linux内核情景分析学习笔记

文件系统

VFS为用户程序提供了一个统一的，抽象的，虚拟文件系统界面。这个界面主要由一组标准的，抽象的文件操作构成如而且用，read( ),write()

vfs明确定义了这些函数接口，不同的文件系统要通过不同的程序实现各种功能。

当进程能过调用open()函数，同时就创建了一个file结构体，每个file结构体中有一个指向file_operations结构类型的指针。这样通过打开文件的同时也就与具体的文件系统挂上了钩。strace

代表进程的结构体中关于文件的指针：

其中fs_struct *fs是用来描述文件系统的信息（因为可以使用多种文件系统）

files_struct *files中描述了进程中打开的所有文件的信息。

structfs_struct

{

atomic_t count;

rwlock_t lock;

intumask;

structdentry *root,*pwd,*altroot;

structvfsmount *rootmnt,*pwdmnt,*altrootmnt;

};

pwd指向当前进程所在的路径。

root 指向的代表着本进程的“根目录”

fs_struct结构中的信息都是与文件系统和进程有关的，与具体已经打开的文件没什么关系。

与具体文件相关的信息放在file结构中

每个file结构体中有个指针f_op指向该文件系统的file_operations数据结构。（因为不同的文件可能属于不同的文件系统，这个时候对各种文件的操作，就由相应的文件系统函数来打操作就实现了多态，也就实现了虚拟性）

file结构中还有个指针f_dentry，指向文件的目录结构。（这个目录结构中不仅仅有路径信息）（有一个问题：为什么我们不把文件中的目录结构放在file结构体中呢？试想一下如果有多个进程都打开这个文件，我们为每个进程创建了一个file结构体，这样也就为每个文件创建了一个目录的结构体，但是这么进程只需要的只是一个目录结构就可以了）

file结构体中有一个指向inode结构体的指针。这个结构体记录着文件在存储介质上的位置和分布信息。（我现在理解的是索引分配方式，把每个文件存放的地址收集起来，放在一个磁盘块中，这个磁盘块专门用来记录文件存放的地方）

关于dentry和inode结构的区别（它们都是用来描述文件信息的，可能它们两个是合起来才是用来描述操作系统所说的文件控制块的）

dentry结构所代表的是逻辑意义上的文件，记录的是逻辑结构的属性，

而inode结构所描述的是物理意义是的文件，文件的的物理属性。

总之具体文件系统与虚拟文件系统间界面是一组数据结构其实，还包括file_operations dentry_operationsinode_operations等。

这个结构很爽的，在files_struct中有一个fd_array[ ]这个数组，可以存储多个file，每个file 结构体用来表示一个文件的信息没有画出在file结构体中的那个inode结构。file结构体中也有指向inode结构体指针的。

数据结构inode中有一个成分u，是一个union。

磁盘文件

磁盘文件就是存在磁盘上的实际文件，而不是文件系统中所谓的文件。

磁盘文件包含两方面的信息，一是存储的数据本身，另一部分是有关该文件的组织和管理信息。其中与组织和管理有关的信息主要存储在文件的“索引结点”和“目录项”中。

文件系统中的inode结点：

每个inode结点都有唯一的i节点号，有个uid和gid表明文件主的身份。inode结构中有两个设备号：i_dev和i_rdev。一个索引结点要放在一个设备上。等等

虽然inode结构中包含了关于文件的组织和管理信息。但是文件名却不在其中。

所以，我们必须要想办法，根据文件名就可以找到该文件的索引节点。

解决的办法就是，文件系统中的目录树

每个格式化成某种文件系统的存储设备上都有一个根目录，同时又有一个超级块，根目录的位置和文件系统的其它参数就记录在超级块中。超级块在设备上的逻辑位置都是固定的，所以不需要再去什么地方查找。

从磁盘中读一个特定文件内容的时候，就要先读入该文件的索引节点，然后根据索引节点中提供的信息将数据在文件中的位移换算成磁盘上的记录块号，再通过磁盘驱动程序从磁盘上读入。

