open系统调用在内核中的流程分析

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简介几种系统调用函数:write、read、open、close、ioctl

简介几种系统调用函数:write、read、open、close、ioctl

简介⼏种系统调⽤函数:write、read、open、close、ioctl 在 Linux 中,⼀切(或⼏乎⼀切)都是⽂件,因此,⽂件操作在 Linux 中是⼗分重要的,为此,Linux 系统直接提供了⼀些函数⽤于对⽂件和设备进⾏访问和控制,这些函数被称为系统调⽤(syscall),它们也是通向操作系统本⾝的接⼝。

⼀、系统调⽤ 系统调⽤就是 Linux 内核提供的⼀组⽤户进程与内核进⾏交互的接⼝。

这些接⼝让应⽤程序受限的访问硬件设备,提供了创建新进程并与已有进程进⾏通信的机制,也提供了申请操作系统其他资源的能⼒。

系统调⽤⼯作在内核态,实际上,系统调⽤是⽤户空间访问内核空间的唯⼀⼿段(除异常和陷⼊外,它们是内核唯⼀的合法⼊⼝)。

系统调⽤的主要作⽤如下:1)系统调⽤为⽤户空间提供了⼀种硬件的抽象接⼝,这样,当需要读写⽂件时,应⽤程序就可以不⽤管磁盘类型和介质,甚⾄不⽤去管⽂件所在的⽂件系统到底是哪种类型;2)系统调⽤保证了系统的稳定和安全。

作为硬件设备和应⽤程序之间的中间⼈,内核可以基于权限、⽤户类型和其他⼀些规则对需要进⾏的访问进⾏判断;3)系统调⽤是实现多任务和虚拟内存的前提。

要访问系统调⽤,通常通过 C 库中定义的函数调⽤来进⾏。

它们通常都需要定义零个、⼀个或⼏个参数(输⼊),⽽且可能产⽣⼀些副作⽤(会使系统的状态发⽣某种变化)。

系统调⽤还会通过⼀个 long 类型的返回值来表⽰成功或者错误。

通常,⽤⼀个负的值来表明错误,0表⽰成功。

系统调⽤出现错误时,C 库会把错误码写⼊ errno 全局变量,通过调⽤ perror() 库函数,可以把该变量翻译成⽤户可理解的错误字符串。

⼆、⼏种常⽤的系统调⽤函数2.1 write 系统调⽤ 系统调⽤ write 的作⽤是把缓冲区 buf 的前 nbytes 个字节写⼊与⽂件描述符 fildes 关联的⽂件中。

它返回实际写⼊的字节数。

如果⽂件描述符有错或者底层的设备驱动程序对数据块长度⽐较敏感,该返回值可能会⼩于 nbytes。

第7章操作系统接口(系统调用部分)资料

第7章操作系统接口(系统调用部分)资料

中断是指CPU对系统发生某事件时的这样一种响应:
CPU暂停正在执行的程序,在保留现场后自动地转去执行
该事件的中断处理程序;执行完后,再返回到原程序的断
点处继续执行 。
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被中断程序
中断处理开始
中断点
中断处理 程序
中断处理结束
图 7 - 4 中断时的CPU轨迹
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系统调用
操作系统中提供了系统调用,使应用 程序可以通过系统调用的方法,间接调用 操作系统的相关过程,取得相应的服务。
应用程序使用系统调用命令,以取得 操作系统服务时,操作系统将CPU的状态从 用户态转换到系统态,然后执行操作系统 中相应的子程序,完成所需的功能,执行 完成后,系统又将CPU状态从系统态转换到 用户态,再继续执行应用程序。
其次,是分析系统调用类型,转入相应的系统调用处理 子程序。
最后,在系统调用处理子程序执行完后,应恢复被中断
的或设置新进程的CPU现场,然后返回被中断进程或新进程,
继续往下执行。
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练习:
系统调用的目的是() A、请求系统服务 B、终止系统服务 C、申请系统资源 D、释放系统资源 用户程序通过系统调用creat来创建一新文件时,在执行 系统调用前,用户进程是运行在()下,在执行creat()的 过程中,用户进程是运行在()下。
操作系统在系统态运行,应用程序只能在用 户态运行。
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特权指令与非特权指令
CPU的指令分为特权指令和非特权指令。
特权指令:在系统态时运行的指令,关系到全 局的指令。只允许操作系统使用,不允许应用程 序使用。

c++中实现调用外部程序的方法linux__概述及解释说明

c++中实现调用外部程序的方法linux__概述及解释说明

c++中实现调用外部程序的方法linux 概述及解释说明1. 引言1.1 概述本篇文章旨在探讨在C++语言中如何调用外部程序,并着重介绍在Linux环境下的具体方法。

调用外部程序是在软件开发中常见的需求,通过调用外部程序可以实现更多功能和交互方式。

本文将从基本原理以及注意事项开始阐述,然后详细介绍在C++中实现调用外部程序的方法,并给出示例代码进行解析。

1.2 文章结构本文将按照以下结构组织内容:首先,在引言部分进行概述和明确目的;然后在第2节中,详细讲解在C++中调用外部程序的方法,包括基本原理和Linux环境下的注意事项;紧接着,在第3节中,将通过示例及代码解析展示具体的调用外部程序的实现过程;最后,在第4节中,介绍使用第三方库实现更复杂交互方式的方法,并给出相关示例;最后一节为结论与总结。

