Linux内核模块的实现机制
linux内核qos实现机制
linux内核qos实现机制Linux内核中的QoS实现机制在Linux内核中，Quality of Service（QoS）是一种网络管理机制，用于提供不同网络流量的不同服务质量。
QoS机制通过设置优先级和限制带宽来控制网络流量，以确保关键应用程序的性能和稳定性。
本文将介绍Linux内核中的QoS实现机制，以及它是如何工作的。
一、QoS的概念和作用QoS是一种网络管理技术，用于在网络上为不同类型的流量提供不同的服务质量。
它通过优先级和带宽限制来保证关键应用程序的性能和稳定性。
QoS可以确保实时应用程序，如语音和视频通话，在网络拥塞时仍能保持良好的用户体验。
同时，QoS还可以限制带宽消耗较大的应用程序，以保证其他应用程序的正常运行。
二、Linux内核中的QoS实现机制Linux内核中的QoS实现主要基于两个关键组件：Traffic Control （TC）和Class-based Queueing（CBQ）。
1. Traffic Control（TC）：TC是Linux内核中用于实现QoS的主要工具。
它提供了一套灵活的机制，用于设置流量的优先级、限制带宽和进行流量分类。
通过使用TC，可以对流量进行过滤、重定向和限制，以实现不同应用程序的不同服务质量。
2. Class-based Queueing（CBQ）：CBQ是TC中的一种队列调度算法，用于对流量进行分类和管理。
CBQ将流量分为不同的类别，并为每个类别分配带宽。
通过使用CBQ，可以根据应用程序的需求，为不同类型的流量分配不同的带宽，以实现更精确的QoS控制。
三、QoS实现的具体步骤在Linux内核中，实现QoS的具体步骤如下：1. 配置TC：首先，需要配置TC来启用QoS功能。
可以使用命令行工具tc来配置TC，例如：```tc qdisc add dev eth0 root handle 1: htb default 10```这个命令将在eth0接口上创建一个根队列，并使用Hierarchical Token Bucket（HTB）算法来进行队列调度。
基于Linux内核的动态内存管理机制的实现
２ Ｌ ｎ ｘ内存分配机制 ． ２ ｉｕ Ｇ ｉｃ根据 申请 内存 的大小 调用不 同的系统调用 向内核 ｌ ｂ
申请 内 存 。 ２２１ ｂｋ系统 调 用 ．． ｒ
２ Ｌｎ ｘ ｉｕ 动态 内存分配机制
用户进程的 内存管理是通过位于应用程序和 Ｌｎ ｘ内核 ｉｕ 之 间的 Ｃ库 维护 的，本文使 用的 Ｃ库为 Ｇｌ ｃ库 。应用程 序 ｉ ｂ
存分配的方式 。 若为通过 ｂｋ分配 的内存空间， Ｇｌ ｃ ｒ 则 ｉ 并不 ｂ 向内核 申请 回收 内存 ，而是标 志此段 内存为可用内存 ，插入 Ｇ ｉｃ的可用 内存池链表 ；若为通过 ｍ ｐ分配 的内存空 间， ｌ ｂ ｍａ
第３ ６卷 第 ９期
Ｖ ３６ ｏＬ
・
计
算
机
工
程
２１ ００年 ５月
Ｍａ ｙ ２０１ ０
Ｎｏ９ ．
Ｃ ｏ ｐｕ ｅ ｍ 与数 据库 ・
文章编号：１ ｍ ３ ８０ｏ ９＿８—０ 文献标识码： ０ ＿４ （ １ｏ—０ ５＿ ０ ２２ ） ０ ２ Ａ
则 Ｇｌ ｃ调用 ｍｕ ｍａ ｉ ｂ ｎ ｐ向内核 申请释放内存空问 。
通过 ｍａｌｃ ｃｌ ｃ ｌ ， ａｌ 等函数 申请动态 内存 ，调用 Ｇｌ ｃ库中的 ｏ ｏ ｉ ｂ 分配函数 ， ｌ ｃ 函数调 用内核提供 的系统 调用向内核 申请 Ｇｉ 库 ｂ
内存完成应 用程序 的动态 内存 分配 ；应 用程序通 过 ｆ ｅ函数 ｒ ｅ 释放动态内存，调用 Ｇｌ ｃ 中的释放 函数 ，Ｇ ｉｃ 调用内 ｉ 库 ｂ ｌ 库 ｂ
［ ｙｗｏ ｄ Ｌｎ ｘｋｒｅ； ｍｏｙｍａ ａ ｅ ｎ； ｍｏｙｌａ Ｋｅ ｒ ｓ ｉｕ ｅｎ ｌｍｅ ｒ ｎ ｇｍｅｔｍｅ ｒ ｋ Ｉ ｅ
linux kerne malloc实现原理-概述说明以及解释
linux kerne malloc实现原理-概述说明以及解释1.引言1.1 概述:在现代操作系统中，内存管理是一个极其重要的组成部分。
在Linux 内核中，malloc函数是用来动态分配内存的函数之一。
本文将深入探讨Linux Kernel中malloc函数的实现原理。
malloc函数的实现原理涉及到内存分配算法、数据结构以及Linux Kernel内部机制。
深入了解malloc函数的实现原理可以帮助我们更好地理解Linux内核的内存管理机制，提高系统的性能和稳定性。
通过分析Linux Kernel中malloc函数的实现原理，我们可以深入了解内核中内存管理的机制，为我们在实际开发中更好地利用和优化内存提供指导和参考。
本文旨在通过详细的介绍和分析，帮助读者深入理解Linux Kernel中malloc函数的实现原理，为内核开发和系统优化提供参考。
1.2 文章结构文章结构部分将包括以下内容：1. Linux Kernel简介：介绍Linux Kernel的基本概念和功能，以及其在操作系统中的重要性。
2. 内存管理：讨论Linux Kernel中的内存管理机制，包括内存分配和释放方式等。
3. Malloc实现原理：深入探讨Linux Kernel中malloc函数的实现原理，从内存分配算法到数据结构的设计等方面进行详细分析。
4. 结论：总结文章要点，对Linux Kernel中malloc实现原理的重要性进行概括，并展望未来可能的发展方向。
1.3 目的本文的主要目的是深入探讨Linux Kernel中的malloc实现原理。
通过对内存管理和malloc算法的讲解，希望读者能够了解Linux Kernel中如何进行内存分配和释放操作。
通过分析malloc的实现原理，读者可以更好地理解程序中内存分配的过程，从而提高代码的效率和性能。
同时，通过对malloc算法的详细解析，读者可以了解到Linux Kernel是如何管理内存的，从而进一步优化程序的性能和可靠性。
Linux设备驱动程序原理及框架-内核模块入门篇
Linux设备驱动程序原理及框架-内核模块入门篇内核模块介绍应用层加载模块操作过程内核如何支持可安装模块内核提供的接口及作用模块实例内核模块内核模块介绍Linux采用的是整体式的内核结构，这种结构采用的是整体式的内核结构，采用的是整体式的内核结构的内核一般不能动态的增加新的功能。
为此，的内核一般不能动态的增加新的功能。
为此，Linux提供了一种全新的机制，叫(可安装) 提供了一种全新的机制，可安装) 提供了一种全新的机制模块” )。
利用这个机制“模块”(module)。
利用这个机制，可以)。
利用这个机制，根据需要，根据需要，在不必对内核重新编译链接的条件将可安装模块动态的插入运行中的内核，下，将可安装模块动态的插入运行中的内核，成为内核的一个有机组成部分；成为内核的一个有机组成部分；或者从内核移走已经安装的模块。
正是这种机制，走已经安装的模块。
正是这种机制，使得内核的内存映像保持最小，的内存映像保持最小，但却具有很大的灵活性和可扩充性。
和可扩充性。
内核模块内核模块介绍可安装模块是可以在系统运行时动态地安装和卸载的内核软件。
严格来说，卸载的内核软件。
严格来说，这种软件的作用并不限于设备驱动，并不限于设备驱动，例如有些文件系统就是以可安装模块的形式实现的。
但是，另一方面，可安装模块的形式实现的。
但是，另一方面，它主要用来实现设备驱动程序或者与设备驱动密切相关的部分(如文件系统等)。
密切相关的部分(如文件系统等)。
课程内容内核模块介绍应用层加载模块操作过程内核如何支持可安装模块内核提供的接口及作用模块实例内核模块应用层加载模块操作过程内核引导的过程中，会识别出所有已经安装的硬件设备，内核引导的过程中，会识别出所有已经安装的硬件设备，并且创建好该系统中的硬件设备的列表树：文件系统。
且创建好该系统中的硬件设备的列表树：/sys 文件系统。
(udev 服务就是通过读取该文件系统内容来创建必要的设备文件的。
)。
linux内核kallsyms机制分析
linux内核kallsyms机制分析2016-07-24 15:59:41分类： LINUX原文地址：linux内核kallsyms机制分析作者：wangbaolin7191.一、前言2.Linux内核是一个整体结构，而模块是插入到内核中的插件。
尽管内核不是一个可安装模块，但为了方便起见，Linux把内核也看作一个模块。
那么模块与模块之间如何进行交互呢，一种常用的方法就是共享变量和函数。
但并不是模块中的每个变量和函数都能被共享，内核只把各个模块中主要的变量和函数放在一个特定的区段，这些变量和函数就统称为符号。
