探究linux内核,超详细解析子系统

探究linux内核,超详细解析子系统

Perface 前面已经写过一篇《嵌入式linux内核的五个子系统》，概括性比较强，也比较简略，现在对其进行补充说明。

仅留此笔记，待日后查看及补充！Linux内核的子系统

内核是操作系统的核心。Linux内核提供很多基本功能，如虚拟内存、多任务、共享库、需求加载、共享写时拷贝（Copy-On-Write）以及网络功能等。增加各种不同功能导致内核代码不断增加。

Linux内核把不同功能分成不同的子系统的方法，通过一种整体的结构把各种功能集合在一起，提高了工作效率。同时还提供动态加载模块的方式，为动态修改内核功能提供了灵活性。系统调用接口用户程序通过软件中断后，调用系统内核提供的功能，这个在用户空间和内核提供的服务之间的接口称为系统调用。系统调用是Linux内核提供的，用户空间无法直接使用系统调用。在用户进程使用系统调用必须跨越应用程序和内核的界限。Linux内核向用户提供了统一的系统调用接口，但是在不同处理器上系统调用的方法

各不相同。Linux内核提供了大量的系统调用，现在从系统

调用的基本原理出发探究Linux系统调用的方法。这是在一个用户进程中通过GNU C库进行的系统调用示意图，系

统调用通过同一个入口点传入内核。以i386体系结构为例，约定使用EAX寄存器标记系统调用。

当加载了系统C库调用的索引和参数时，就会调用0x80软件中断，它将执行system_call函数，这个函数按照EAX 寄存器内容的标示处理所有的系统调用。经过几个单元测试，会使用EAX寄存器的内容的索引查system_call_table表得到系统调用的入口，然后执行系统调用。从系统调用返回后，最终执行system_exit，并调用resume_userspace函数返回用户空间。

linux内核系统调用的核心是系统多路分解表。最终通过EAX寄存器的系统调用标识和索引值从对应的系统调用表

中查出对应系统调用的入口地址，然后执行系统调用。

linux系统调用并不单层的调用关系，有的系统调用会由

内核进行多次分解，例如socket调用，所有socket相关的系统调用都与_NR_socketcall系统调用关联在一起，通过另外一个适当的参数获得适当的调用。进程管理子系统当用户使用系统提供的库函数进行进程编程，用户可以动态地创建进程，进程之间还有等待，互斥等操作，这些操作都是由linux内核来实现的。linux内核通过进程管理子系统实现了进程有关的操作，在linux系统上，所有的计算工作都是通过进程表现的，进程可以是短期的（执行一个命令），也可以是长期的（一种网络服务）。linux系统是一种动态系统，通过进程管理能够适应不断变化的计算需求。

在用户空间，进程是由进程标示符（PID）表示的。从用户角度看，一个PID是一个数字值，可以唯一标识一个进程，一个PID值在进程的整个生命周期中不会更改，但是PID可以在进程销毁后被重新使用。创建进程可以使用几种方式，可以创建一个新的进程，也可以创建当前进程的子进程。

在linux内核空间，每个进程都有一个独立的数据结构，用来保存该进程的ID、优先级、地址的空间等信息，这个结构也被称做进程控制块（Process Control Block）。所谓的进程

管理就是对进程控制块的管理。

linux的进程是通过fork()函数系统调用产生的。调用fork()的进程叫做父进程，生成的进程叫做子进程。子进程被创建的时候，除了进程ID外，其它数据结构与父进程完全一致。在fork()系统调用创建内存之后，子进程马上被加入内核的

进程调试队列，然后使用exec()系统调用，把程序的代码加入到子进程的地址空间，之后子进程就开始执行自己的代码。

在一个系统上可以有多个进程，但是一般情况下只有一

个CPU，在同一个时刻只能有一个进程在工作，即使有多个CPU，也不可能和进程的数量一样多。如果让若干的进程都能在CPU上工作，这就是进程管理子系统的工作。linux内核设计了存放进程队列的结构，在一个系统上会有若干队列，分别存放不同状态的进程。一个进程可以有若干状态，具体是由操作系统来定义的，但是至少包含运行态、就绪态和等待3种状态，内核设计了对应的队列存放对应状态的进程控制块。

当一个用户进程被加载后，会进入就绪态，被加入到就

绪态队列，CPU时间被轮转到就绪态队列后，切换到进程的代码，进程被执行，当进程的时间片到了以后被换出。如果进程发生I/O操作也会被提前被换出，并且存放到等待队列，当I/O请求返回后，进程又被放入就绪队列。

linux系统对进程队列的管理设计了若干不同的方法，主要的目的是提高进程调试的稳定性。内核管理子系统内

存是计算机的重要资源，也是内核的的重要部分。使用虚拟内存技术的计算机，内存管理的硬件按照分页方式管理内存。分页方式是把计算机系统的物理内存按照相同大小等分，每个内存分片称作内存页，通常内存页大小是4KB。Linux内核的内存管理子系统管理虚拟内存与物理内存之间的映射

关系，以及系统可用内存空间。

内存管理要管理的不仅是4KB缓冲区。Linux提供了对

4KB缓冲区的抽象，例如slab分配器。这种内存管理模式

使用4KB缓冲区为基数，然后从中分配结构，并跟踪内存页使用情况，比如哪些内存页是满的，哪些页面没有完全使用，哪些页面为空。这样就允许该模式根据系统需要来动态调整内存使用。

在支持多用户的系统上，由于内存占用的增大，容易出现物理内存被消耗尽的情况。为了解决物理内存被耗尽的问题，内存管理子系统规定页面可以移出内存并放入磁盘中，这个过程称为交换。内存管理的源代码可以在./linux/mm中找到虚拟文件系统在不同格式的文件分区上，程序都可以正确地读写文件，并且结果是一样的。有时在使用linux 系统的时候发现，可以在不同类型的文件分区内直接复制文件，对应用程序来说，并不知道文件系统的类型，甚至不知道文件的类型，这就是虚拟文件系统在背后做的工作。虚拟文件系统屏蔽了不同文件系统间的差异，向用户提供了统一的接口。