存储管理

页式存储管理的作用是在由段式管理所映射而成的地址上再加上一层地址映射。

段式管理先将逻辑地址映射成线性地址，然后再由页式管理将线性地址映射成物理地址;

80386把线性地址空间划分为4K字节的页面，每个页面可以被映射到物理存储空间中的任意一块4K字节大小的区间。在段式管理中，连续的逻辑地址经过映射后在线性地址空间还是连续的。但是在页式存储管理中，连续的地址空间经过映射后在物理空间就不一定连续了。

增加了一个新的寄存器CR3作为指向当前页面目录的基地址，这样从线性地址到物理地址的映射过程为：

1.从CR3取得页面目录的基地址。

2.以线性地址中的dir位段为下标，在目录中取出相应的页面表的基地址。

3.以线性地址中的page位段为下标，在所得到的页面表中取得相应的页面描述项（每个页

面项中存储了相应的在物理内存的下标。）

4.将页面描述符项中给出的页面基地址和线性地址中的offset位段相加得到物理地址。

最后一步中有个地址映射机构，是个硬件。

由于页面表和页面的起始地址总是在4K的边界上，高12位用于存储指针，在目录项中的低12位可以用于填写控制位。

页表项的结构第7位为D标志，表示该页面已经被写过，（所以不能再写了呗）

当页表项中或目录项中的最低位p为0时，表示相应的页面或页面表示在内存中，这时，产生一个缺页中断，内核有关异常的程序就可以从磁盘上的页面交换区（）将相应的页面读入内存，并设置相应的表项，将p位设置成0;

linux采用三层地址映射机制。

每个进程都有自己的3G的虚拟存储空间，1G的系统空间由所有进程共享。

在elf格式的可执行代码中，ld总是从0x8000000开始安排程序的“代码段”，对于每个程序都这样。程序执行的时的实际在物理内存中的位置，就要由内核为其建立内存映射时做出临时的安排。

CPU使代码段寄存器CS的当前值作为段式映射的“选择码”，也就是用它作为在段描述表中的下标。（存储段描述表在内存中的位置）。

在段式映射过程中所有的进程全部共用一个GDT.

每个进程都有其自身的页面目录PGD,指向这个页表目录的指针，就是页表目录中的基址存放在每个进程的mm_struct数据结构中。每当高调一个进程时，内核都要为即将运行的进程设置控制寄存器CR3,而MMU的硬件，则总是从CR3中取出指向当前页表目录的指针。在cpu执行程序时使用的是虚拟地址。

内核中有个全局量mem_map，是一个指针，指向一个page数组结构的数组。每个page数

据结构代表着一个物理页面，整个数组就代表着系统中的全部物理页面。

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/f89537434.html, 红联Linux论坛： https://www.sodocs.net/doc/f89537434.html,/bbs 红联Linux 论坛大全，所有致力点都体现在这 https://www.sodocs.net/doc/f89537434.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。

简析linux内核的内核执行流程图

简析linux核的执行流程 ----从bootsect.s到main.c（核版本0.11）Linux启动的第一阶段（从开机到main.c） 3个任务： A、启动BIOS，准备实模式下的中断向量表和中断服务程序。 B、从启动盘加载操作系统程序到存。 C、为执行32的main函数做过渡准备。 存变化如下： ①、0xFE000到0xFFFFF是BIOS启动块，其中上电后第一条指令在0xFFFF0。 ②、而后0x00000到0x003FF总共1KB存放中断向量表，而接下去的地址到0x004FF共256B存放BIOS数据，从0x0E05B 开始的约8KB的存中存放中断服务程序。 ③、利用BIOS中断0x19h把硬盘的第一扇区bootsect.s的代码加载到存中，即0x07c00处，后转到该处执行。 ④、将bootsect.s的代码复制到0x90000处。 ⑤、利用中断0x13h将setup.s程序加载到存0x90200处。 ⑥、再将剩余的约240个扇区的容加载到0x10000~0x2EFFF 处。 ⑦、开始转到setup.s处执行，第一件事就利用BIOS提供的中断服务程序从设备上获取核运行的所需系统数据并存在0x90000的地址处，这时将原来bootsect.s的代码覆盖得只剩2Byte的空间。