3.4.因此，内核也有一个module结构，叫做kernel_module。
另外，从kernel_module开始，所有已安装模块的module结构都链在一起成为一条链，内核中的全局变量module_list就指向这条链：5.struct module *module_list =&kernel_module；6.7.一般来说，内核只会导出由EXPORT_PARM宏指定的符号给模块使用。
为了使debugger提供更好的调试功能，需要使用kallsyms 工具为内核生成__kallsyms段数据，该段描述所有不处在堆栈上的内核符号。
这样debugger就能更好地解析内核符号，而不仅仅是内核指定导出的符号。
8.9.二、简介10.在v2.6.0 的内核中，为了更好地调试内核，引入新的功能kallsyms.kallsyms把内核用到的所有函数地址和名称连接进内核文件，当内核启动后，同时加载到内存中.当发生oops，例如在内核中访问空地址时，内核就会解析eip位于哪个函数中，并打印出形如：11.EIP is at cleanup_module+0xb/0x1d [client]的信息,12.调用栈也用可读的方式显示出来.13.Call Trace:14.[<c013096d>] sys_delete_module+0x191/0x1ce15.[<c02dd30a>] do_page_fault+0x189/0x51d16.[<c0102bc1>] syscall_call+0x7/0xb17.18.当然功能不仅仅于此，还可以查找某个函数例如的sys_fork 的地址，然后hook它，kprobe就是这么干的。
linux内核进程cpu调度基本原理
linux内核进程cpu调度基本原理Linux内核的CPU调度基本原理是通过多任务处理，将CPU 时间片分配给不同的进程或线程来实现。
1. 调度策略：Linux内核支持多种调度策略，包括先来先服务（FCFS）、时间片轮转、优先级调度等。
默认的调度策略是时间片轮转调度策略，即每个进程被分配一个时间片，在时间片用完之后，将CPU切换到下一个就绪状态的进程上。
2. 就绪队列：内核会维护一个就绪队列，存放所有准备好运行但还未分配CPU时间的进程。
根据进程的优先级和调度策略，内核会从就绪队列中选择一个合适的进程来执行。
3. 进程优先级：每个进程都有一个优先级值，表示其重要性和紧急程度。
较高优先级的进程在调度时会获得更多的CPU时间。
Linux内核使用动态优先级调度策略，根据进程的历史行为和资源使用情况动态调整进程的优先级。
4. 时间片和抢占：时间片是CPU分配给进程的最小单位，当一个进程的时间片用完后，如果它还未完成，内核会将其置于就绪队列末尾，并将CPU分配给下一个就绪进程。
此外，Linux 内核支持抢占式调度，即当一个优先级更高的进程出现时，可立
即抢占当前运行的进程，将CPU资源分配给新的进程。
5. 实时进程：除了普通进程，Linux内核还支持实时进程。
实时进程具有更高的优先级和较小的延迟要求，它们得到更快的响应时间。
实时进程的调度算法相对于普通进程更加严格，以满足实时性要求。
Linux内核的CPU调度基本原理是通过就绪队列、进程优先级和时间片轮转等策略，将CPU时间动态地分配给不同的进程或线程，以完成多任务处理。
Linux内核模块开发（简单）
Linux内核模块开发（简单）Linux系统为应⽤程序提供了功能强⼤且容易扩展的API，但在某些情况下，这还远远不够。
与硬件交互或进⾏需要访问系统中特权信息的操作时，就需要⼀个内核模块。
Linux内核模块是⼀段编译后的⼆进制代码，直接插⼊Linux内核中，在 Ring 0（x86–64处理器中执⾏最低和受保护程度最低的执⾏环）上运⾏。
这⾥的代码完全不受检查，但是运⾏速度很快，可以访问系统中的所有内容。
Intel x86架构使⽤了4个级别来标明不同的特权级。
Ring 0实际就是内核态，拥有最⾼权限。
⽽⼀般应⽤程序处于Ring 3状态--⽤户态。
在Linux中，还存在Ring 1和Ring 2两个级别，⼀般归属驱动程序的级别。
在Windows平台没有Ring 1和Ring 2两个级别，只⽤Ring 0内核态和Ring 3⽤户态。
在权限约束上，⾼特权等级状态可以阅读低特权等级状态的数据，例如进程上下⽂、代码、数据等等，但反之则不可。
Ring 0最⾼可以读取Ring 0-3所有的内容，Ring 1可以读Ring 1-3的，Ring 2以此类推，Ring 3只能读⾃⼰的数据。
1. 为什么要开发内核模块编写Linux内核模块并不是因为内核太庞⼤⽽不敢修改。
直接修改内核源码会导致很多问题，例如：通过更改内核，你将⾯临数据丢失和系统损坏的风险。
内核代码没有常规Linux应⽤程序所拥有的安全防护机制，如果内核发⽣故障，将锁死整个系统。
更糟糕的是，当你修改内核并导致错误后，可能不会⽴即表现出来。
如果模块发⽣错误，在其加载时就锁定系统是最好的选择，如果不锁定，当你向模块中添加更多代码时，你将会⾯临失控循环和内存泄漏的风险，如果不⼩⼼，它们会随着计算机继续运⾏⽽持续增长，最终，关键的存储器结构甚⾄缓冲区都可能被覆盖。
编写内核模块时，基本是可以丢弃传统的应⽤程序开发范例。
除了加载和卸载模块之外，你还需要编写响应系统事件的代码（⽽不是按顺序模式执⾏的代码）。
Linux 内核配置机制(make menuconfig、Kconfig、makefile)讲解
printk(KERN_WARNING fmt, ##arg) printk(KERN_DEBUG fmt, ##arg)
/* Module Init & Exit function */ static int __init myModule_init(void) {
/* Module init code */ PRINTK("myModule_init\n"); return 0;
图形
工具
前面我们介绍模块编程的时候介绍了驱动进入内核有两种方式：模块和直接编译进内核，并介绍 了模块的一种编译方式——在一个独立的文件夹通过makefile配合内核源码路径完成
那么如何将驱动直接编译进内核呢？ 在我们实际内核的移植配置过程中经常听说的内核裁剪又是怎么麽回事呢？ 我们在进行linux内核配置的时候经常会执行make menuconfig这个命令，然后屏幕上会出现以下 界面：
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dianhuiren
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《这些年，我们读过的技术经典图书》主题有奖征文 经理
这些配置工具都是使用脚本语言，如 Tcl/TK、Perl 编写的（也包含一些用 C 编写的代码）。本文
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1/5
2012年04月 (6) 2012年03月 (15) 2012年02月 (16)
并不是对配置系统本身进行分析，而是介绍如何使用配置系统。所以，除非是配置系统的维护者，一般 的内核开发者无须了解它们的原理，只需要知道如何编写 Makefile 和配置文件就可以。
Linux内核模块
⼯作模式⼯作性质层次权限影响竞态运⾏⽅式应⽤程序USR 模式策略性⽤户层低局部局部主动内核模块SVC 模式功能性内核层⾼全局全局被挡Linux 内核模块1、什么是内核模块？内核模块是Linux 提供的⼀种机制，允许在内核运⾏时动态加载进内核中，具有两个特点： 1）内核模块本⾝不编译⼊内核映像，有效控制缩减内核镜像⼤⼩ 2）内核模块⼀旦被加载，他就和内核中的其他部分完全⼀样2、为什么需要内核模块？如果在内核编译时把所有的功能都编译进去，就会导致内核很⼤，⽽且要往内核中添加或删除功能时必须重新编译内核⽐如在Ubuntu 在通⽤PC 平台上，预先⽆法知道需要什么设备，就不知道预先编译什么驱动。