虚拟文件系统，即VFS（Virtual File System）是Linux 内核中的一个软件抽象层。它通过一些数据结构及其方法向实际的文件系统如ext2，vfat等提供接口机制。通过使用同一套文件I/O 系统调用即可对Linux中的任意文件进行操

作而无需考虑其所在的具体文件系统格式；更进一步，文件操作可以在不同文件系统之间进行。在linux系统中，一切都可以被看做是文件。不仅普通的文本文件、目录可以当做文件进行处理，而且字符设备、块设备、套接字等都可以被当做文件进行处理。这些文件虽然类型不同，但是却使用

同一种操作方法。这也是UNIX/Linux设计的基本哲学之一。

虚拟文件系统(简称VFS)是实现“一切都是文件”特性的关键，是Linux内核的一个软件层，向用户空间的程序提供文件系统接口；同时提供了内核中的一个抽象功能，允许不同类型的文件系统存在。VFS可以被理解为一种抽象的接口标准，系统中所有的文件系统不仅依靠VFS共存，也依靠VFS 协同工作。

为了能够支持不同的文件系统，VFS定义了所有文件系统都支持的、最基本的一个概念上的接口和数据结构，在实现一个具体的文件系统的时候，需要向VFS提供符合VFS 标准的接口和数据结构，不同的文件系统可能在实体概念上有差别，但是使用VFS接口时需要和VFS定义的概念保持一致，只有这样，才能实现对用户的文件系统无关性。VFS 隐藏了具体文件系统的操作细节，所以，在VFS这一层以及内核其他部分看来，所有的文件系统都是相同的。

对文件系统访问的系统调用通过VFS软件层处理，VFS

根据访问的请求调用不同的文件系统驱动的函数处理用户

的请求。文件系统的代码在访问物理设备的时候，需要使用物理设备驱动访问真正的硬件。网络堆栈编写网络应用程序，使用socket通过TCP/IP协议与其他机器通信，和前面介绍的内核子系统相似，socket相关的函数也是通过内核的子系统完成的，担当这部分任务的是内核的网络子系统，有时也把这部分代码称为“网络堆栈”。

Linux内核提供了优秀的网络处理能力和功能，这与网络堆栈代码的设计思想是分不开的，Linux的网络堆栈部分沿袭了传统的层次结构，网络数据从用户进程到达实际的网络设备需要四个层次。实际上，在每层里面还可以分为好多层次，数据传输的路径是按照层次来的，不能跨越某个层次。

linux网络子系统对网络层次采用了类似面向对象的设计思路，把需要处理的层次抽象为不同的实体，并且定义了实体之间的关系和数据处理流程。可以看出，linux内核网络子系统定义了4个实体：

网络协议

网络协议可以理解为一种语言，用于网络中不同设备之间的通信，是一种通信的规范。

套接字

套接字是内核与用户程序的接口，一个套接字对应一个数据连接，并且向用户提供了文件I/O，用户可以像操作文件一样在数据连接上收发数据，具体的协议处理由网络协议部分处理。套接字是用户使用网络的接口。

设备接口

设备接口是网络子系统中软件和硬件的接口，用户的数据最终是需要通过网络硬件设备发送和接收的，网络设备千差万别，设备驱动也不尽相同，通过设备接口屏蔽了具体设备驱动的差异。

网络缓冲区

网络缓冲区也称为套接字缓冲区（sk_buff），是网络子系统中的一个重要结构。网络传输数据存在许多不定因素，除了物理设备对传输数据的限制（例如MMU），网络受到干扰、丢包、重传等，都会造成数据的不稳定，网络缓冲区通过对网络数据的重新整理，使业务处理的数据包是完整的。网络缓冲区是内存中的一块缓冲区，是网络系统与内存管理的接口。设备驱动随着现代计算机外部设备的不断增加，起来越多的设备被开发出来，计算机总线的发展也很迅速，操作系统的功能也在不断提升，系统软件越来越复杂，对于外部设备的访问已经不能像DOS年代那样直接访问设备的硬件了，几乎所有的设备都需要设备驱动程序。现代操作系统几乎都提供了具体硬件无关的设备驱动接口，这样的好处是屏蔽了具体设备的操作细节，用户通过操作系统提供的接口就可以访问设备，而具体设备的操作细节由设备驱动完成，驱动程序开发人员只需要向操作系统提供相应接口即可。

与其他的操作系统对设备进行复杂的分类不同，linux内核把设备分成3类：块设备、字符设备和网络设备。这是一种抽象的分类方法，从设备的特性抽象出了3种不同的数据读写方式。

块设备

块设备的概念是一次I/O操作可以操作多个字节的数据，数据读写有缓冲，当读写缓冲满以后才会传送数据，比如硬盘可以一次读取一个扇区的数据，同时，块设备支持随机读写操作，可以从指定的位置读写数据；

字符设备

字符设备的访问方式是线性的，并且可以按照字节的方式访问，比如串口设备，可以按照字符读写数据，但是只能按照顺序操作，不能指定某个地址访问；

网络设备

网络设备与前面的两种方式相比，比较特殊，内核专门把这类驱动单独划分出来，网络设备可以通过套接口读写数据。

Linux内核对设备按照主设备号和从设备号的方法访问，主设备号描述控制设备的驱动程序，从设备号区分同一个驱动程序的不同设备。也就是说，主设备号和设备驱动程序对应，代表某一类型的设备，从设备号和具体设备对应，代表同一类的设备编号。如使用IDE接口的两个硬盘，主设备号都相同，但是从设备号不同。Linux提供了mknod命令创建设备驱动程序的描述文件。Linux内核这种主从设备号的分类方法可以很好的管理设备。上图为用户程序从外部设备请求数据的流程，可以看出，用户进程访问外部设备是通过设备无关软件进行的，设备无关软件是内核中的各种软件抽象层如VFS。当用户向外部设备发起数据请求时，通过设备无关软件会调用设备的相应驱动程序，驱动程序通过总线或者寄存器访问外部硬件设备，发起请求，驱动程序会在初始化的时候向系统的中断向量表注册一个中断处理程序，外部硬件有请求返回的时候会发出中断信号，内核会调用响应的中断处理程序，中断处理程序从硬件的寄存器读取返回的数据，然后转交给内核中的设备服务程序，由设备服务程序把数据交给设备无关的软件，最终到达用户进程。

linux的设备驱动涉及其他子系统，如内存管理、中断管理、硬件寄存器和总线访问等，此外，大多数的驱动程序为

了使用方便被设计成模块，还需要设计到内核模块的处理。

驱动的编写和调试是一个复杂的事情，驱动的代码占用

了linux内核代码量的一半以上。依赖体系结构的代码

Linux内核支持众多体系结构，内核把与设备无关的代码放

在arch目录，对应的头文件放在include/asm-<体系名称>目录下。这样的划分代码结构清晰，同时提高了代码的复用率。在arch目录里，每个子目录对应一种体系结构，存放这种体系结构对应的代码，如果代码较多会单独建立一个目录，例如arch/arm目录下，有一个kernel目录，存放的