1.3 目的本文旨在提供读者关于C++语言中如何通过调用外部程序来扩展功能和实现更灵活交互方式方面的详尽解释。

通过了解基本原理以及学习具体实践案例,读者可获得掌握在C++中调用外部程序的能力。

另外,引入第三方库实现更复杂交互方式的方法也将拓宽读者的知识面和技能应用范围。

最终,通过全面而清晰地阐述调用外部程序的方法,本文旨在提供有关调用外部程序的详尽指南,并启示读者对未来可能发展方向的展望。

以上是关于文章“1. 引言”部分内容的详细说明。

2. 调用外部程序的方法:在C++中,调用外部程序是一种常见的需求,可以通过多种方式实现。

本节将介绍C++中调用外部程序的基本原理、在Linux环境下调用外部程序时需要注意的事项以及具体的实现方法介绍。

2.1 C++中调用外部程序的基本原理:在C++中,调用外部程序可以借助操作系统提供的系统调用或库函数来实现。

常见的方法包括使用system函数、使用fork和exec函数族以及使用popen 函数等。

2.2 Linux环境下调用外部程序的注意事项:在Linux环境下调用外部程序时,需要注意以下几个方面:- 文件路径:确保正确地指定待执行的外部程序文件路径,在使用相对路径时要考虑当前工作目录。

Linux内核中系统调用详解

Linux内核中系统调用详解

Linux内核中系统调用详解什么是系统调用?(Linux)内核中设置了一组用于实现各种系统功能的子程序,称为系统调用。

用户可以通过系统调用命令在自己的应用程序中调用它们。

从某种角度来看,系统调用和普通的函数调用非常相似。

区别仅仅在于,系统调用由(操作系统)核心提供,运行于核心态;而普通的函数调用由函数库或用户自己提供,运行于用户态。

随Linux核心还提供了一些(C语言)函数库,这些库对系统调用进行了一些包装和扩展,因为这些库函数与系统调用的关系非常紧密,所以习惯上把这些函数也称为系统调用。

为什么要用系统调用?实际上,很多已经被我们习以为常的C语言标准函数,在Linux 平台上的实现都是靠系统调用完成的,所以如果想对系统底层的原理作深入的了解,掌握各种系统调用是初步的要求。

进一步,若想成为一名Linux下(编程)高手,也就是我们常说的Hacker,其标志之一也是能对各种系统调用有透彻的了解。

即使除去上面的原因,在平常的编程中你也会发现,在很多情况下,系统调用是实现你的想法的简洁有效的途径,所以有可能的话应该尽量多掌握一些系统调用,这会对你的程序设计过程带来意想不到的帮助。

系统调用是怎么工作的?一般的,进程是不能访问内核的。

它不能访问内核所占内存空间也不能调用内核函数。

(CPU)(硬件)决定了这些(这就是为什么它被称作"保护模式")。

系统调用是这些规则的一个例外。

其原理是进程先用适当的值填充(寄存器),然后调用一个特殊的指令,这个指令会跳到一个事先定义的内核中的一个位置(当然,这个位置是用户进程可读但是不可写的)。

在(Intel)CPU中,这个由中断0x80实现。

硬件知道一旦你跳到这个位置,你就不是在限制模式下运行的用户,而是作为操作系统的内核--所以你就可以为所欲为。

进程可以跳转到的内核位置叫做sysem_call。

这个过程检查系统调用号,这个号码告诉内核进程请求哪种服务。

然后,它查看系统调用表(sys_call_table)找到所调用的内核函数入口地址。

Linux系统调用过程分析

Linux系统调用过程分析

Linux系统调用分析计算机962班周从余一.与系统调用有关的一些基本知识1.系统调用的定义在OS的核心中都设置了一组用于实现各种系统共能的子程序,并将它们提供给用户程序调用.每当用户在程序中需要OS提供某种服务时,便可利用一条系统调用命令,去调用所需的系统过程.所以说系统调用在本质上是一种过程调用.系统调用是进程和操作系统之间的接口,这些调用一般就是一些汇编指令集,在Linux系统中这些调用是用C语言和汇编编写的。

用户只有通过这些系统调用才能使用操作系统提供的一些功能.2.系统调用与过程调用的区别过程调用调用的是用户程序,它运行在用户态;其被调用过程是系统过程,运行在系统态下.系统调用是通过软中断机制进入OS核心,经过核心分析后,才能转向响应的命令处理程序.系统调用返回时通常需要重新调度.系统调用允许嵌套调用.3.中断与异常中断(interrupt)是由外部事件的,可以随时随地发生(包括在执行程序时)所以用来响应硬件信号。

在80386中,又把中断分为两种:可屏蔽中断(Miscible Interrupt)MI不可屏蔽中断(NonMaskable Interrupt)NMI异常(exception)是响应某些系统错误引起的,也可以是响应某些可以在程序中执行的特殊机器指令引起的. 异常也分为两种:处理器异常,(指令内部异常如overflow 等)编程(调试)异常(debugger)每一个异常或中断都有一个唯一的标识符,在linux文献中被称为向量。

指令内部异常和NMI(不可屏蔽中断)的中断向量的范围从0—31。

32-255的任何向量都可以用做可屏蔽中断编程(调试)异常至于可屏蔽中断则取决于该系统的硬件配置。

外部中断控制器(External interruptcontroler)在中断响应周期(interrtupt acknowledge cycle)把中断向量放到总线上。

中断和异常的优先级:最高:除调试错误以外的所有错误最低: INTR中断。

linux_kernel_fuse_源码剖析

linux_kernel_fuse_源码剖析

FUSE源码剖析1. 前言本文是对FUSE-2.9.2源码的学习总结。

FUSE代码在用户空间和内核空间都有运行,为了突出重点,先简要描述了在基于FUSE的用户空间文件系统中执行write操作的一般流程,接下来介绍了重要的数据结构,最后以FUSE的运行过程为线索,剖析FUSE程序运行过程的3个关键步骤:1.FUSE模块加载2.mount和open过程3.对文件write。