3、内核模块和应⽤程序的区别4、内核模块的基本构成|——两个函数（⼀般需要）| |——模块初始化（加载）函数：当内核模块加载进内核的时候，做⼀些准备⼯作| |——模块卸载函数：回收、清理资源||——授权（许可证声明）（必须）：Linux 内核受GPL （General Public License ）授权约束|——模块参数（可选）：模块被加载时可以被传递给它的值，本⾝对应模块内的全局变量|——模块导出符号（可选）|——模块信息说明（可选）5、模块加载（初始化）函数⼀般以 __init 标识声明函数命名规则 xxx_init xxx 设备名 init 功能名（初始化）函数形式：static ini __init xxx_init(void ){/* 初始化代码* 返回值： 成功：0 失败：负数，绝对值是错误码* 应⽤层得到的返回值是-1，错误码保存到errno （每个进程有⼀个）； 标准化errno.h 已经明确定义linux/errno.h */}注册⽅式： module_init(x); x 为模块初始化函数的⾸地址 6、模块卸载函数⼀般以 __exit 标识声明函数命名规则 xxx_exit xxx 设备名 exit 功能名（卸载）static ini __exit xxx_exit(void ){/* 释放代码 */}注册⽅式： module_exit(x); x为模块卸载函数的⾸地址7、模块许可证声明MODULE_LICENSE(_license) //_license就是授权名称的字符串//"GPL" [GNU Public License v2 or later]//"GPL v2" [GNU Public License v2]//"GPL and additional rights" [GNU Public License v2 rights and more]//"Dual BSD/GPL" [GNU Public License v2 or BSD license choice]//"Dual MIT/GPL" [GNU Public License v2 or MIT license choice]//"Dual MPL/GPL" [GNU Public License v2 or Mozilla license choice]8、模块声明与描述在Linux内核模块中，我们可以⽤MODULE_AUTHOR、MODULE_DESCRIPTION、MODULE_VERSION、MODULE_DEVICE_TABLE、MODULE_ALIAS分别来声明模块的作者、描述、版本、设备表和别名，例如：MODULE_AUTHOR(author);MODULE_DESCRIPTION(description);MODULE_VERSION(version_string);MODULE_DEVICE_TABLE(table_info);MODULE_ALIAS(alternate_name);对于USB、PCI等设备驱动，通常会创建⼀个MODULE_DEVICE_TABLE，表明该驱动模块⽀持的设备，如：/* 对应此驱动的设备列表 */static struct usb_device_id skel_table [ ] = {{USB_DEVICE(USB_SKEL_VENDOR_ID, USB_SKEL_PRODUCT_ID) }, { } /* 表结束 */}};MODULE_DEVICE_TABLE (usb, skel_table);9、模块参数：在加载模块时，可以给模块传参头⽂件 linux/moduleparam.hA、传递普通变量module_param(name, type, perm);声明内核模块参数/*name - 接收参数的变量名type - 变量类型 Standard types are: byte, short, ushort, int, uint, long, ulong charp: a character pointer bool: a bool, values 0/1, y/n, Y/N. invbool: the above, only sense-reversed (N = true)perm - 权限 头⽂件 linux/stat.h #define S_IRWXUGO (S_IRWXU|S_IRWXG|S_IRWXO) #define S_IALLUGO (S_ISUID|S_ISGID|S_ISVTX|S_IRWXUGO) #define S_IRUGO (S_IRUSR|S_IRGRP|S_IROTH) #define S_IWUGO (S_IWUSR|S_IWGRP|S_IWOTH) #define S_IXUGO (S_IXUSR|S_IXGRP|S_IXOTH)*/范例：int i = 0;module_param(i, int, 0644);运⾏：# insmod xxx.ko i=10B、传递数组参数module_param_array(name, type, nump, perm)/*声明内核模块数组参数name - 数组名type - 数组成员类型nump – ⼀个指向保存数组长度的整型变量的指针perm - 权限*/范例：int arr[] = {1,2,3,4,5,6};int len=0;module_param(arr, int, &len, 0644);运⾏：# insmod xxx.ko arr=1,2,3,4,5C、传递字符串参数module_param_string(name, string, len, perm)/*声明内核模块字符串参数name - 字符串缓存的外部名（传⼊变量名）string - 字符串缓存的内部名nump - 数组的数量perm - 权限*/范例：char insidestr[] = "hello world";module_param(extstr, insidestr, szieof(insidestr), 0644);运⾏：# insmod xxx.ko extstr="hello"10、编译内核模块如果⼀个内核模块要加载到某个内核中运⾏，则这个模块必须使⽤编译该内核镜像的源码进⾏编译，否则运⾏时会出错A、头⽂件（语法问题）B、编译结果（最主要影响）编译时符号表（只在编译时使⽤）运⾏时内核符号表# cat /proc/kallsyms 运⾏时内核符号表C、编译系统⽰例Makefile：# 内核模块的Makefile（模块源码在内核源码外，且内核先编译）# 1、找内核的Makefile# 2、内核的Makefile找内核模块的Makeifle内核模块的Makeifle定义要编译对象ifneq ($(KERNELRELEASE),)#要编译对象表⽰把demo.c编译成demo.ko obj-m = demo.oelse#内核源码⽬录KERNELDIR := /lib/modules/$(shell uname -r)/buildPWD := $(shell pwd)modules: $(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(PWD) modulesendifclean: rm -rf .tmp_versions Module.symvers modules.order .tmp_versions .*.cmd *.o *.ko *.mod.cKERNELRELEASE 是在内核源码的顶层Makefile中定义的⼀个变量，在第⼀次读取执⾏此Makefile时，KERNELRELEASE没有被定义，所以make将读取执⾏else之后的内容。
需要了解Linux内核通知链机制的原理及实现
需要了解Linux内核通知链机制的原理及实现一、概念：大多数内核子系统都是相互独立的，因此某个子系统可能对其它子系统产生的事件感兴趣。
为了满足这个需求，也即是让某个子系统在发生某个事件时通知其它的子系统，Linux 内核提供了通知链的机制。
通知链表只能够在内核的子系统之间使用，而不能够在内核与用户空间之间进行事件的通知。
通知链表是一个函数链表，链表上的每一个节点都注册了一个函数。
当某个事情发生时，链表上所有节点对应的函数就会被执行。
所以对于通知链表来说有一个通知方与一个接收方。
在通知这个事件时所运行的函数由被通知方决定，实际上也即是被通知方注册了某个函数，在发生某个事件时这些函数就得到执行。
其实和系统调用signal的思想差不多。
二、数据结构：通知链有四种类型：原子通知链（ Atomic notifier chains ）：通知链元素的回调函数（当事件发生时要执行的函数）只能在中断上下文中运行，不允许阻塞。
对应的链表头结构：struct atomic_noTIfier_head{ spinlock_t lock; struct noTIfier_block *head;};可阻塞通知链（ Blocking noTIfier chains ）：通知链元素的回调函数在进程上下文中运行，允许阻塞。
对应的链表头：struct blocking_noTIfier_head{ struct rw_semaphore rwsem; struct notifier_block *head;}; 原始通知链（ Raw notifier chains ）：对通知链元素的回调函数没有任何限制，所有锁和保护机制都由调用者维护。