是kernel目录中在arm体系结构上特有的函数或者实现方法；在arch/i386目录存放了Intel

X86体系结构的代码，不仅有kernel目录，而且还有多个目录，例如mm目录包含了x86体系上内存管理的实现方法，math-emu包含了x86体系上浮点数模拟的实现等。读者在阅读内核代码的时候可以从一个体系结构代码入手，对不同体系结构移植代码的主要工作是arch里面的代码。本文出自“成鹏致远” 博客，请务必保留此出处

https://www.sodocs.net/doc/196721430.html,/6751239/1203700

Linux内核崩溃原因分析及错误跟踪技术

Linux内核崩溃原因分析及错误跟踪技术 随着嵌入式Linux系统的广泛应用，对系统的可靠性提出了更高的要求，尤其是涉及到生命财产等重要领域，要求系统达到安全完整性等级3级以上[1]，故障率（每小时出现危险故障的可能性）为10-7以下，相当于系统的平均故障间隔时间（MTBF）至少要达到1141年以上，因此提高系统可靠性已成为一项艰巨的任务。对某公司在工业领域14 878个控制器系统的应用调查表明，从2004年初到2007年9月底，随着硬软件的不断改进，根据错误报告统计的故障率已降低到2004年的五分之一以下，但查找错误的时间却增加到原来的3倍以上。 这种解决问题所需时间呈上升的趋势固然有软件问题，但缺乏必要的手段以辅助解决问题才是主要的原因。通过对故障的统计跟踪发现，难以解决的软件错误和从发现到解决耗时较长的软件错误都集中在操作系统的核心部分，这其中又有很大比例集中在驱动程序部分[2]。因此，错误跟踪技术被看成是提高系统安全完整性等级的一个重要措施[1]，大多数现代操作系统均为发展提供了操作系统内核“崩溃转储”机制，即在软件系统宕机时，将内存内容保存到磁盘[3]，或者通过网络发送到故障服务器[3]，或者直接启动内核调试器[4]等，以供事后分析改进。 基于Linux操作系统内核的崩溃转储机制近年来有以下几种： (1) LKCD（Linux Kernel Crash Dump）机制[3]; (2) KDUMP（Linux Kernel Dump）机制[4]； (3) KDB机制[5]； (4) KGDB机制[6]。 综合上述几种机制可以发现,这四种机制之间有以下三个共同点： (1) 适用于为运算资源丰富、存储空间充足的应用场合； (2) 发生系统崩溃后恢复时间无严格要求； (3) 主要针对较通用的硬件平台，如X86平台。 在嵌入式应用场合想要直接使用上列机制中的某一种，却遇到以下三个难点无法解决： (1) 存储空间不足 嵌入式系统一般采用Flash作为存储器，而Flash容量有限，且可能远远小于嵌入式系统中的内存容量。因此将全部内存内容保存到Flash不可行。

探究linux内核,超详细解析子系统

探究linux内核,超详细解析子系统 Perface 前面已经写过一篇《嵌入式linux内核的五个子系统》，概括性比较强，也比较简略，现在对其进行补充说明。 仅留此笔记，待日后查看及补充！Linux内核的子系统 内核是操作系统的核心。Linux内核提供很多基本功能，如虚拟内存、多任务、共享库、需求加载、共享写时拷贝（Copy-On-Write）以及网络功能等。增加各种不同功能导致内核代码不断增加。 Linux内核把不同功能分成不同的子系统的方法，通过一种整体的结构把各种功能集合在一起，提高了工作效率。同时还提供动态加载模块的方式，为动态修改内核功能提供了灵活性。系统调用接口用户程序通过软件中断后，调用系统内核提供的功能，这个在用户空间和内核提供的服务之间的接口称为系统调用。系统调用是Linux内核提供的，用户空间无法直接使用系统调用。在用户进程使用系统调用必须跨越应用程序和内核的界限。Linux内核向用户提供了统一的系统调用接口，但是在不同处理器上系统调用的方法

各不相同。Linux内核提供了大量的系统调用，现在从系统 调用的基本原理出发探究Linux系统调用的方法。这是在一个用户进程中通过GNU C库进行的系统调用示意图，系 统调用通过同一个入口点传入内核。以i386体系结构为例，约定使用EAX寄存器标记系统调用。 当加载了系统C库调用的索引和参数时，就会调用0x80软件中断，它将执行system_call函数，这个函数按照EAX 寄存器内容的标示处理所有的系统调用。经过几个单元测试，会使用EAX寄存器的内容的索引查system_call_table表得到系统调用的入口，然后执行系统调用。从系统调用返回后，最终执行system_exit，并调用resume_userspace函数返回用户空间。 linux内核系统调用的核心是系统多路分解表。最终通过EAX寄存器的系统调用标识和索引值从对应的系统调用表 中查出对应系统调用的入口地址，然后执行系统调用。 linux系统调用并不单层的调用关系，有的系统调用会由

linux内核IMQ源码实现分析

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（2）及时处理数据包技术 QoS有个技术难点：将数据包入队，然后发送队列中合适的数据包，那么如何做到队列中的数

激活状态的队列是否能保证队列中的数据包被及时的发送吗？接下来看一下，激活状态的队列的 证了数据包会被及时的发送。 这是linux内核发送软中断的机制，IMQ就是利用了这个机制，不同点在于：正常的发送队列是将数据包发送给网卡驱动，而IMQ队列是将数据包发送给okfn函数。