对于虚拟文件系统和设备驱动的相关概念本文仅作简要说明。

需要说明的是,由于内核的复杂性及个人能力的有限,本文省略了包括内核同步,异常检查在内的诸多内容,希望可以突出重点。

2. FUSE下write的一般流程图1在基于FUSE的用户空间文件系统中执行write操作的流程如图1所示(由于版面关系,图中部分函数是缩写,请参考源码):1.客户端在mount目录下面,对一个regular file调用write, 这一步是在用户空间执行2.write内部会调用虚拟文件系统提供的一致性接口vfs_write3.根据FUSE模块注册的file_operations信息,vfs_write会调用fuse_file_aio_write,将写请求放入fuse connection的request pending queue, 随后进入睡眠等待应用程序reply4.用户空间的libfuse有一个守护进程通过函数fuse_session_loop轮询杂项设备/dev/fuse, 一旦request queue有请求即通过fuse_kern_chan_receive接收5.fuse_kern_chan_receive通过read读取request queue中的内容,read系统调用实际上是调用的设备驱动接口fuse_dev_read6.在用户空间读取并分析数据,执行用户定义的write操作,将状态通过fuse_reply_write返回给kernel7.fuse_reply_write调用VFS提供的一致性接口vfs_write8.vfs_write最终调用fuse_dev_write将执行结果返回给第3步中等待在waitq的进程,此进程得到reply 后,write返回3. 数据结构本节主要介绍了FUSE中比较重要的数据结构,需要说明的是图示中只列出了与叙述相关的数据成员,完整的数据结构细节请参考源码。

系统调用 调用门 原理-概述说明以及解释

系统调用 调用门 原理-概述说明以及解释

系统调用调用门原理-概述说明以及解释1.引言1.1 概述系统调用是操作系统提供给应用程序使用的一种接口,它允许应用程序请求操作系统执行特定的功能或操作。

系统调用提供了应用程序与底层硬件和系统资源的交互方式,使得应用程序能够进行文件读写、网络通信、进程管理等操作。

调用门是一种机制,它可以让应用程序在用户态和内核态之间进行切换,从而实现对操作系统功能的访问。

调用门提供了一条特殊的指令,应用程序通过调用这条指令来进入内核态执行系统调用,完成需要操作系统权限才能进行的操作。

系统调用和调用门是操作系统中非常重要的概念和机制。

系统调用允许应用程序使用操作系统提供的功能,使得应用程序可以以一种安全又可控的方式访问系统资源。

调用门则是系统调用的一种实现方式,它提供了一种高效、可靠的切换机制,使得应用程序可以方便地进行系统调用,从而完成需要操作系统权限的操作。

在本文中,我们将详细介绍系统调用和调用门的原理和工作过程,探讨它们的应用场景和优势。

我们还将深入分析调用门的结构和运行机制,了解它在操作系统中的实现和使用。

最后,我们将对系统调用和调用门的重要性进行总结,并展望它们在未来的发展前景。

通过阅读本文,读者将能够更好地理解系统调用和调用门的作用和原理,为深入研究操作系统提供理论和实践基础。

【1.2 文章结构】本篇文章将从以下几个方面进行讲述系统调用和调用门的原理和应用。

首先,在引言中会概述整篇文章的主要内容和目的。

接下来,在正文部分,会详细介绍系统调用的定义和作用,包括其实现方式和分类,并对其优缺点进行探讨。

同时,还会对调用门进行概述,阐述其原理和工作过程,并介绍其在实际应用中的场景和优势。

最后,将重点解释调用门的原理,探讨引入调用门的背景,分析调用门的结构和运行机制,并讨论调用门的实现和使用。

在结论部分,会总结系统调用和调用门的重要性,并对其未来发展进行展望。

最后,以简短的结束语作为结尾,对文章内容进行总结。

通过以上的结构安排,本文将全面而系统地介绍系统调用和调用门的原理和应用,读者能够明确了解系统调用和调用门的概念、工作原理、应用场景及其未来发展前景。

Linux(CC++)下的文件操作open、fopen与freopen

Linux(CC++)下的文件操作open、fopen与freopen

Linux(CC++)下的⽂件操作open、fopen与freopenopen是下的底层系统调⽤函数,fopen与freopen c/c++下的标准I/O库函数,带输⼊/输出缓冲。

linxu下的fopen是open的封装函数,fopen最终还是要调⽤底层的系统调⽤open。

所以在linux下如果需要对设备进⾏明确的控制,那最好使⽤底层系统调⽤(open),open对应的⽂件操作有:close, read, write,ioctl 等。

fopen 对应的⽂件操作有:fclose, fread, fwrite, freopen, fseek, ftell, rewind等。

freopen⽤于重定向输⼊输出流的函数,该函数可以在不改变代码原貌的情况下改变输⼊输出环境,但使⽤时应当保证流是可靠的。

详细见第3部分。

-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------open和fopen的区别:1,fread是带缓冲的,read不带缓冲.2,fopen是标准c⾥定义的,open是POSIX中定义的.3,fread可以读⼀个结构.read在linux/unix中读⼆进制与普通⽂件没有区别.4,fopen不能指定要创建⽂件的权限.open可以指定权限.5,fopen返回⽂件指针,open返回⽂件描述符(整数).6,linux/unix中任何设备都是⽂件,都可以⽤open,read.-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------1、open系统调⽤(linux)需要包含头⽂件:#include<sys/types.h>#include<sys/stat.h>#include<fcntl.h>函数原型:int open( const char * pathname, int oflags);int open( const char * pathname,int oflags, mode_t mode);mode仅当创建新⽂件时才使⽤,⽤于指定⽂件的访问权限。

linux kernel u盘的拔出调用流程

linux kernel u盘的拔出调用流程

linux kernel u盘的拔出调用流程摘要:I.简介- 介绍Linux kernel 和U 盘- 阐述U 盘拔出时内核的调用流程II.U 盘拔出时的内核调用流程- 分析U 盘拔出时内核的调用流程- 解释各个函数的作用- 说明内核如何处理U 盘拔出事件III.结论- 总结U 盘拔出时内核的调用流程- 强调内核处理U 盘拔出事件的重要性正文:Linux kernel 是操作系统的核心,负责管理系统的资源和服务。