对应的链表头：struct raw_notifier_head{ struct notifier_block *head;};SRCU 通知链（ SRCU notifier chains ）：可阻塞通知链的一种变体。
Linux模块实现机制剖析
Ｋｅ ｗｏ ｄ ： ｏ ｏ ｛ ｈ Ｃ Ｋ ｒ ｅ ｙ ｒ ｓ Ｍ ｎ ｌ ｔ ｛ ｅ ｎ １；Ｍ Ｃ Ｏ Ｋ ｒ ｅ ： Ｋ ｒ ｅ Ｍ ｄ １ ： Ｋ ｒ ｅ Ｓ ｍ ｏ Ｔ ｂ ｅ ｉ Ｆ ｅ ｎ ｌ ｅ ｎ １ ｏ ｕ ｅ ｅ ｎ ｌ ｙｂ Ｉ ａ ｌ
０ 引言
传统的 Ｕ ｉ及大部分类 Ｕ ｉ 操作系统基本上都属于一 ｎｘ ｎｘ
中 国分 类 号 ：Ｔ ３ Ｐ９ 文 献 标 识 码 ：Ａ 文 章 编 号 ：１ ７ — ７ ２ （０ ６２ ０ ０ — ２ ４ ９ 一 ２ ０ ）— ０ ７ ０ ６１
Ａｂ ｔａ ｔ Ｔ ｉ ｐ ｐ ｒ ｍ ｉ ｌ ｉ ｃ ｓ ｅ ｗ ｐ ｒ ｔ ｎ ｙ ｔ ｍ ｏ ｇ ｎ ｚ ｔ ｏ ｏ ｅ ｓ ｓ ｒ ｃ ： ｈ ｓ ａ ｅ ａ ｎ ｙ ｄ ｓ ｕ ｓ ｄ ｔ ｏ ｏ ｅ ａ ｉ ｇ ｓ ｓ ｅ ｒ ａ ｉ ａ ｉ ｎ ｍ ｄ １ ：ｍ ｎ ｌ ｔ ｛ ｅ ｎ ｎ ｃ ｏ ｏ ｏ ｛ ｈ Ｃ ｋ ｒ ｅ１ ａ ｄ ｍｉ ｒ
体化内核组织方式，而 Ｍ ｃ 、Ｗ ｎ ｏ ｓ Ｎ 、Ｗ ｎ ｏ ０ ０ ａｈ ｉｄｗ Ｔ ｉｄｗ２０１ ｘ 等基本属于微 内核组 织方 式 Ｐ
一
现 代操作系统从功能构成上来说 主要包 括进 程管理 、 内 存 管理 、文件管理 、 设备管理 以及 网络通信等几大模块 。 为
了支持构建安全操作系统， 现代ｃ Ｐ 一般都提供了至少两种
Linux内核的cpufreq(变频)机制
Linux内核的cpufreq(变频)机制linux低功耗研究也有一段时间了，基本把低功耗的实现方式想清楚了（主要分成机制和策略），这段时间的工作主要在机制上。
暂时想实现的主要的机制有：cpu级，设备驱动级，系统平台级。
管理颗粒度不断递增，形成三驾马车齐驱的形势。
cpu级：主要实现比较容易的在系统处于目标在于频繁发生、更高粒度的电源状态改变，主要的实现方式为idle，包括今天的主要想讲的动态主频。
设备驱动级：主要实现对单个设备驱动的管理（suspend，resume等），通过系统监测将闲置的设备，通过从用户态对sys文件目录动态进行单个驱动设备的管理，置于省电模式。
系统平台级：目标在于管理较大的、非常见的重大电源状态改变，用于减少产品设备在长时间的空闲之后，减少电源消耗。
主要实现方式是依托linux内核所支持的apm技术，实现整个系统的睡眠/恢复（sleep）这几个层次其实并不是相互独立的，都是相互交叉的，比如系统平台级的睡眠不可避免会涉及到cpu的sleep模式和设备驱动的挂起，而动态主频的实现除了cpu本身的支持也需要外围驱动随着主频变化做出相应的适应活动。
因此这里的分级只是一种粗范围的，逻辑上的分层。
前段时间还调研了一下IBM和Monta Vista搞得那套DPM（Dynamic Power Management）机制，看了不少论文和观点，总的感觉就是太过复杂而且也不是很实用，感觉噱头大过实际功效，（因此这套机制始终还不能进入内核的mainline），言归正传，还是重点讲述下cpufreq技术。
一、为什么要cpufreq？关于要不要实现cpufreq技术，我也纠结过，一个原因是：当时对内核如何提供这么一套动态变频的机制还不了解，只觉得应该非常麻烦，因为涉及到外围驱动的参数更新，另外一个原因是：在SEP4020这种体量的处理器上跑linux，即使运行在最高频率时的处理能力可能也不是很富余，我再给它降频还有没有意义？挣扎之后还是觉得要实现它，我也给自己列了这么几条原因：1. 虽然cpu在板级中已不是主要的耗电源，但是仍然占着举足轻重的位置，功耗机制到最后就是几毫安几毫安的扣了，降频肯定能在一定程序上节约功耗那我为什么不采用？2. 细化功耗管理的颗粒度，为应用程序提供更多的功耗节省机制3. 对普通的应用，系统可以运行在维持平台运作的最低频率，在有处理任务时，变频机制会自动切换到合适的高主频，并且在任务结束时重回省电的低主频，这样就解决了我之前的第二个疑惑。
《Linux基础及应用教程》课件第10章 Linux内核机制
系统内核中可以有多达32个不同的bottom half 处理程序。bh _ base中保存着指向每一 个bottom half处理程序的指针。
2．任务队列
任务队列是系统内核将任务推迟到以后再 做的方法。Linux系统有一个机制可以把任务 放入到队列中等待以后处理。
3．计时器
10.1 Linux内核简介
10.1.1 Linux内核的地位 Linux操作系统由4个主要的子系统所组成： • 1）用户应用程序：在某个特定的Linux系统上运行的应用程序集
合，它将随着该计算机系统的用途不同而有所变化，但一般会包 括文字处理应用程序和Web浏览器。 • 2）O/S服务：这些服务一般认为是操作系统的一部分（命令外 壳程序等）。
3．把增加的 sys_call_table 表项所对应的向量,在 include/asm-386/unistd.h 中进行必要声明，以供用 户进程和其他系统进程查询或调用：
增加后的部分 /usr/src/linux/include/asm386/unistd.h 文件如下：
... ... #define __NR_sendfile 187 #define __NR_getpmsg 188 #define __NR_putpmsg 189 #define __NR_vfork 190 /* add by I */ #define __NR_addtotal 191
修改后为：
... ... .long SYMBOL_NAME(sys_sendfile) .long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams1 */ .long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams2 */ .long SYMBOL_NAME(sys_vfork) /* 190 */ /* add by I */ .long SYMBOL_NAME(sys_addtotal) .rept NR_syscalls-191 .long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) .endr
linux内存机制
linux内存机制
Linux内存机制是指Linux操作系统中对内存的管理和分配机制。
Linux内存机制是由内核实现的，其目的是为了确保系统稳定性和高效性。
Linux 内存机制包括物理内存管理、虚拟内存管理、内存映射、内存分配和释放等方面。
物理内存管理是指对物理内存的管理和控制。
Linux 内核通过内存映射和页表管理，将物理内存映射到虚拟内存中，实现了内存的隔离和保护。
虚拟内存管理是指对虚拟内存的管理和控制。
Linux 内核通过虚拟内存管理，将进程的逻辑地址空间映射到物理内存中，实现了多个进程的共享内存空间。
内存映射是指将一个文件或设备映射到进程的地址空间中，从而使得这个文件或设备可以像内存一样被访问。
内存分配和释放是指对内存的动态分配和释放。
Linux 内核提供了多种内存分配器，如 SLUB、SLAB 和 Buddy 等，可以根据不同场
景选择不同的内存分配器。
总之，Linux 内存机制是 Linux 操作系统中一个非常重要的子
系统，它为系统提供了高效的内存管理和分配机制，为系统的稳定性和高效性提供了保障。
- 1 -。
2-Linux驱动和内核模块编程
设备驱动的Hello World模块 设备驱动的 模块
模块卸载函数
static void __exit cleanup_function(void) { /* 释放资源 */ } module_exit(cleanup_function);
在模块被移除前注销接口并 释放所有所占用的系统资源
标识这个代码是只用于模块卸载( 标识这个代码是只用于模块卸载 通过使编译器把它放在 特殊的 ELF 段) 原型： 原型：#define __exit __attribute__ ((__section__(“.exit.text”)))
查看已加载模块
lsmod cat /proc/modules.