Linux内核结构详解教程

Linux内核结构详解教程 ─────Linux内核教程 linux内核就像人的心脏，灵魂，指挥中心。 内核是一个操作系统的核心,它负责管理系统的进程，内存，设备驱动程序，文件和网络系统，决定着系统的性能和稳定性。内核以独占的方式执行最底层任务，保证系统正常运行。协调多个并发进程，管理进程使用的内存，使它们相互之间不产生冲突,满足进程访问磁盘的请求等等. 严格说Linux并不能称做一个完整的操作系统.我们安装时通常所说的Linux,是有很多集合组成的.应称为GNU/Linux. 一个Linux内核很少1.2M左右,一张软盘就能放下. 内容基础，语言简短简洁 红联Linux论坛是致力于Linux技术讨论的站点，目前网站收录的文章及教程基本能满足不同水平的朋友学习。 红联Linux门户： https://www.sodocs.net/doc/196721430.html, 红联Linux论坛： https://www.sodocs.net/doc/196721430.html,/bbs 红联Linux 论坛大全，所有致力点都体现在这 https://www.sodocs.net/doc/196721430.html,/bbs/rf/linux/07.htm

目录 Linux内核结构详解 Linux内核主要五个子系统详解 各个子系统之间的依赖关系 系统数据结构 Linux的具体结构 Linux内核源代码 Linux 内核源代码的结构 从何处开始阅读源代码 海量Linux技术文章

Linux内核结构详解 发布时间:2006-11-16 19:05:29 Linux内核主要由五个子系统组成：进程调度，内存管理，虚拟文件系统，网络接口，进程间通信。

Linux内核主要五个子系统详解 发布时间:2006-11-16 19:05:54 1.进程调度（SCHED）:控制进程对CPU的访问。当需要选择下一个进程运行时，由调度程序选择最值得运行的进程。可运行进程实际上是仅等待CPU资源的进程，如果某个进程在等待其它资源，则该进程是不可运行进程。Linux使用了比较简单的基于优先级的进程调度算法选择新的进程。 2.内存管理（MM）允许多个进程安全的共享主内存区域。Linux的内存管理支持虚拟内存，即在计算机中运行的程序，其代码，数据，堆栈的总量可以超过实际内存的大小，操作系统只是把当前使用的程序块保留在内存中，其余的程序块则保留在磁盘中。必要时，操作系统负责在磁盘和内存间交换程序块。内存管理从逻辑上分为硬件无关部分和硬件有关部分。硬件无关部分提供了进程的映射和逻辑内存的对换；硬件相关的部分为内存管理硬件提供了虚拟接口。 3.虚拟文件系统（VirtualFileSystem,VFS）隐藏了各种硬件的具体细节，为所有的设备提供了统一的接口，VFS提供了多达数十种不同的文件系统。虚拟文件系统可以分为逻辑文件系统和设备驱动程序。逻辑文件系统指Linux所支持的文件系统，如ext2,fat等，设备驱动程序指为每一种硬件控制器所编写的设备驱动程序模块。 4.网络接口（NET）提供了对各种网络标准的存取和各种网络硬件的支持。网络接口可分为网络协议和网络驱动程序。网络协议部分负责实现每一种可能的网络传输协议。网络设备驱动程序负责与硬件设备通讯，每一种可能的硬件设备都有相应的设备驱动程序。 5.进程间通讯(IPC) 支持进程间各种通信机制。 处于中心位置的进程调度，所有其它的子系统都依赖它，因为每个子系统都需要挂起或恢复进程。一般情况下，当一个进程等待硬件操作完成时，它被挂起；当操作真正完成时，进程被恢复执行。例如，当一个进程通过网络发送一条消息时，网络接口需要挂起发送进程，直到硬件成功地完成消息的发送，当消息被成功的发送出去以后，网络接口给进程返回一个代码，表示操作的成功或失败。其他子系统以相似的理由依赖于进程调度。

linux内核启动 Android系统启动过程详解

linux内核启动+Android系统启动过程详解 第一部分：汇编部分 Linux启动之 linux-rk3288-tchip/kernel/arch/arm/boot/compressed/ head.S分析这段代码是linux boot后执行的第一个程序，完成的主要工作是解压内核，然后跳转到相关执行地址。这部分代码在做驱动开发时不需要改动，但分析其执行流程对是理解android的第一步 开头有一段宏定义这是gnu arm汇编的宏定义。关于GUN 的汇编和其他编译器，在指令语法上有很大差别，具体可查询相关GUN汇编语法了解 另外此段代码必须不能包括重定位部分。因为这时一开始必须要立即运行的。所谓重定位，比如当编译时某个文件用到外部符号是用动态链接库的方式，那么该文件生成的目标文件将包含重定位信息，在加载时需要重定位该符号，否则执行时将因找不到地址而出错 #ifdef DEBUG//开始是调试用，主要是一些打印输出函数，不用关心 #if defined(CONFIG_DEBUG_ICEDCC)

……具体代码略 #endif 宏定义结束之后定义了一个段， .section ".start", #alloc, #execinstr 这个段的段名是 .start，#alloc表示Section contains allocated data, #execinstr表示Section contains executable instructions. 生成最终映像时，这段代码会放在最开头 .align start: .type start,#function /*.type指定start这个符号是函数类型*/ .rept 8 mov r0, r0 //将此命令重复8次，相当于nop，这里是为中断向量保存空间 .endr b 1f .word 0x016f2818 @ Magic numbers to help the loader

Linux内核分析-网络[五]：网桥

看完了路由表，重新回到netif_receive_skb ()函数，在提交给上层协议处理前，会执行下面一句，这就是网桥的相关操作，也是这篇要讲解的容。 view plaincopy to clipboardprint? 1. s kb = handle_bridge(skb, &pt_prev, &ret, orig_dev); 网桥可以简单理解为交换机，以下图为例，一台linux机器可以看作网桥和路由的结合，网桥将物理上的两个局域网LAN1、LAN2当作一个局域网处理，路由连接了两个子网1.0和2.0。从eth0和eth1网卡收到的报文在Bridge模块中会被处理成是由Bridge收到的，因此Bridge也相当于一个虚拟网卡。 STP五种状态 DISABLED BLOCKING LISTENING LEARNING FORWARDING 创建新的网桥br_add_bridge [net\bridge\br_if.c] 当使用SIOCBRADDBR调用ioctl时，会创建新的网桥br_add_bridge。 首先是创建新的网桥： view plaincopy to clipboardprint?