U 盘是一种常见的可移动存储设备,广泛应用于数据传输和存储。

当用户拔出U 盘时,内核需要进行一系列的调用流程来处理这一事件,以确保系统的稳定性和安全性。

当用户拔出U 盘时,内核首先会调用`usb_detach_device`函数。

该函数用于断开设备与USB 总线的连接,防止设备继续向系统传输数据。

接下来,内核会调用`ata_sff_device_detach`函数,用于断开U 盘与ATA 总线的连接。

此函数会释放U 盘的磁盘I/O 资源,并通知驱动程序设备已拔出。

随后,内核会调用`scsi_device_detach`函数,用于断开U 盘与SCSI 总线的连接。

此函数会释放U 盘的SCSI 资源,并通知SCSI 子系统设备已拔出。

接下来,内核会调用`usb_remove_device`函数,用于从USB 子系统中移除U 盘设备。

此函数会释放U 盘的USB 资源,并通知驱动程序设备已拔出。

最后,内核会调用`device_destroy`函数,用于删除U 盘设备。

此函数会释放U 盘的所有资源,并将其从内核设备表中移除。

至此,内核已经完成了U 盘拔出时的调用流程。

总之,Linux kernel 在处理U 盘拔出事件时,会按照一定的调用流程进行操作,以确保系统的稳定性和安全性。

这一流程涉及到多个函数和总线的断开,需要经过多个层次的处理。

汤子瀛《计算机操作系统》考研第4版配套考研真题

汤子瀛《计算机操作系统》考研第4版配套考研真题

汤子瀛《计算机操作系统》考研第4版配套考研真题第一部分历年考研真题在页式存储管理系统中,采用某些页面置换算法,会出现Belady异常现象,即进程的缺页次数会随着分配给该进程的页框个数的增加而增加。

下列算法中,可能出现Belady异常现象的是()。

[2014年408统考]Ⅰ.LRU算法Ⅱ.FIFO算法Ⅲ.OPT算法A.仅ⅡB.Ⅰ、ⅡC.Ⅰ、ⅢD.Ⅱ、Ⅲ【答案】A查看答案【解析】Belady现象只有FIFO算法才会出现。

下列关于管道(Pipe)通信的叙述中,正确的是()。

[2014年408统考] A.一个管道可实现双向数据传输B.管道的容量仅受磁盘容量大小限制C.进程对管道进行读操作和写操作都可以被阻塞D.一个管道只能有一个读写进程或一个写进程对其操作【答案】C查看答案【解析】只有写进程才能对管道写入数据,读进程对管道进行读取数据,只能半双工通信,即某一时刻只能单向传输。

管道的容量大小通常为内存上的一页,它的大小并不是受磁盘容量大小的限制。

当管道满时,进程在写管道会被阻塞,管道为空,则读操作被堵塞,而如果有写操作对管道进行写的话那就要堵塞了。

那么C正确。

下列选项中,属于多级页表优点的是()。

[2014年408统考]A.加快地址变换速度B.减少缺页中断次数C.减少页表项所占字节数D.减少页表所占的连续内存空间【答案】D查看答案【解析】多级页表不仅不会加快地址的变换速度,还因为增加更多的查表过程,会使地址变换速度减慢;也不会减少缺页中断的次数,反而如果访问过程中多级的页表都不在内存中,会大大增加缺页的次数,也并不会减少页表项所占的字节数。

多级页表避免了把所有的页表一直保存在内存中。

即当页表太大时,将页表再分级,可以把每张页表控制在一页之内,减少页表所占的连续内存空间。

73用户在删除某文件的过程中,操作系统不可能执行是()。

[2013年408统考]A.删除此文件所在的目录B.删除与此文件关联的目录项C.删除与此文件对应的控制块D.释放与此文件关联的内存级冲区【答案】A查看答案【解析】删除文件不需要删除文件所在的目录,而文件的关联目录项和文件控制块需要随着文件一同删除,同时释放文件的关联缓冲区。

文件IO操作open(),close(),read()和write()函数详解

文件IO操作open(),close(),read()和write()函数详解

文件I/O操作open(),close(),read()和write()函数详解1. open()函数功能描述:用于打开或创建文件,在打开或创建文件时可以指定文件的属性及用户的权限等各种参数。

所需头文件:#include <sys/types.h>,#include <sys/stat.h>,#include <fcntl.h>函数原型:int open(const char *pathname,int flags,int perms)参数:pathname:被打开的文件名(可包括路径名如"dev/ttyS0")flags:文件打开方式,O_RDONL Y:以只读方式打开文件O_WRONL Y:以只写方式打开文件O_RDWR:以读写方式打开文件O_CREAT:如果改文件不存在,就创建一个新的文件,并用第三个参数为其设置权限O_EXCL:如果使用O_CREAT时文件存在,则返回错误消息。

这一参数可测试文件是否存在。

此时open是原子操作,防止多个进程同时创建同一个文件O_NOCTTY:使用本参数时,若文件为终端,那么该终端不会成为调用open()的那个进程的控制终端O_TRUNC:若文件已经存在,那么会删除文件中的全部原有数据,并且设置文件大小为0O_APPEND:以添加方式打开文件,在打开文件的同时,文件指针指向文件的末尾,即将写入的数据添加到文件的末尾O_NONBLOCK: 如果pathname指的是一个FIFO、一个块特殊文件或一个字符特殊文件,则此选择项为此文件的本次打开操作和后续的I/O操作设置非阻塞方式。