卸载驱动模块 卸载模块
从内核中卸载模块可以用rmmod工具.
注意，如果内核认为该模块任然在使用状态， 注意，如果内核认为该模块任然在使用状态，或 者内核被禁止移除该模块，则无法移除该模块。 者内核被禁止移除该模块，则无法移除该模块。
内核打印函数
隐藏硬件细节，提高应用软件的可移植性 提供安全性 开发模式 内核态驱动 用户态驱动
提供机制，而不是提供策略
机制：驱动程序能实现什么功能 策略：用户如何使用这些功能
设备的分类和特点Biblioteka 设备分类字符设备(char device) 字符设备 块设备(block device) 块设备 网络设备(network device) 网络设备
MODULE_LICENSE()---模块许可证声明 模块许可证声明
模块许可证（LICENSE）声明描述内核模块的许可权限 如果不声明LICENSE,模块被加载时，将收到内核被污染（kernel tainted）的警告
动手写一个内核模块
linux内核ko加载原理
linux内核ko加载原理
Linux 内核模块（Kernel Module）是一种动态加载到 Linux 内核中并能够扩展其功能的机制。
内核模块通常以 .ko 文件的形式存在，加载到内核中后，可以添加新的设备驱动、文件系统支持、网络协议等功能。
内核模块的加载原理涉及到以下几个步骤：
1. 编译内核模块，首先，需要编写内核模块的源代码，并且使用合适的编译工具（如 GCC）将其编译成 .ko 文件。
2. 加载内核模块，在 Linux 系统中，可以使用 insmod 命令来加载内核模块。
加载模块时，内核会检查模块的依赖关系，并将模块的代码和数据加载到内核的地址空间中。
3. 模块初始化，一旦模块被加载到内核中，内核会调用模块的初始化函数，进行必要的初始化工作，如注册设备驱动、初始化数据结构等。
4. 模块卸载，当不再需要某个模块时，可以使用 rmmod 命令
将其从内核中卸载。
在卸载过程中，内核会调用模块的清理函数，释放资源并进行必要的清理工作。
总的来说，内核模块的加载原理涉及到编译、加载、初始化和卸载等步骤，通过这些步骤，可以动态地扩展 Linux 内核的功能和驱动支持。
Linux模块实现机制分析
模式下运行， 则称之为一体化组织， 图二所示。 见
等几 大模块 。为 了支持构建安全操作系统，现代 Ｃ Ｕ一般都提供 了至少两种运行模式： Ｐ 特权模式与 用户模式。 根据各个管理模块是否放在特权模式下， 操作系统有微内核和一体化 内核两种组织方式。如 果仅把必需的进程通信管理 、中断管理以及内存管 理放在特权模式下运行， 而把设备管理模块、 文件系
推。
新定位。同时在操作系统内核符号表 中加入此 内核
模块 中定义的函数符号及变量，以便 内核 中的其它
子系统能够获得这个刚链人其中的模块的服务。例
如 内核模 块 中 ｎ 原 来 的相 对地 址 为 １ ， 由于在 装 ５
入地址是 ３０ 故重定位地址应为 ３ 还有原来在 ０， ； １ ５ 内核模块 中不知道 ｆ， 时由于装入 内存时知道 Ｂ ３这 的内核地址是 ５， ２ 所以也要做相应设置 ， 同时在操
。号 ｛ ｝
・恭 ・鱿 ｐＩ ｜ ● 蛮
作系统全局符号表中增加 内核模块所定义的功能函 数及变量符号。整个插入 内核模块操作系统 内核映
象如 图五 所示 。 ２ 模 块 技术分 析
Ｌｕ ｉ ｘ中超级 用户可 以通过 ｉ ｍ ｄ和 ｒ ｍｏ ｎ ｎ ｏ ｓ ｍ ｄ 图三 初始系统 内核映象 类似地， 图四是一个 内核模块映象， 其中除了程 命令显式地将模块载人核心或从核心 中将它卸载 。
＿
结构用来将模块动态链接进核心，这是一个重要的 数据结构，主要记录两方面的信息：模块提供的函
数 、 量和 引用信 息 。前者 用于 核心 同模 块 的通 信 ， 变
后者记录本模块引用其它模块的情况。两个结构间 通过由 ｍｏｕ 指 向它对应 的 ｓ ｂ ｌ ａｌ 指针来 ｄｌ ｅ ｙ ｏｔ ｅ ｍ ＿ｂ
linux coredump机制
linux coredump机制Linux coredump机制是一种操作系统的特性，它允许在程序崩溃或异常终止时将程序的内存状态保存到一个称为core文件的特殊文件中。
该文件可以用于了解程序崩溃的原因，进行调试和错误分析。
下面将介绍Linux coredump机制的工作原理、配置方法以及使用core文件进行调试的步骤。
工作原理：当一个程序崩溃或异常终止时，Linux操作系统会默认生成一个core文件，其中包含了程序在崩溃时的内存状态。
生成core文件的过程可以分为三个步骤：1. 内核捕获异常：Linux内核会监视所有运行的进程，当一个进程崩溃或异常终止时，内核会接收到一个异常信号。
2. 内核生成core文件：在接收到异常信号后，内核会为异常进程创建一个core文件，并将进程的内存状态保存其中。
core 文件默认保存在当前工作目录下，文件名通常以"core"开头。
3. 调试器分析core文件：生成core文件后，可以使用调试器（如gdb）加载该文件进行调试。
调试器可以读取core文件中的信息，如程序崩溃时的堆栈信息、寄存器状态等。
通过分析这些信息，可以找出程序崩溃的原因，并进行错误分析和修复。
配置方法：为了生成core文件，需要确保以下两个条件已满足：1. 启用coredump功能：在Linux系统中，默认情况下并不会生成core文件。
要启用coredump功能，需要在系统中执行以下命令：```shellulimit -c unlimited```该命令会将core文件大小限制设置为无限制，从而允许生成任意大小的core文件。
2. 配置core文件存储位置：默认情况下，core文件会保存在当前进程的工作目录中。
可以通过以下方法更改core文件的保存位置：```shellecho "core.%p" > /proc/sys/kernel/core_pattern```上述命令将core文件的命名模式设置为"core.pid"，其中pid是进程ID。
操作系统课程设计 内核模块编程和设备驱动程序
课程设计题目内核模块编程和设备驱动程序学生姓名朱小波学号**********专业计算机科学与技术班级20091121指导教师张莉莉完成日期2012年1月5日Linux内核模块编程与设备驱动程序摘要:本文给出了一个linux字符设备驱动程序的例子，其包括了内核模块编程.其主要功能是：在内存虚拟一个字符设备，并由编写的驱动程序加载到系统，完成字符的输入与输出功能.此设备驱动程序可以用作linux实践教学的实例.关键词：字符设备驱动；内核模块编程；虚拟；模拟1 前言驱动程序是应用程序和硬件设备的一个接口，linux设备驱动程序属于内核的一部分，熟练驱动程序和内核模块开发需要硬件知识，了解操作系统的实现，需要了解内核基础知识，了解内核中的并发控制和同步以及复杂的软件结构框架.本文论述了如何在linux下实现一个简单的字符设备驱动程序，主要完成了内核树的建立、内核的编译、字符设备的模拟、字符设备的驱动、字符设备驱动程序的测试等.本文首先阐述了设备驱动程序和内核模块编程的基础知识，然后给出了实现一个设备驱动程序的总体框架，最后根据框架一步步详细完成了一个字符设备驱动程序，包括终端命令和源程序的编写.做好设备驱动程序可以更好的了解硬件和操作系统，本设备驱动程序可以作为操作系统实验课程的实例.2 设备驱动程序和内核模块编程相关基础知识linux内核是一个整体是结构.因此向内核添加任何东西.或者删除某些功能，都十分困难.为了解决这个问题. 引入了内核机制.从而可以可以动态的想内核中添加或者删除模块.模块不被编译在内核中，因而控制了内核的大小.然而模块一旦被插入内核，它就和内核其他部分一样.这样一来就会增加一部分系统开销.同时，假如模块出现问题.，也许会带来系统的崩溃.2.1模块的实现机制:启动时，由函数 void inti_modules 来初始化模块，.因为启动事很多时候没有模块.这个函数往往把内核自身当作一个虚模块.如由系统需要，则调用一系列以sys 开头的函数，对模块进行操作. 如:sys_creat_modules，sys_inti_modules ， sys_deldte_modules等等.