptr在一个堆上引用计数，构造和赋值比unique_ptr慢，也涉及额外的线程的开销。

Linux客户端与服务端应用

服务器端使用API函数流程:

socket()-->bind()-->listen()-->accept() -->recv ()-->close()

客户端流程使用API函数流程:

socket()-->connect()-->send ()-->close()

select模型：可以同时监听多个文件描述符上的IO事件，从而实现高效地处理并发IO操作。IO多路复用select函数，通过将需要监听的文件描述符以位图的形式传递给select函数，并设置超时时间，当有任何一个文件描述符上的IO事件发生时，select函数返回，开发者可以遍历所有文件描述符来处理就绪事件。可用于网络编程、高并发服务器、IO密集型应用等。

Linux进程管理

ARM64处理器内核地址空间布局

image.png

ARM64处理器异常级别

image.png

支持虚拟化的异常切换

image.png

同步异常：执行指令时生成的异常。

异步异常：中断IRQ、快速中断FIQ、系统错误SE。

异常处理：

  1. 保存处理器状态到寄存器SPSP_EL1(程序状态寄存器，Saved program status register)
  2. 保存返回地址在寄存器ELR_EL1(异常链接寄存器)中。
  3. 把处理器状态的DAIF(debug system irq frq)这4个异常掩码位都设置为1。
  4. 如果是同步异常或系统错误异常，将异常类别存放到ESR_EL1寄存器中。
  5. 如果是同步异常，把错误地址保存在寄存器FAR_EL1(错误地址寄存器)。
  6. 如果处理器处于用户模式(异常级别0)，那么把异常级别提升到1。
  7. 根据向量基准地址寄存器VBAR_EL1、异常类型和生成异常的异常级别计算出异常向量虚拟地址，执行向量。

CFS调度器

Linux内核作为一个通用操作系统，包括实时进程、交互式进程、批处理进程。

  • 交互式进程:与人机交互的进程，比如和鼠标、触摸屏、键盘等相关的应用。vi编辑器、vim编辑器、gedit编辑器。此类进程系统响应时间越块越好，否则用户就会报怨系统卡顿状态。
  • 批处理进程:可能会占用比较多的系统资源，例如编译代码等。
  • 实时进程:有些应用对整体时延有严格要求，例如现在非常火的VR设备。

操作系统一些命令

shell
# 显示file文件的前10行
head -n 10 file

# 显示file文件的后10行
tail -n 10 file

# 合并文件
cat file1 file2 > file3

# 显示大文件时用more，一次显示两行
more -2 file

# 显示当前登录用户的所有信息
who -a

# 显示当前操作系统的信息
uname -a

# 寻求帮助，用于查看命令/函数/文件的帮助信息
man 

# 改变文件所有权(chown/chgrp)
chown [] 用户名 文件名称

# 更改文件所有者
chown -R 用户名 文件名

# 更改文件属于的组
chgrp 用户名 文件名

# 修改文件权限
chmod 777 文件名/文件夹

# 创建软链接(快捷方式)
ln 源文件 新文件

# 查看文件的i_node，如果两个文件是软链接关系的话，i_node值一样
ls -li 文件名

# 输入输出重定向(</>)
# '>'将程序的标准输出或标准错误输出重定向到指定的文件或设备
# '<'将标准输入流从键盘改为来自其他文件或其他命令的输出

# ubuntu软件包管理
apt-get

# 查看软件安装位置
dpkg -L 名称
# 或
which 名称

# 查看系统已经安装的包
dpkg --get-selections

# 硬盘发展IDE/SCSI/SATA

# linux文件系统常用的3种类型Ext2/Ext3/Ext4/XFS/JFS

# swap交换分区，类似虚拟内存，当内存不足时，把一部分硬盘虚拟为内存使用

# 挂载文件系统
mount [-t 文件系统类型] [-o 挂载选项，如读写权限访问控制等] 设备文件名 挂载点

# fsck检查及修改文件系统
fsck -C -t 文件系统名

# 在磁盘创建文件系统
mkfs --help

# 建立磁盘分区表
fdisk

# 压缩工具gzip(直接将原文件替换)
gzip 文件名
gzip -r 目录
# 解压
gzip -d 文件名

# 打包压缩工具tar
tar -cvf 生成的文件名.tar file1 file2 目录1 目录2
# 解压
tar -xf 生成的文件名.tar -C 保存的目录

# 其他压缩工具：bzip2/zip

# 显示当前用户执行过的命令历史记录
history

# 管理用户账号，比如修改账号名
usermod -l 新名字 原名字

# 查看用户信息： id命令
id 用户名

# 用户之间切换： su命令
su 用户名

# 监视进程 ps命令，显示当前所有在线用户和运行状态等
ps -aux

# 显示某一个用户的进程
ps -u 用户名

# 即使跟踪进程：top命令
top

# 向进程发送信号 kill向进程发送终止操作
kill PID号

# 调整进程的优先级nice/renice

# 使用ps命令查看进程nice值并降序排列
ps axo pid,comm,nice --sort=-nice

# eth和 ens 区别:一个物理网卡，一个是虚拟网络会话。

# 启动和关闭指定网卡
ifconfig 网卡名 up/down

# 配置IP地址
ifconfig 网卡名 地址

# 报告CPU统计数据： iostat命令，监控系统磁盘IO活动情况，读写速率等。

# I/O监控：iotop命令，内核输出的I/O使用情况，每个进程线程的带宽

# 报告CPU统计数据： mpstat命令

# 虚拟内存统计，使用情况、进程活动、磁盘I/O和CPU使用率
vmstat -a

本文作者:zzw

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