O_SYNC:使每次write都等到物理I/O操作完成。

O_RSYNC:read 等待所有写入同一区域的写操作完成后再进行在open()函数中,falgs参数可以通过“|”组合构成,但前3个标准常量(O_RDONL Y,O_WRONL Y,和O_RDWR)不能互相组合。

operat练习题

operat练习题

Operat 练习题一、基础概念理解1. 请简述操作系统的定义及其在计算机系统中的作用。

2. 解释并发与并行的区别。

3. 描述进程与线程之间的差异。

4. 请列举五种常见的进程调度算法。

5. 简述进程同步与互斥的概念。

6. 请解释什么是死锁,并给出预防死锁的四种方法。

7. 描述虚拟内存的概念及其作用。

二、进程管理1. 编写一个程序,模拟进程的创建、调度和销毁过程。

2. 设计一个进程调度算法,实现先来先服务(FCFS)。

3. 编写一个程序,实现进程的优先级调度算法。

4. 设计一个程序,模拟进程的同步与互斥。

5. 编写一个程序,实现信号量机制。

6. 编写一个程序,模拟银行家算法预防死锁。

三、内存管理1. 请简述内存分配的四种策略。

2. 编写一个程序,实现内存的动态分配与回收。

3. 设计一个内存分配算法,实现最佳适应分配策略。

4. 编写一个程序,模拟内存分页与分段机制。

5. 请简述虚拟内存的页面置换算法。

四、文件系统1. 请简述文件系统的基本功能。

2. 编写一个程序,实现文件的创建、打开、读写、关闭和删除操作。

3. 设计一个简单的文件目录结构。

4. 编写一个程序,实现文件的权限管理。

5. 请简述磁盘空间分配的四种策略。

五、输入/输出系统1. 请简述输入/输出系统的基本功能。

2. 编写一个程序,模拟设备驱动程序的加载与卸载。

3. 设计一个简单的中断处理程序。

4. 编写一个程序,实现缓冲区管理。

5. 请简述磁盘调度算法。

六、网络与通信1. 请简述网络操作系统的基本功能。

2. 编写一个程序,实现TCP/IP协议栈的建立与拆除。

3. 设计一个简单的网络通信协议。

4. 编写一个程序,实现网络数据的发送与接收。

5. 请简述网络文件系统的基本原理。

七、综合应用1. 编写一个简单的操作系统模拟程序。

2. 设计一个多任务调度器,实现进程的并发执行。

3. 编写一个程序,实现内存保护机制。

4. 设计一个简单的分布式文件系统。

系统调用的实现原理【转】

系统调用的实现原理【转】

系统调⽤的实现原理【转】在看《unix/linux编程实践教程》时,忽然意识到,系统调⽤是如何实现的?在实际编程中,往往是调⽤相关的函数,⽐如open(),read()等等。

但是调⽤这些函数怎么可能让程序的运⾏在⽤户空间和内核空间切换呢?看了下⾯的⽂章,才知道怎么回事。

让我想到了《计算机组成原理》中讲到的东西。

原⽂地址:系统调⽤1什么是系统调⽤系统调⽤,顾名思义,说的是操作系统提供给⽤户程序调⽤的⼀组“特殊”接⼝。

⽤户程序可以通过这组“特殊”接⼝来获得操作系统内核提供的服务,⽐如⽤户可以通过⽂件系统相关的调⽤请求系统打开⽂件、关闭⽂件或读写⽂件,可以通过时钟相关的系统调⽤获得系统时间或设置定时器等。

从逻辑上来说,系统调⽤可被看成是⼀个内核与⽤户空间程序交互的接⼝——它好⽐⼀个中间⼈,把⽤户进程的请求传达给内核,待内核把请求处理完毕后再将处理结果送回给⽤户空间。

系统服务之所以需要通过系统调⽤来提供给⽤户空间的根本原因是为了对系统进⾏“保护”,因为我们知道Linux的运⾏空间分为内核空间与⽤户空间,它们各⾃运⾏在不同的级别中,逻辑上相互隔离。

所以⽤户进程在通常情况下不允许访问内核数据,也⽆法使⽤内核函数,它们只能在⽤户空间操作⽤户数据,调⽤⽤户空间函数。

⽐如我们熟悉的“hello world”程序(执⾏时)就是标准的⽤户空间进程,它使⽤的打印函数printf就属于⽤户空间函数,打印的字符“hello word”字符串也属于⽤户空间数据。

但是很多情况下,⽤户进程需要获得系统服务(调⽤系统程序),这时就必须利⽤系统提供给⽤户的“特殊接⼝”——系统调⽤了,它的特殊性主要在于规定了⽤户进程进⼊内核的具体位置;换句话说,⽤户访问内核的路径是事先规定好的,只能从规定位置进⼊内核,⽽不准许肆意跳⼊内核。

有了这样的陷⼊内核的统⼀访问路径限制才能保证内核安全⽆虞。

我们可以形象地描述这种机制:作为⼀个游客,你可以买票要求进⼊野⽣动物园,但你必须⽼⽼实实地坐在观光车上,按照规定的路线观光游览。

Linux系统调用_详细全过程

Linux系统调用_详细全过程

system_call片段(续) system_call片段(续)
nobadsys:
… #调用系统调 call *sys_call_table(,%eax,4) #调用系统调 用表中调用号为eax 用表中调用号为eax的系统调用例程 eax的系统调用例程 #将返回值存入堆栈 堆栈中 movl %eax,EAX(%esp) #将返回值存入堆栈中 Jmp ret_from_sys_call
优点
编程容易, 编程容易,从硬件设备的低级编程中解脱出来 提高了系统的安全性, 提高了系统的安全性,可以先检查请求的正确性
5.1 Linux系统调用-功能 系统调用系统调用
用户程序 . . . . 系统调用 . . . .
陷入处理机构 1)保护处理 机现场 2)取系统调 用功能号并 寻找子程序 入口 3)恢复处理 机现场并返 回 入口地址表 A0 A2 ... Ai ... An
系统调用 服务例程
system_call()片段 system_call()片段
฀ …
pushl %eax /*将系统调用号压栈* /*将系统调用号压栈*/ SAVE_ALL ... /*检查系统调用号 cmpl$(NR_syscalls), %eax /*检查系统调用号 Jb nobadsys $(/*堆栈中的eax eax设置为Movl $(-ENOSYS), 24(%esp) /*堆栈中的eax设置为ENOSYS, ENOSYS, 作为返回值 Jmp ret_from_sys_call
Linux系统调用-功能 系统调用系统调用
系统调用是用户态进入内核态的唯一入口:一夫 系统调用是用户态进入内核态的唯一入口: 当关,万夫莫开。常用系统调用: 当关,万夫莫开。常用系统调用:

linux内核开发面试题

linux内核开发面试题

linux内核开发面试题一、简介Linux内核是开源操作系统Linux的核心组成部分,负责管理计算机的硬件资源并提供各种系统服务。

Linux内核开发面试题是在面试过程中常见的一种考察方式,用于评估面试者对Linux内核的理解与掌握程度。

二、常见面试题1. 请简述Linux内核的架构及其组成部分。

2. 什么是进程和线程?它们在Linux内核中的实现方式是什么?3. 请解释虚拟内存的概念,并描述它在Linux内核中的实现原理。

4. Linux内核采用的调度算法有哪些?请分别介绍它们的特点。

5. 请描述Linux内核中的文件系统及其实现原理。

6. 什么是系统调用?请举例说明Linux内核中常用的系统调用接口。

7. 请解释Linux内核中的中断处理机制,并描述硬中断和软中断的区别。

8. 请简述Linux内核的设备驱动模型,并介绍驱动程序的开发流程。

9. 请阐述Linux内核的网络子系统及其组件,包括网络协议栈、套接字和网络设备驱动等。

10. 在进行Linux内核开发时,经常使用的调试技术有哪些?请简要说明它们的作用。

三、回答示范1. Linux内核的架构及组成部分Linux内核的架构主要由五个模块组成,分别是进程管理、内存管理、文件系统、设备驱动和网络子系统。

其中,进程管理模块负责创建、调度和销毁进程,内存管理模块负责管理系统的内存资源,文件系统模块提供了对文件和目录的操作接口,设备驱动模块负责管理硬件设备的访问,网络子系统模块提供了网络通信功能。

2. 进程和线程及其实现方式进程是计算机中正在运行的程序的实例,拥有独立的内存空间和执行上下文。

线程是进程内的一个执行单元,共享进程的资源。

在Linux 内核中,进程通过task_struct结构来表示,线程则通过clone系统调用来创建。

3. 虚拟内存的概念及实现原理虚拟内存是一种对物理内存的抽象和扩展,它为每个进程提供了独立的地址空间。

Linux内核通过页表将虚拟地址映射到物理地址,并采用页面置换算法(如LRU)来管理内存的使用。

系统调用open()的基本过程

系统调用open()的基本过程

系统调用open()的基本过程open()系统调用是Linux操作系统用于打开文件或创建文件的函数之一,其作用是根据指定的文件名和模式打开一个文件并返回一个文件描述符。

操作系统中的文件是对外部设备上数据的一种抽象,通过文件描述符进行操作,文件描述符可以看做是对文件进行的操作的句柄。

在本文中,我们将详细介绍open()系统调用的基本过程。

用户程序调用open()系统调用时,需要提供所需打开文件的文件名(路径名称)、打开方式、文件权限等参数。

在Linux中,文件路径名称可以是绝对路径和相对路径,例如:```int fd = open( "/home/test.txt", O_RDWR, 0666 );```以上调用表明:文件路径名称是“/home/test.txt”,打开模式是“O_RDWR”(读写方式),权限是“0666”(所有用户均可读写)。

2. 操作系统内核接收系统调用在用户程序调用open()系统调用之后,操作系统内核首先需要接收该系统调用,执行系统调用的代码在Linux内核中。

3. 根据文件路径名称查找文件内核根据open()系统调用中提供的文件路径名称,查找文件系统中是否存在该文件。

文件系统是指Linux内核中对存储设备上的文件和目录进行管理的机制,不同的文件系统可能有不同的组织结构和实现方式。

4. 检查文件是否可用当内核找到路径名称对应的文件时,需要检查文件是否存在、可读、可写、可执行等。

如果文件不存在或读取或写入权限被撤销,则open()系统调用返回错误信息。

5. 创建或打开文件如果内核检查通过,说明文件可用,open()系统调用开始执行打开或创建文件的操作。

- 如果文件存在,打开文件,并返回到该文件的文件描述符。

- 如果文件不存在,根据open()系统调用中提供的权限和打开方式,创建一个新的文件,并返回到新文件的文件描述符。

内核会记录文件描述符与文件之间的关系,同时也会为该文件分配对应的inode节点。

内核 调用应用层回调函数

内核 调用应用层回调函数

内核调用应用层回调函数是一种常见的系统交互方式,它允许内核在完成某些任务后,通知应用层某个事件已经处理完毕,并触发相应的回调函数。

这种机制可以提高系统的响应性和可靠性,确保应用程序能够及时获取和处理事件信息。

在内核调用应用层回调函数的过程中,首先需要建立一个内核和应用程序之间的通信通道。

通常,这种通道可以通过系统调用、信号、事件通知等方式实现。

一旦建立了通信通道,内核就可以将需要通知的事件信息传递给通道,并通过通道将事件信息发送给应用层。

当应用层接收到事件信息后,会根据事件类型和上下文,触发相应的回调函数。

回调函数的具体实现方式取决于应用程序的设计和需求,它可以是一个固定的函数,也可以是一个动态生成的函数。

在回调函数中,应用层可以根据事件的处理结果进行相应的操作,例如更新数据、刷新界面、发送通知等。

内核调用应用层回调函数的过程涉及到多个组件和机制的协作,包括内核、通信通道、应用层等。

为了保证回调函数的正确性和可靠性,需要确保通信通道的正确性和稳定性,同时需要保证回调函数的正确性和安全性。

此外,还需要考虑回调函数的性能和资源消耗问题,以确保系统整体的性能和稳定性。

总之,内核调用应用层回调函数是一种重要的系统交互方式,它能够提高系统的响应性和可靠性,确保应用程序能够及时获取和处理事件信息。

在实现回调函数的过程中,需要建立正确的通信通道、触发正确的回调函数、保证正确性和可靠性、考虑性能和资源消耗等问题。

sys_open

sys_open

sys_open()代码分析应用程序在操作任何一个文件之前,必须先调用open()来打开该文件,即通知内核新建一个代表该文件的结构,并且返回该文件的描述符(一个整数),该描述符在进程内唯一。

open()的格式如下:int open(const char * pathname,int oflag, mode_t mode )pathname:代表需要打开的文件的文件名;oflag:表示打开的标识,具体的内核支持如下标记位:O_ACCMODE<0003>: 读写文件操作时,用于取出flag的低2位。