这里会用到一些模块的数据就结构，在/usr/scr/linux/include/linux/module.h 中.块的加入有两种方法:一是手动加入:如:insmod modulename.另一种是根据需要，动态的加载模块.如你执行命令:$mount -t msdos /dev/hdd /mnt/d 时.系统便自动加载 FAT模块，以支持MSDOS 的文件系统.2.2 模块编程写一个模块，必须有一定的多进程编程基础.因为编的程序不是以一个独立的程序的来运行的.另外，因为，模块需要在内核模式下运行，会碰到内核空间和用户空间数据交换的问题.一般的数据复制函数无法完成这一个过程.因此系统已入了一些非凡的函数以用来完成内核空间和用户空间数据的交换. 这些函数有:void put _user、memcpy_tofs 等等，需要说明的是.模块编程和内核的版本有很大的关系. 假如版本不通可能造成，内核模块不能编译，或者.在运行这个模块时，出现不可测结果.如:系统崩溃等.对于每一个内核模块来说.必定包含两个函数：int init_module ：这个函数在插入内核时启动，在内核中注册一定的功能函数，或者用它的代码代替内核中某些函数的内容.因此，内核可以安全的卸载.int cleanup_module：当内核模块卸载时调用.将模块从内核中清除.2.3内核模块与应用程序对比应用程序是一个进程，编程从主函数main（）开始，主函数main返回即是进程结束，使用glibc的库.驱动程序是一系列内核函数，函数入口和出口不一样，使用Linux内核的函数，这些函数由内核在适当的时候来调用，这些函数可以用来完成硬件访问等操作.2.4设备的分类设备一般分为字符设备(char device)、块设备(block device)、网络设备(network device).图1：设备的分类i字符设备特点：像字节流一样来存取的设备( 如同文件 )通过/dev下的文件系统结点来访问通常至少需要实现 open, close, read, 和 write 等系统调用只能顺序访问的数据通道，不能前后移动访问指针.特例:比如framebuffer设备就是这样的设备，应用程序可以使用mmap或lseek访问图像的各个区域ii块设备特点：块设备通过位于 /dev 目录的文件系统结点来存取块设备和字符设备的区别仅仅在于内核内部管理数据的方式块设备有专门的接口，块设备的接口必须支持挂装（mount）文件系统.应用程序一般通过文件系统来访问块设备上的内容图2：块设备驱动图3：网络设备驱动linux中的大部分驱动程序，是以模块的形式编写的.这些驱动程序源码可以修改到内核中，也可以把他们编译成模块形式，在需要的时候动态加载.一个典型的驱动程序，大体上可以分为这么几个部分:1，注册设备在系统初启，或者模块加载时候，必须将设备登记到相应的设备数组，并返回设备的主驱动号，例如:对快设备来说调用 refister_blkdec将设备添加到数组blkdev中.并且获得该设备号.并利用这些设备号对此数组进行索引.对于字符驱动设备来说，要使用 module_register_chrdev来获得祝设备的驱动号.然后对这个设备的所有调用都用这个设备号来实现.图4：内核模块调用过程2，定义功能函数对于每一个驱动函数来说.都有一些和此设备密切相关的功能函数.那最常用的块设备或者字符设备来说.都存在着诸如 open read write ioctrol这一类的操作.当系统社用这些调用时.将自动的使用驱动函数中特定的模块.来实现具体的操作.而对于特定的设备.上面的系统调用对应的函数是一定的. 如:在块驱动设备中.当系统试图读取这个设备时)，就会运行驱动程序中的block_read 这个函数. 打开新设备时会调用这个设备驱动程序的device_open 这个函数.3，卸载模块在不用这个设备时，可以将它卸载.主要是从/proc 中取消这个设备的文件.可用特定的函数实现.3 设备驱动程序实现框架4 数据结构设计与主要功能函数（1）字符设备描述结构体：struct cdev {struct kobject kobj; /*内嵌的kobject对象*/struct module *owner; /*所属模块*/const struct file_operations *ops; /*文件操作结构体*/struct list_head list; /*双向循环链表*/dev_t dev; /*设备号32位高12位为主设备号，低20位为次设备号*/unsigned int count; /*设备数量*/};(2) 设备描述结构体struct mem_dev{char *data; /*数据*/unsigned long size; /*长度*/};表1 主要功能函数列表主要函数列表功能说明int mem_open(struct inode *inode, struct file *filp) 文件打开int mem_release(struct inode *inode, struct file *filp) 文件释放读文件static ssize_t mem_read(struct file *filp, char __user *buf, size_tsize, loff_t *ppos)写文件static ssize_t mem_write(struct file *filp, const char __user *buf,size_t size, loff_t *ppos)static loff_t mem_llseek(struct file *filp, loff_t offset, int whence) 文件定位static int memdev_init(void) 设备驱动模块加载static void memdev_exit(void) 卸载设备5 字符设备驱动程序的实现下载安装LINUX内核，需要下载和本机一样版本的内核源码.本设备驱动程序是在linux-3.0.12内核下进行的.5.1 安装编译内核所需要的软件并编译内核.使用以下命令安装需要的软件:sudo apt-get install build-essential autoconf automake cvs subversion kernel-package libncurses5-dev图5：安装所需软件在/pub/linux/kernel/v3.0/ 下载内核linux-3.0.12.tar.bz2将内核放置/usr/src目录下使用命令tar解压sudo tar jxvf linux-3.0.12.tar.bz2图6：解压内核使用以下命令配置系统cd linux-3.0.12cp /boot/config-`uname -r` ./.config #拷贝目前系统的配置文件make menuconfig终端会弹出一个配置界面最后有两项：load a kernel configuration... (.config)、save a kernel configuration... (.config) 选择load a kernel configuration保存，然后在选择save akernel configuration再保存退出，并退出配置环境.图7：配置系统参数make #这步需要比较长时间make bzImage #执行结束后，可以看到在当前目录下生成了一个新的文件: vmlinux, 其属性为-rwxr-xr-x.make modules #/* 编译模块*/make modules_install #这条命令能在/lib/modules目录下产生一个目录图8：make内核图9：make bzImage图10：make modules图11：make modules_installcd /usr/includerm -rf asm linux scsiln -s /usr/src/linux-3.0.12/include/asm-generic asmln -s /usr/src/linux-3.0.12/include/linux linuxln -s /usr/src/linux-3.0.12/include/scsi scsi5.2 编写字符设备驱动程序并调试编译.cd /rootmkdir firstdrivertouch memdev.c #建立驱动程序文件touch memdev.h #头文件touch Makefile #编写Makefile编译驱动程序模块make -C /lib/modules/3.0.0-12-generic/build M=/root/firstdriver modules图12：make 驱动程序ls查看当前目录的内容root@cloudswave-VirtualBox:~/firstdriver# lsMakefile memdev.h memdev.mod.c memdev.o Module.symversmemdev.c memdev.ko memdev.mod.o modules.order这里的memdev.ko就是生成的驱动程序模块.