1. d ev = new_bridge_dev(net, name); 然后设置dev->dev.type为br_type，而br_type是个全局变量，只初始化了一个名字变量 view plaincopy to clipboardprint? 1. S ET_NETDEV_DEVTYPE(dev, &br_type); 2. s tatic struct device_type br_type = { 3. .name = "bridge", 4. }; 然后注册新创建的设备dev，网桥就相当一个虚拟网卡设备，注册过的设备用ifconfig 就可查看到： view plaincopy to clipboardprint? 1. r et = register_netdevice(dev); 最后在sysfs文件系统中也创建相应项，便于查看和管理： view plaincopy to clipboardprint? 1. r et = br_sysfs_addbr(dev); 将端口加入网桥br_add_if() [net\bridge\br_if.c] 当使用SIOCBRADDIF调用ioctl时，会向网卡加入新的端口br_add_if。 创建新的net_bridge_port p，会从br->port_list中分配一个未用的port_no，p->br会指向br，p->state设为BR_STATE_DISABLED。这里的p实际代表的就是网卡设备。 view plaincopy to clipboardprint? 1. p = new_nbp(br, dev); 将新创建的p加入CAM表中，CAM表是用来记录mac地址与物理端口的对应关系；而刚刚创建了p，因此也要加入CAM表中，并且该表项应是local的[关系如下图]，可以看到，CAM表在实现中作为net_bridge的hash表，以addr作为hash值，链入 net_bridge_fdb_entry，再由它的dst指向net_bridge_port。

史上最全linux内核配置详解

对于每一个配置选项，用户可以回答"y"、"m"或"n"。其中"y"表示将相应特性的支持或设备驱动程序编译进内核；"m"表示将相应特性的支持或设备驱动程序编译成可加载模块，在需要时，可由系统或用户自行加入到内核中去；"n"表示内核不提供相应特性或驱动程序的支持。只有<>才能选择M 1. General setup（通用选项） [*]Prompt for development and/or incomplete code/drivers，设置界面中显示还在开发或者还没有完成的代码与驱动，最好选上，许多设备都需要它才能配置。 [ ]Cross-compiler tool prefix，交叉编译工具前缀，如果你要使用交叉编译工具的话输入相关前缀。默认不使用。嵌入式linux更不需要。 [ ]Local version - append to kernel release，自定义版本，也就是uname -r可以看到的版本，可以自行修改，没多大意义。 [ ]Automatically append version information to the version string，自动生成版本信息。这个选项会自动探测你的内核并且生成相应的版本，使之不会和原先的重复。这需要Perl的支持。由于在编译的命令make-kpkg 中我们会加入- –append-to-version 选项来生成自定义版本，所以这里选N。 Kernel compression mode (LZMA)，选择压缩方式。 [ ]Support for paging of anonymous memory (swap)，交换分区支持，也就是虚拟内存支持，嵌入式不需要。 [*]System V IPC，为进程提供通信机制，这将使系统中各进程间有交换信息与保持同步的能力。有些程序只有在选Y的情况下才能运行，所以不用考虑，这里一定要选。 [*]POSIX Message Queues，这是POSIX的消息队列，它同样是一种IPC(进程间通讯)。建议你最好将它选上。 [*]BSD Process Accounting，允许进程访问内核，将账户信息写入文件中，主要包括进程的创建时间/创建者/内存占用等信息。可以选上，无所谓。 [*]BSD Process Accounting version 3 file format，选用的话统计信息将会以新的格式（V3）写入，注意这个格式和以前的v0/v1/v2 格式不兼容，选不选无所谓。 [ ]Export task/process statistics through netlink (EXPERIMENTAL)，通过通用的网络输出工作/进程的相应数据，和BSD不同的是，这些数据在进程运行的时候就可以通过相关命令访问。和BSD类似，数据将在进程结束时送入用户空间。如果不清楚，选N（实验阶段功能，下同）。 [ ]Auditing support，审计功能，某些内核模块需要它（SELINUX），如果不知道，不用选。 [ ]RCU Subsystem，一个高性能的锁机制RCU 子系统，不懂不了解，按默认就行。 [ ]Kernel .config support，将.config配置信息保存在内核中，选上它及它的子项使得其它用户能从/proc/ config.gz中得到内核的配置,选上，重新配置内核时可以利用已有配置Enable access to .config through /proc/config.gz，上一项的子项，可以通过/proc/ config.gz访问.config配置，上一个选的话，建议选上。 (16)Kernel log buffer size (16 => 64KB, 17 => 128KB) ，内核日志缓存的大小，使用默认值即可。12 => 4 KB，13 => 8 KB，14 => 16 KB单处理器，15 => 32 KB多处理器，16 => 64 KB，17 => 128 KB。 [ ]Control Group support（有子项），使用默认即可，不清楚可以不选。 Example debug cgroup subsystem，cgroup子系统调试例子 Namespace cgroup subsystem，cgroup子系统命名空间 Device controller for cgroups，cgroups设备控制器

实例解析linux内核I2C体系结构(2)