O_RDONLY<00>: 只读打开O_WRONLY<01>: 只写打开O_RDWR<02>: 读写打开O_CREAT<0100>: 文件不存在则创建,需要mode_tO_EXCL<0200>: 如果同时指定了O_CREAT,而文件已经存在,则出错O_NOCTTY<0400>: 如果pathname代表终端设备,则不将此设备分配作为此进程的控制终端O_TRUNC<01000>: 如果此文件存在,而且为只读或只写成功打开,则将其长度截短为0O_APPEND<02000>: 每次写时都加到文件的尾端O_NONBLOCK<04000>: 如果p a t h n a m e指的是一个F I F O、一个块特殊文件或一个字符特殊文件,则此选择项为此文件的本次打开操作和后续的I / O操作设置非阻塞方式。

O_NDELAY<O_NONBLOCK>O_SYNC<010000>: 使每次write都等到物理I/O操作完成。

FASYNC<020000>: 兼容BSD的fcntl同步操作O_DIRECT<040000>: 直接磁盘操作标识,每次读写都不使用内核提供的缓存,直接读写磁盘设备O_LARGEFILE<0100000>: 大文件标识O_DIRECTORY<0200000>:必须是目录O_NOFOLLOW<0400000>: 不获取连接文件O_NOATIME<01000000>: 暂无当新创建一个文件时,需要指定mode参数,以下说明的格式如宏定义名称<实际常数值>:描述如下:S_IRWXU<00700>:文件拥有者有读写执行权限S_IRUSR (S_IREAD)<00400>:文件拥有者仅有读权限S_IWUSR (S_IWRITE)<00200>:文件拥有者仅有写权限S_IXUSR (S_IEXEC)<00100>:文件拥有者仅有执行权限S_IRWXG<00070>:组用户有读写执行权限S_IRGRP<00040>:组用户仅有读权限S_IWGRP<00020>:组用户仅有写权限S_IXGRP<00010>:组用户仅有执行权限S_IRWXO<00007>:其他用户有读写执行权限S_IROTH<00004>:其他用户仅有读权限S_IWOTH<00002>:其他用户仅有写权限S_IXOTH<00001>:其他用户仅有执行权限当open()系统调用进入内核时候,最终调用的函数为SYSCALL_DEFINE3(open, const char __user*, filename, int, flags, int,mode)实际相当于调用:asmlinkage long sys_open(const char __user *filename, int flags, int mode)该函数位于fs/open.c中,下面将会分析其具体的实现过程。

内存管理-slab[原理]

内存管理-slab[原理]

内存管理-slab[原理]前⾔主要讲解原理,基于2.6.32版本内核源码。

本⽂整体思路:先由简单内存模型逐渐演进到当下通⽤服务器⾯对的内存模型,讨论每⼀个内存模型下slab设计需要解决的问题。

历史简介linux内核运⾏需要动态分配内存,有两种分配⽅案:第⼀种:以页为单位分配内存,⼀次申请内存的长度必须是页的整数倍第⼆种:按需分配内存,⼀次申请内存的长度是随机的。

第⼀种分配⽅案通过buddy⼦系统实现,第⼆种分配⽅案通过slab⼦系统实现。

slab⼦系统随内核的发展衍⽣出slub⼦系统和slob⼦系统。

最新通⽤服务器内核⼀般默认使⽤slub⼦系统,slob⼦系统⼀般⽤在移动端和嵌⼊式系统,较⽼内核默认⽤slab。

slab,slob,slub功能相同,但效率上的偏重点不⼀样。

现下内核提供编译选项,供⽤户选择⽤三者中的哪⼀个。

slab⼦系统是内核使⽤的原始⽅案,经过相当长⼀段时间演进,因此本系列博客讲解slab⼦系统的实现。

充分理解slab后,理解slub和slob就很简单了。

slab和buddy的关系,以及slab存在的必要性让我们考察buddy⼦系统和slab⼦系统提供的接⼝函数:buddy⼦系统主要接⼝1//分配2的order次⽅个物理地址相邻的页⾯,返回第⼀个页的page描述符虚的拟地址2static inline struct page *alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)3//释放2的order次⽅个物理地址相邻的页⾯,addr指向第⼀个页中第⼀个byte的虚拟地址4void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order)slab⼦系统接⼝1/* 分配size字节⼤⼩的内存,返回这段内存的虚拟地址 */2static __always_inline void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)3/* 释放objp指向的⼀段内存 */4void kfree(const void *objp)两者之间的关系:slab⼦系统基于buddy⼦系统系统实现。