通过insmod命令把该模块插入到内核root@cloudswave-VirtualBox:~/firstdriver# insmod memdev.ko查看插入的memdev.ko驱动图13：查看插入的memdev.ko驱动可以看到memdev驱动程序被正确的插入到内核当中，主设备号为88，该设备号为如果这里定义的主设备号与系统正在使用的主设备号冲突，比如主设备号定义如下：#define MEMDEV_MAJOR 254，那么在执行insmod命令时，就会出现如下的错误：root@cloudswave-VirtualBox:~/firstdriver# insmod memdev.koinsmod: error inserting 'memdev.ko': -1 Device or resource busy5.3.测试驱动程序1，首先应该在/dev/目录下创建与该驱动程序相对应的文件节点，使用如下命令创建：root@cloudswave-VirtualBox:/dev# mknod memdev0 c 88 0使用ls查看创建好的驱动程序节点文件root@cloudswave-VirtualBox:/dev# ls -al memdev0图14：驱动程序节点文件2，编写如下应用程序memtest.c，来对驱动程序进行测试.编译并执行该程序root@cloudswave-VirtualBox:~/firstdriver# gcc -o memtest memtest.croot@cloudswave-VirtualBox:~/firstdriver# ./memtest图15：程序测试驱动手动测试驱动的方法：root@cloudswave-VirtualBox:~/firstdriver# echo 'haha shi wo' > /dev/memdev0root@cloudswave-VirtualBox:~/firstdriver# cat /dev/memdev06.小结：LINUX使用make编译驱动程序模块的过程.Linux内核是一种单体内核，但是通过动态加载模块的方式，使它的开发非常灵活、方便.那么，它是如何编译内核的呢？我们可以通过分析它的Makefile入手.以下是一个当我们写完一个hello模块，编写类似以上的Makefile.然后用命令make编译.假设我们把hello模块的源代码放在/home/examples/hello/下.当我们在这个目录运行make时，make是怎么执行的呢？首先，由于make后面没有目标，所以make会在Makefile中的第一个不是以.开头的目标作为默认的目标执行.于是default成为make的目标.make会执行make-C/lib/modules/3.0.0-12-generic/build M=/home/examples/hello/modules是一个指向内核源代码/usr/src/linux的符号链接.可见，make执行了两次.第一次执行时是读hello模块的源代码所在目录/home/examples/hello/下的Makefile.第二次执行时是执/usr/src/linux/下的Makefile.7 结束语本文给出了一个字符设备驱动与内核模块编程的完整实例，可以从中掌握内核编译、内核编程基础、设备驱动程序开发基础，优点是比较详细的给出了驱动开发的流程，并且把每一步的操作进行了详细的说明包括要执行的终端命令.最后还分析了驱动编译的过程.这样有利于初学者了解学习设备驱动的开发.有待进一步改进之处在于：此设备驱动程序针对的是字符设备，实现的功能比较简单，以后有时间可根据这次的开发流程，参考api编写块设备和网络设备的驱动程序.参考文献［1］Abraham Silberschatz 操作系统概念（第七版）影印版高等教育出版社，2007 ［2］费翔林Linux操作系统实验教程高等教育出版社，2009［3］(美)博韦等(DanielP. Bovet) 编著深入理解LINUX内核北京：中国电力出版社，2008 ［4］Jonahan Corbet编著Linux设备驱动程序北京：中国电力出版社，2005附录。
linux kernel docker原理
linux kernel docker原理Linux Kernel Docker原理1. 引言Docker是一种开源的容器化平台，可以将应用程序和它们的依赖项打包到一个独立的容器中，然后在不同的环境中运行。
Docker的核心技术是Linux内核的容器化功能，通过这种功能，Docker可以轻松地在不同的主机上运行容器，提供了更高的灵活性和可移植性。
本文将介绍Linux内核中Docker的实现原理，来帮助读者更好地理解Docker的工作机制。
2. Linux内核中的命名空间命名空间是Linux内核中用于实现容器化的重要机制之一。
每个容器都有自己独立的命名空间，包括进程ID（PID）、网络（NET）、挂载点（MNT）、用户（USER）等。
这意味着每个容器都可以看到自己的PID空间，自己的网络接口以及自己的文件系统挂载点。
在容器中，这些命名空间是相互隔离的，使得容器可以拥有自己的环境，与其他容器和主机隔离开来。
3. cgroups控制组除了命名空间，Linux内核还使用控制组（cgroups）来实现对容器资源的限制和分配。
通过cgroups，可以为容器分配特定的CPU、内存、磁盘IO和网络带宽等资源。
这样，每个容器就可以在一定限制范围内使用这些资源，避免滥用或影响其他容器和主机的正常运行。
cgroups通过内核参数和虚拟文件系统的方式提供了对容器资源的管理和控制。
4. 基于容器的进程管理在Docker中，每个容器是由一个或多个进程组成的。
Linux内核提供了一种称为cgroup的机制，可以用来限制一个进程组中的所有进程的资源使用情况。
Docker使用这个机制来管理容器中的进程，确保它们按预期方式运行，并且满足资源控制的要求。
通过使用cgroup，Docker可以监控和控制容器内的进程，以便及时发现和解决问题。
5. 容器与内核之间的通信容器通常需要与内核进行通信，以便获取系统信息、执行系统调用或与其他容器进行通信。
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&
引言 现代操作系统的一个发展方向是采用微内
执行文件。 在 &’()* 中，模块是 >&? 格式 < >*3.),@623 @(1 &’(8@623 ?0-/@, = 的 9 0 文件A 与一般的目标 文件一样，它所引用的一些外部函数和全局变 量的地址也是未知的，因此首先必须解决这些 地址引用问题。在 &’()* 中， 这是通过另一种链 接—— — 动态链接来实现的。所谓动态链接， 是指 在系统运行时，用内核输出函数和全局变量的 内存地址来修正模块目标文件中的地址引用， 并把模块链接到系统内核之中。因此在系统中 必须使用一张符号表来保存这些符号地址。 同时由于在 &’()* 中， 一个模块可以使用另 一个模块提供的服务，也即模块之间存在着相 互依赖关系， 为了能够正确的装入与卸载模块， 所以必须跟踪这些依赖关系。 要理解在 &’()* 中是如何实现符号表、 跟踪 模块之间依赖关系的，首先必须了解它所使用 的数据结构。 ( 主要数据结构 在 &’()* 中， 实现可加载模块主要数据结构 是 +,-)., /01)23， +,-)., /01)234+5/602 和 +,-)., 以及由它们组成的模块链表 （ /01)234-37， /01)23 ， 符号表 （ ， 依赖表 （ 2’+,） +5/602 ,@623） 13B3(13(.5 和引用链表（-373-3(.3 2’+,） 。 ,@623） 对于每个已装入模块，系统用一个 +,-)., 内核作为一个伪模块， 也用一个 /01)23 来标识。 模块代码实际上位于标识 +,-)., /01)23 来标识。