实例解析linux内核I2C体系结构（2） 华清远见刘洪涛四、在内核里写i2c设备驱动的两种方式 前文介绍了利用/dev/i2c-0在应用层完成对i2c设备的操作，但很多时候我们还是习惯为i2c设备在内核层编写驱动程序。目前内核支持两种编写i2c驱动程序的方式。下面分别介绍这两种方式的实现。这里分别称这两种方式为“Adapter方式（LEGACY）”和“Probe方式（new style）”。 （1）Adapter方式（LEGACY） （下面的实例代码是在2.6.27内核的pca953x.c基础上修改的，原始代码采用的是本文将要讨论的第2种方式，即Probe方式） ●构建i2c_driver static struct i2c_driver pca953x_driver = { .driver = { .name= "pca953x", //名称 }, .id= ID_PCA9555,//id号 .attach_adapter= pca953x_attach_adapter, //调用适配器连接设备 .detach_client= pca953x_detach_client,//让设备脱离适配器 }; ●注册i2c_driver static int __init pca953x_init(void) { return i2c_add_driver(&pca953x_driver); } module_init(pca953x_init); ●attach_adapter动作 执行i2c_add_driver(&pca953x_driver)后会，如果内核中已经注册了i2c适配器，则顺序调用这些适配器来连接我们的i2c设备。此过程是通过调用i2c_driver中的attach_adapter方法完成的。具体实现形式如下： static int pca953x_attach_adapter(struct i2c_adapter *adapter) { return i2c_probe(adapter, &addr_data, pca953x_detect); /* adapter:适配器 addr_data:地址信息 pca953x_detect：探测到设备后调用的函数 */ } 地址信息addr_data是由下面代码指定的。 /* Addresses to scan */ static unsigned short normal_i2c[] = {0x20,0x21,0x22,0x23,0x24,0x25,0x26,0x27,I2C_CLIENT_END}; I2C_CLIENT_INSMOD;

基于Linux内核编程的实验报告(Linux内核分析实验报告)

基于Linux内核编程的实验报告（Linux内核分析实验 报告） 以下是为大家整理的基于Linux内核编程的实验报告（Linux内核分析实验报告）的相关范文，本文关键词为基于,Linux,内核,编程,实验,报告,分析,，您可以从右上方搜索框检索更多相关文章，如果您觉得有用，请继续关注我们并推荐给您的好友，您可以在教育文库中查看更多范文。 Linux内核分析实验报告

实验题目：文件系统实验 实验目的：linux文件系统使用虚拟文件系统VFs作为内核文件子系统。可以安装多种 不同形式的文件系统在其中共存并协同工作。VFs对用户提供了统一的文件访问接口。本实验的要求是 （1）编写一个get_FAT_boot函数,通过系统调用或动态模块调用它可以提 取和显示出FAT文件系统盘的引导扇区信息。这些信息的格式定义在内核文件的fat_boot_sector结构体中。函数可通过系统调用或动态模块调用。 （2）编写一个get_FAT_dir函数,通过系统调用或动态模块调用它可以 返回FAT文件系统的当 前目录表,从中找出和统计空闲的目录项(文件名以0x00打头的为从未使用过目录项,以0xe5打头的为已删除的目录项),将这些空闲的目录项集中调整到目录表的前部。这些信息的格式定义在内核文件的msdos_dir_entry结构体中。 硬件环境：内存1g以上 软件环境：Linux（ubuntu）2-6实验步骤： 一：实验原理： 以实验4为蓝本，在优盘中编译并加载模块，启动测试程序，查

/proc/mydir/myfile的文件内容。从优盘得到fat文件系统的内容存在msdos_sb_info结构中，然后得到msdos_sb_info结构相应的属性值，得到实验一的数据。实验二中，得到fat文件系统第一个扇区的十六个文件信息。然后按照文件名头文字的比较方法，应用归并排序的方法，将头文件是0x00和0xe5的文件调到前面，其他的文件调到后面 二：主要数据结构说明： （1）超级块对象： 数据结构说明：一个已经安装的文件系统的安装点由超级块对象代表。 structsuper_block{... conststructsuper_operations*s_op;} （2）索引i节点对象 数据结构说明：索引i节点对象包含了内核要操作的文件的全部控制信息,对应着打开文件的i节点表。structinode{ conststructinode_operations*i_op;...} （3）目录项对象 数据结构说明：录项对象代表了文件路径名的各个部分,目录文件名和普 通文件名都属于目录项对象。structdentry{

Linux内核启动流程分析(一)

很久以前分析的，一直在电脑的一个角落，今天发现贴出来和大家分享下。由于是word直接粘过来的有点乱，敬请谅解！ S3C2410 Linux 2.6.35.7启动分析(第一阶段) arm linux 内核生成过程 1. 依据arch/arm/kernel/vmlinux.lds 生成linux内核源码根目录下的vmlinux，这个vmlinux属于未压缩， 带调试信息、符号表的最初的内核，大小约23MB； 命令：arm-linux-gnu-ld -o vmlinux -T arch/arm/kernel/vmlinux.lds arch/arm/kernel/head.o init/built-in.o --start-group arch/arm/mach-s3c2410/built-in.o kernel/built-in.o mm/built-in.o fs/built-in.o ipc/built-in.o drivers/built-in.o net/built-in.o --end-group .tmp_kallsyms2.o 2. 将上面的vmlinux去除调试信息、注释、符号表等内容，生成arch/arm/boot/Image，这是不带多余信息的linux内核，Image的大小约 3.2MB； 命令:arm-linux-gnu-objcopy -O binary -S vmlinux arch/arm/boot/Image 3.将 arch/arm/boot/Image 用gzip -9 压缩生成arch/arm/boot/compressed/piggy.gz大小约 1.5MB；命令:gzip -f -9 < arch/arm/boot/compressed/../Image > arch/arm/boot/compressed/piggy.gz 4. 编译arch/arm/boot/compressed/piggy.S 生成arch/arm/boot/compressed/piggy.o大小约1.5MB，这里实 际上是将piggy.gz通过piggy.S编译进piggy.o文件中。而piggy.S文件仅有6行，只是包含了文件piggy.gz; 命令:arm-linux-gnu-gcc -o arch/arm/boot/compressed/piggy.o arch/arm/boot/compressed/piggy.S 5. 依据arch/arm/boot/compressed/vmlinux.lds 将arch/arm/boot/compressed/目录下的文件head.o 、piggy.o 、misc.o链接生成arch/arm/boot/compressed/vmlinux，这个vmlinux是经过压缩且含有自解压代码的内核, 大小约1.5MB; 命 令:arm-linux-gnu-ld zreladdr=0x30008000 params_phys=0x30000100 -T arch/arm/boot/compressed/vmlinux.lds a rch/arm/boot/compressed/head.o arch/arm/boot/compressed/piggy.o arch/arm/boot/compressed/misc.o -o arch/arm /boot/compressed/vmlinux