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驱动注册open函数都干了些什么?register_chrdev -> cdev_add -> kobj_mapfile: fs/char_dev.cint register_chrdev(unsigned int major, const char *name,const struct file_operations *fops){struct char_device_struct *cd;struct cdev *cdev;char *s;int err = -ENOMEM;cd = __register_chrdev_region(major, 0, 256, name);if (IS_ERR(cd))return PTR_ERR(cd);cdev = cdev_alloc();if (!cdev)goto out2;cdev->owner = fops->owner;cdev->ops = fops; // 注意,在后面的chrdev_open会从cdev再得到fops...}file: fs/char_dev.cint cdev_add(struct cdev *p, dev_t dev, unsigned count){p->dev = dev;p->count = count;return kobj_map(cdev_map, dev, count, NULL, exact_match, exact_lock, p);}file: fs/char_dev.cstatic struct kobject *exact_match(dev_t dev, int *part, void *data){struct cdev *p = data;return &p->kobj;}file: drivers/base/map.cint kobj_map(struct kobj_map *domain, dev_t dev, unsigned long range,struct module *module, kobj_probe_t *probe,int (*lock)(dev_t, void *), void *data){unsigned n = MAJOR(dev + range - 1) - MAJOR(dev) + 1;unsigned index = MAJOR(dev);unsigned i;struct probe *p;if (n > 255)n = 255;p = kmalloc(sizeof(struct probe) * n, GFP_KERNEL);if (p == NULL)return -ENOMEM;for (i = 0; i < n; i++, p++) {p->owner = module;p->get = probe; // 此处其实就是exact_matchp->lock = lock;p->dev = dev;p->range = range;p->data = data;}mutex_lock(domain->lock);for (i = 0, p -= n; i < n; i++, p++, index++) {struct probe **s = &domain->probes[index % 255];while (*s && (*s)->range < range)s = &(*s)->next;p->next = *s;*s = p;}mutex_unlock(domain->lock);return 0;}【参考Understanding The Linux Kernel 13.5. Character Device Drivers 】The device driver model defines a kobject mapping domain for the character devices, which is represented by a descriptor of type kobj_map and is referenced by the cdev_map global variable. The kobj_map descriptor includes a hash table of 255 entries indexed by the major number ofthe intervals. The hash table stores objects of type probe, one for each registered range of major and minor numbers, whose fields are listed in Table 13-9.When the kobj_map( ) function is invoked, the specified interval of device numbers is added to the hash table. The data field of the corresponding probe object points to the cdev descriptor of the device driver. The value of this field is passed to the get and lock methods when they are executed. In this case, the get method is implemented by a short function that returns the address of the kobject embedded in the cdev descriptor; the lock method, instead, essentially increases the reference counter in the embedded kobject.The kobj_lookup( ) function receives as input parameters a kobject mapping domain and a device number; it searches the hash table and returns the address of the kobject of the owner of the interval including the number, if it was found. When applied to the mapping domain of the character devices, the function returns the address of the kobject embedded in the cdev descriptor of the device driver that owns the interval of device numbers.二)从系统调用往内核走,看当初驱动里注册的file_operations里的open函数怎么被调用的sys_open -> do_sys_open -> do_filp_open -> nameidata_to_filp -> __dentry_open问题是1)__dentry_open如何找到chrdev_open?2)最终又是如何调用file_operations里的在驱动里面注册的open函数的呢?static struct file *__dentry_open(struct dentry *dentry, struct vfsmount *mnt,int flags, struct file *f,int (*open)(struct inode *, struct file *)){struct inode *inode;int error;f->f_flags = flags;f->f_mode = ((flags+1) & O_ACCMODE) | FMODE_LSEEK |FMODE_PREAD | FMODE_PWRITE;inode = dentry->d_inode;if (f->f_mode & FMODE_WRITE) {error = __get_file_write_access(inode, mnt);if (error)goto cleanup_file;if (!special_file(inode->i_mode))file_take_write(f);}f->f_mapping = inode->i_mapping;f->f_path.dentry = dentry;f->f_path.mnt = mnt;f->f_pos = 0;f->f_op = fops_get(inode->i_fop); // 此处获得def_chr_fopsfile_move(f, &inode->i_sb->s_files);error = security_dentry_open(f);if (error)goto cleanup_all;if (!open && f->f_op)open = f->f_op->open; // 此处调用def_chr_fops里的open函数,即chrdev_open...}file: fs/char_dev.cchrdev_open() {struct cdev *p;struct cdev *new = NULL;int ret = 0;spin_lock(&cdev_lock);p = inode->i_cdev;if (!p) {struct kobject *kobj;int idx;spin_unlock(&cdev_lock);kobj = kobj_lookup(cdev_map, inode->i_rdev, &idx); // 找到cdev对应的kobj对象, 跟kobj_map遥相对应的,反操作if (!kobj)return -ENXIO;new = container_of(kobj, struct cdev, kobj); // 找到cdevspin_lock(&cdev_lock);p = inode->i_cdev;if (!p) {inode->i_cdev = p = new;inode->i_cindex = idx;list_add(&inode->i_devices, &p->list);new = NULL;} else if (!cdev_get(p))ret = -ENXIO;} else if (!cdev_get(p))ret = -ENXIO;spin_unlock(&cdev_lock);cdev_put(new);if (ret)return ret;filp->f_op = fops_get(p->ops); // 这里又找回了当初驱动注册时的file_operations指针if (!filp->f_op) {cdev_put(p);return -ENXIO;}if (filp->f_op->open) {lock_kernel();ret = filp->f_op->open(inode,filp); // 此处算真正的调用了file_operations里的open函数unlock_kernel();}...}file: drivers/base/map.cstruct kobject *kobj_lookup(struct kobj_map *domain, dev_t dev, int *index){struct kobject *kobj;struct probe *p;unsigned long best = ~0UL;retry:mutex_lock(domain->lock);for (p = domain->probes[MAJOR(dev) % 255]; p; p = p->next) {struct kobject *(*probe)(dev_t, int *, void *);struct module *owner;void *data;if (p->dev > dev || p->dev + p->range - 1 < dev)continue;if (p->range - 1 >= best)break;if (!try_module_get(p->owner))continue;owner = p->owner;data = p->data;probe = p->get; // 这里其实就是exact_match函数了best = p->range - 1;*index = dev - p->dev;if (p->lock && p->lock(dev, data) < 0) {module_put(owner);continue;}mutex_unlock(domain->lock);kobj = probe(dev, index, data); // 这里调用了exact_match 函数/* Currently ->owner protects _only_ ->probe() itself. */module_put(owner);if (kobj)return kobj;goto retry;}mutex_unlock(domain->lock);return NULL;}【参考Understanding The Linux Kernel 13.5.2. Accessing a Character Device Driver】We mentioned in the earlier section "VFS Handling of Device Files" that the dentry_open( ) function triggered by the open( ) system call service routine customizes the f_op field in the file object of the character device file so that it points to the def_chr_fops table. This table is almost empty; it only defines the chrdev_open( ) function as the open method of the device file. This method is immediately invoked by dentry_open( ).三)什么时候为字符设备设置的def_chr_fops ?这个跟具体的文件系统有关系的。

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