核，与传统的单一内核相比，它不仅简单易实 现，而且具有更大的灵活性。虽然 &’()* 83-(32 没有采用微内核，但它利用了微内核的思想设 计了可装载的内核模块，以此来简化和缩短开 发时间， 节省内核空间以及进行动态配置。 由于 采用了模块， &’()* 可以在系统运行时动态地添 加、 删除模块代码， 并且所作更改立即生效而无 需重新启动系统，例如可以动态加载某种类型 的文件系统。 更为灵活的是， 一个模块可以使用 另一个模块提供的服务，这意味着可以将一组 相似模块中公共代码移到一个独立的模块中， 而无需在每个模块中保留一份拷贝。本文详细 分析了 &’()* 中模块的实现机制（ 本文所引用的 。 &’()* 83-(32 的版本为 !9 !9 :） ’ 符号表及依赖关系
收稿日期 C !""# D "# D !E
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微电子学与计算机
#""$ 年第 ! 期
它的 %&’()& *+,(-. 之后， 内核伪模块除外。 %&’()& *+,(-./%0*1+- 用 来 存 放 输 出 的 符 号 ， %&’()& *+,(-./’.2 用于跟踪模块之间的依赖关系。 图 $ 给出了 %&’()& *+,(-. 的主要域，其中 3.4& 指针指向链表中的下一个模块，通过 3.4& 指针，系统中的所有 %&’()& *+,(-. 组成一个单 向 的 模 块 链 表 ， 5.’3.- *+,(-. 位 于 此 链 表 表 尾。一个名为 *+,(-./-6%& 的指针始终指向这个 链表表头，通过这个指针可以遍历所有加载到 系统中的模块。 每次向内核中加载模块时， 该模 块被插入链表的表头。
图 $ 插入模块 ; 之后的状态
8)?%=0). 设为 BC>>。 由于别的模块可能要使用本模块提供的服 务， 所以还需要提供本模块的输出符号表， 这一 工作也由 ’8(*,- 来完成。 接 着 ’8(*,- 发 出 系 统 调 用 D0)5%)=*,-12) 4 9， 由该系统调用为模块分配足够的内核空间， 并初始化位于该空间起始处的 (%01D% *,-12) 结 构。然后 ’8(*,- 通过系统调用 ’8’%=*,-12) 4 9 让
2+’ .7)D 6&.* 63 &D. *+,(-./’.2 &71-. +2 *+,(-. BE F.& &D. *+,(-. C GD6)D 6% <+63&., 10 ,.< +2 &D6% 6&.*H *75. ’.2 +2 &D6% 6&.* <+63& &+ *+,(-. BH 7%%6F3 &D. 97-(. +2 ’.2% +2 &D. *+,(-. C &+ 3.4&/’.2 +2
将一个用 ; 语言编写的源代码编译为可执 行文件时， 要经过编译和链接两个步骤。 编译程 序将源文件 < 9 . 文件 = 编译成目标文件 （ 90文 件） ，但由于各个源文件是单独编译的，因此在 生成目标文件时，无法得到它所调用的其他源 文件或库函数中的函数和全局变量 （ 统称符号） 的地址。链接程序在链接操作中得到这些符号 地址， 并以此修正各个目标文件， 然后把所有的 目标文件与系统库函数一起链接起来， 生成可
假设系统中有两个模块 : 和 3， 其中模块 : 不依赖任何模块， 而模块 3 仅依赖模块 :， 如图 模块 ; 依赖 ! 所示。现在要加载第三个模块 ;， 模块 : 和 3。 则加载模块 ; 后， 系统的状态如图 由于 ; 依赖模块 : 和 3， 所以 8-)7( < !， $ 所示。 也即它的 *,-12)=0). 表有两项， 第一项和第二项
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用于模块的主要数据结构
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微电子学与计算机
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中的 -)7 指针分别指向 ; 所依赖模块 3 和 :， 它们构成模块 ; 的依赖表。 两项中的 0). 指针均 指向模块 ; 自身，表示模块 ; 处于模块 : 和 3 的引用链表中。 将模块 ; 的 *,-12)=0). 表的第一 项和第二项分别插入模块 3 和 : 的引用链表表 头， 就可得到图 $。 ! !" # 模块的加载与卸载 模块的加载 在 >’81? 中，对模块进行加载有两种方法， 一种是手工加载， 另一种是自动加载。 前者使用 ’8(*,- 或 *,-70,@) 命令来实现，而后者通过守 护进程 6)08)2- 4 !+ "+ ? 内核 9 或内核线程 6*,4 !+ #+ ? 以后 的 内 核 9 来 实 现 ， 不过不管是 6)08)2-，还是 6*,- 最终都调用了 *,-70,@) 来 实现模块的加载。这里以 ’8(*,- 为例来分析模
!"
微电子学与计算机 % 结束语
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系统完成余下的工作。 %&%’()*+,-. 的主要工作 有三个： / $ 0 将模块映像从用户空间复制到内核空 间； / " 0 更新该模块使用到的所有已装入模块 的引用链表， 具体算法已在上面给出了， 这里就 不再重复； / ! 0 调用该模块的初始化函数 %&%’()*+,-. / 如果有的话 0 。 一旦模块载入内核后，则成为内核代码的 一部分， 与其它内核代码地位是相同的。这样， %&1)*+ 就完成了将模块加载到系统中的功能。 !" # 模块的卸载 相对于模块的加载而言，模块的卸载是比 较简单的。 与模块的加载相对应， 模块的卸载也 有两种方法：第一种是用户使用 2))*+ 命令卸 载 )*+,-.，第二种是使用 3.2&.-+ 或 3)*+ 自动 卸载。 就 2))*+ 而言， 它在找出要卸载的模块后， 根据其引用链表检查是否有别的模块要使用本 ， 若有， 则打印出错信 模块 （ 也即 2.41 是否为空） 息并终止； 否则发出系统调用 +.-.’.()*+,-. / 0 。 由 42..()*+,-. +.-.’.()*+,-. 将调用 42..()*+,-.， 依次完成下面四项工作： / $ 0 调用该模块的 5-.6&,7 子程序， 以释放 系统分配给该模块的资源； / " 0 修改该模块所依赖的所有模块的引用 链表，将要卸载的模块从它们的引用链表中删 除； / ! 0 将该模块从系统的模块链表中删除； / 8 0 释放分配给该模块的核心内存。 !" $ 相关命令 除了上文提到的 %&1)*+9 2))*+ 命令外， 与 模块相关的命令还有下面几个： -1)*+ +.7)*+ 列出内核中已经加载的模块。 生成模块依赖文件。
!""# 年第 $ 期
微电子学与计算机
!%
!"#$% 内核模块的实现机制
孙海彬 傅谦 徐良贤
（ 上海交通大学计算机系， 上海 !"""$" ）
摘
要： &’()* 内核采用了可装载的模块， 文章首先提出了实现这一机制所要解决的问题。 然后详细分
析了 &’()* 中用于实现模块的主要数据结构 +,-)., /01)23， +,-)., /01)234+5/602， +,-)., /01)234-37 以及由它 们组成的模块链表、 符号表、 依赖表、 引用链表。 在此基础之上， 阐明了 &’()* 是如何使用这些数据结构来 完成内核模块的加载与卸载过程的。