实例解析linux内核I2C体系结构

实例解析linux内核I2C体系结构 作者：刘洪涛,华清远见嵌入式学院讲师。 一、概述 谈到在linux系统下编写I2C驱动，目前主要有两种方式，一种是把I2C 设备当作一个普通的字符设备来处理，另一种是利用linux I2C驱动体系结构来完成。下面比较下这两种驱动。 第一种方法的好处（对应第二种方法的劣势）有： ●思路比较直接，不需要花时间去了解linux内核中复杂的I2C子系统的操作方法。 第一种方法问题（对应第二种方法的好处）有： ●要求工程师不仅要对I2C设备的操作熟悉，而且要熟悉I2C的适配器操作； ●要求工程师对I2C的设备器及I2C的设备操作方法都比较熟悉，最重要的是写出的程序可移植性差； ●对内核的资源无法直接使用。因为内核提供的所有I2C设备器及设备驱动都是基于I2C子系统的格式。I2C适配器的操作简单还好，如果遇到复杂的I2C适配器（如：基于PCI的I2C适配器），工作量就会大很多。 本文针对的对象是熟悉I2C协议，并且想使用linux内核子系统的开发人员。 网络和一些书籍上有介绍I2C子系统的源码结构。但发现很多开发人员看了这些文章后，还是不清楚自己究竟该做些什么。究其原因还是没弄清楚I2C子系统为我们做了些什么，以及我们怎样利用I2C子系统。本文首先要解决是如何利用现有内核支持的I2C适配器，完成对I2C设备的操作，然后再过度到适配器代码的编写。本文主要从解决问题的角度去写，不会涉及特别详细的代码跟踪。 二、I2C设备驱动程序编写 首先要明确适配器驱动的作用是让我们能够通过它发出符合I2C标准协议的时序。 在Linux内核源代码中的drivers/i2c/busses目录下包含着一些适配器的驱动。如S3C2410的驱动i2c-s3c2410.c。当适配器加载到内核后，接下来的工作就要针对具体的设备编写设备驱动了。

linux内核gpio操作函数解析

详解内核驱动操作GPIO引脚API函数 函数原型： void s3c2410_gpio_cfgpin(unsigned int pin, unsigned int function)； unsigned int s3c2410_gpio_getcfg(unsigned int pin)； void s3c2410_gpio_pullup(unsigned int pin, unsigned int to)； void s3c2410_gpio_setpin(unsigned int pin, unsigned int to)； unsigned int s3c2410_gpio_getpin(unsigned int pin)； unsigned int s3c2410_modify_misccr(unsigned int clear, unsigned int change)； int s3c2410_gpio_getirq(unsigned int pin)； 关于函数中用到的虚拟地址到物理地址转换的变量及算法可以参考 https://www.sodocs.net/doc/196721430.html,/hefeng330467115@126/blog/static/78205842201 0620511659/ 或https://www.sodocs.net/doc/196721430.html,/u3/102836/showart_2065945.html 看简单led驱动程序是用到的文件及头文件可能有： linux/include/asm-arm/arch-s3c2410/map.h linux/include/asm-arm/arch-s3c2410/regs-gpio.h linux/arch/arm/plat-s3c24xx/gpio.c linux/include/asm-arm/io.h 用Source Insight 打开这些文件，然后再看驱动程序，可以随意跳转到定义处，很是方便 pin参数： gpio引脚及特殊功能寄存器助记符都在 linux/include/asm-arm/arch-s3c2410/regs-gpio.h中定义： eg: S3C2410_GPACON S3C2410_GPADAT S3C2410_GPA0 - S3C2410_GPA22 //引脚 S3C2410_GPA0_OUT - S3C2410_GPA22_OUT //设置引脚为输出 用到哪个不清楚的可以直接到这个文件去查找 还有中断和GSTATUS： S3C2410_EXTINT0 -> irq sense control for EINT0..EINT7 S3C2410_EXTINT1 -> irq sense control for EINT8..EINT15 S3C2410_EXTINT2 -> irq sense control for EINT16..EINT23 …… function参数： 指定引脚功能：输出、输入还是特殊功能，也在 linux/include/asm-arm/arch-s3c2410/regs-gpio.h中定义。 函数功能： 1原型：void s3c2410_gpio_cfgpin(unsigned int pin, unsigned int

Linux内核架构和工作原理详解

Linux内核架构和工作原理详解 作用是将应用层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。目前支持模块的动态装卸(裁剪)。Linux内核就是基于这个策略实现的。Linux 进程采用层次结构，每个进程都依赖于一个父进程。内核启动init程序作为第一个进程。该进程负责进一步的系统初始化操作。init进程是进程树的根，所有的进程都直接或者间接起源于该进程。virt/ ---- 提供虚拟机技术的支持。 Linux内核预备工作 理解Linux内核最好预备的知识点： 懂C语言 懂一点操作系统的知识 熟悉少量相关算法 懂计算机体系结构 Linux内核的特点： 结合了unix操作系统的一些基础概念

Linux内核的任务： 1.从技术层面讲，内核是硬件与软件之间的一个中间层。作用是将应用层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。 2.从应用程序的层面讲，应用程序与硬件没有联系，只与内核有联系，内核是应用程序知道的层次中的最底层。在实际工作中内核抽象了相关细节。 3.内核是一个资源管理程序。负责将可用的共享资源(CPU时间、磁盘空间、网络连接等)分配得到各个系统进程。 4.内核就像一个库，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。 内核实现策略： 1.微内核。最基本的功能由中央内核（微内核）实现。所有其他的功能都委托给一些独立进程，这些进程通过明确定义的通信接口与中心内核通信。 2.宏内核。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。内核中的每一个函数都可以访问到内核中所有其他部分。目前支持模块的动态装卸(裁剪)。Linux内核就是基于这个策略实现的。 哪些地方用到了内核机制？ 1.进程（在cpu的虚拟内存中分配地址空间，各个进程的地址空间完全独立;同时执行的进程数最多不超过cpu数目）之间进行通信，需要使用特定的内核机制。 2.进程间切换(同时执行的进程数最多不超过cpu数目)，也需要用到内核机制。进程切换也需要像FreeRTOS任务切换一样保存状态，并将进程置于闲置状态/恢复状态。

Linux内核源码分析方法

Linux内核源码分析方法 一、内核源码之我见 Linux内核代码的庞大令不少人“望而生畏”，也正因为如此，使得人们对Linux的了解仅处于泛泛的层次。如果想透析Linux，深入操作系统的本质，阅读内核源码是最有效的途径。我们都知道，想成为优秀的程序员，需要大量的实践和代码的编写。编程固然重要，但是往往只编程的人很容易把自己局限在自己的知识领域内。如果要扩展自己知识的广度，我们需要多接触其他人编写的代码，尤其是水平比我们更高的人编写的代码。通过这种途径，我们可以跳出自己知识圈的束缚，进入他人的知识圈，了解更多甚至我们一般短期内无法了解到的信息。Linux内核由无数开源社区的“大神们”精心维护，这些人都可以称得上一顶一的代码高手。透过阅读Linux 内核代码的方式，我们学习到的不光是内核相关的知识，在我看来更具价值的是学习和体会它们的编程技巧以及对计算机的理解。 我也是通过一个项目接触了Linux内核源码的分析，从源码的分析工作中，我受益颇多。除了获取相关的内核知识外，也改变了我对内核代码的过往认知： 1．内核源码的分析并非“高不可攀”。内核源码分析的难度不在于源码本身，而在于如何使用更合适的分析代码的方式和手段。内核的庞大致使我们不能按照分析一般的demo程序那样从主函数开始按部就班的分析，我们需要一种从中间介入的手段对内核源码“各个击破”。这种“按需索取”的方式使得我们可以把握源码的主线，而非过度纠结于具体的细节。 2．内核的设计是优美的。内核的地位的特殊性决定着内核的执行效率必须足够高才可以响应目前计算机应用的实时性要求，为此Linux内核使用C语言和汇编的混合编程。但是我们都 知道软件执行效率和软件的可维护性很多情况下是背道而驰的。如何在保证内核高效的前提下提高内核的可维护性，这需要依赖于内核中那些“优美”的设计。 3．神奇的编程技巧。在一般的应用软件设计领域，编码的地位可能不被过度的重视，因为开发者更注重软件的良好设计，而编码仅仅是实现手段问题——就像拿斧子劈柴一样，不用太多的思考。但是这在内核中并不成立，好的编码设计带来的不光是可维护性的提高，甚至是代码性能的提升。 每个人对内核的了理解都会有所不同，随着我们对内核理解的不断加深，对其设计和实现的思想会有更多的思考和体会。因此本文更期望于引导更多徘徊在Linux内核大门之外的人进入Linux的世界，去亲自体会内核的神奇与伟大。而我也并非内核源码方面的专家，这么做也只是希望分享我自己的分析源码的经验和心得，为那些需要的人提供参考和帮助，说的“冠冕堂皇”一点，也算是为计算机这个行业，尤其是在操作系统内核方面贡献自己的一份绵薄之力。闲话少叙（已经罗嗦了很多了，囧~），下面我就来分享一下自己的Linix内核源码分析方法。 二、内核源码难不难？ 从本质上讲，分析Linux内核代码和看别人的代码没有什么两样，因为摆在你面前的一般都不是你自己写出来的代码。我们先举一个简单的例子，一个陌生人随便给你一个程序，并要你看完源码后讲解一下程序的功能的设计，我想很多自我感觉编程能力还可以的人肯定觉得这没什么，只要我耐心的把他的代码从头到尾看完，肯定能找到答案，并且事实确实是如此。那么现在换一个假设，如果这个人是Linus，给你的就是Linux内核的一个模块的代码，你还会觉得依然那么 轻松吗？不少人可能会有所犹豫。同样是陌生人（Linus要是认识你的话当然不算，呵呵~）给 你的代码，为什么给我们的感觉大相径庭呢？我觉得有以下原因：

Linux内核源代码解读

Linux内核源代码解读!! 悬赏分：5 - 提问时间2007-1-24 16:28 问题为何被关闭 赵炯书中,Bootsect代码中有 mov ax , #BOOTSEG 等 我曾自学过80x86汇编,没有见过#的用法,在这为什么要用#? 另外, JMPI 的用法是什么?与JMP的区别是什么? 提问者： Linux探索者 - 一级 答复共 1 条 检举 系统初始化程序 boot.s 的分析 [转] 系统初始化程序 boot.s 的分析： 阚志刚，2000/03/20下午,在前人的基础之上进行整理完善 ******************************************************************************** ************** boot.s is loaded at 0x7c00 by the bios-startup routines, and moves itself out of the way to address 0x90000, and jumps there. 当PC 机启动时，Intel系列的CPU首先进入的是实模式，并开始执行位于地址0xFFF0处的代码，也就是ROM-BIOS起始位置的代码。BIOS先进行一系列的系统自检，然后初始化位于地址0的中断向量表。最后BIOS将启动盘的第一个扇区装入0x7C00(31K；0111,1100,0000,0000)，并开始执行此处的代码。这就是对内核初始化过程的一个最简单的描述。 最初，Linux核心的最开始部分是用8086汇编语言编写的。当开始运行时，核心将自己装入到绝对地址0x90000(576K； 1001,0000,0000,0000,0000)，再将其后的2k字节装入到地址0x90200(576.5k；1001,0000,0010,0000,0000)处，最后将核心的其余部分装入到0x10000(64k； 1,0000,0000,0000,0000). It then loads the system at 0x10000, using BIOS interrupts. Thereafter it disables all interrupts, moves the system down to 0x0000, changes to protected mode, and calls the start of system. System then must RE-initialize the protected mode in it's own tables, and enable interrupts as needed. 然后，关掉所有中断，把系统下移到0x0000(0k；0000,0000,0000,0000,0000)处，改变到保护模式，然后开始系统的运行．系统必须重新在保护模式下初始化自己的系统表格，并且打开所需的中断． NOTE 1! currently system is at most 8*65536(8*64k=512k； 1000,0000,0000,0000,0000) bytes long. This should be no problem, even in the future. I want to keep it simple. This 512 kB kernel size should be enough - in fact more would mean we'd have to move not just these start-up routines, but also do something about the cache-memory