⑧、关中断并将系统代码复制到0x00000处，将原来放在这里的中断向量表与BIOS数据区覆盖掉，地址围是 0x00000~0x1EFFF。同时制作两表与两寄存器。 ⑨开地址线A20，寻址空间达到4GB，后对8259重新编程，改变中断号。 ⑩、转到head.s（大小是25K+184B）执行，执行该程序完后是这样的： 0x00000~0x04FFF:页目录与4个页表，每一项是4KB,共20KB；0x05000~0x05400:共1KB的空间是软盘缓冲区； 0x05401~0x054b8:共184B没用； 0x054b9~0x05cb8：共2KB的空间存中断描述符表； 0x05cb9~0x064b8：共2KB的空间存全局描述符表； 之后就是main函数的代码了！ 第二阶段、从main.c函数到系统准备完毕阶段。 第一步：创建进程0，并让进程0具备在32位保护模式下载主机中的运算能力。流程是： 复制根设备和硬盘参数表（main.c中的102、110、111行） 物理存规划格局（main.c的112行~126行，其中有 rd_init函数定义在kernel/ramdisk.c中，此函数用于虚拟盘初始化；而mem_init函数是用于存管理结构初始化，定义在mem/memory.c中，该函数页面使用

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

(完整版)linux内核技术

一、教学目的 SMP、多核系统、高性能浮点处理器和新型总线等创新技术，带动操作系统不断发展。本课程使硕士生了解linux的基本原理和结构特征，提高应用现代操作系统的水平、能开发特定的内核功能、设备驱动程序和复杂应用软件的能力。 二、教学内容与要求 1掌握处理器在进程地址空间上的三种运行位置，了解内核编程不能使用C库函数和FPU，以及可能产生内存故障、核心栈溢出和四种内核竞争情形的原因。（2学时）2熟悉进程描述符的组织，进程上下文和进程状态转换，和fork，exec，wait，exit，clone，linux线程和内核线程的实现原理和应用。了解COW和避免出现孤儿进程技术。 （4小时） 3介绍支持SMP的O(1)调度，用户和内核抢占和进程上下文切换，了解优先级复算，睡眠和唤醒机制，SMP的负载均衡。（4小时） 4掌握在x86体系结构上系统调用的具体实现原理，接口参数传递，用户地址空间和核心地址空间之间的数据传输，和增加新的系统功能的方法。（2小时）5熟悉在x86体系结构上Linux中断和异常的处理原理，中断注册、共享、控制，和中断上下文的意义，中断和设备驱动程序的关系，以及设备驱动程序结构和用户接口。 （4小时） 6中断处理程序被分解为top half和bottom half的原因，介绍linux的softirq，tasklet，ksoftirqd和work queue，分析进程与top half，bottom half的竞争情形和同步。（4小时）7掌握内核同步原理和方法：原子操作，自旋锁，（读—写）信号量，完成变量，bkl，seqlock和延迟内核抢占。了解指令“路障”。（4小时） 8介绍系统时钟和硬件定时器，单处理器和多处理器上的linux计时体系结构，定时的时间插补原理，单处理器和多处理器上的时钟中断处理，动态定时器的数据结构和算法原理，定时器竞争情形，延迟函数。Time，gettimeofday，adjtimex，setitimer，alarm 的实现原理和应用。（4小时） 9熟悉进程地址空间的区和页，分配和释放物理页，物理地址与逻辑地址、虚地址之间的映射，slub分配原理和方法，高端物理内存的映射。（4小时） 10介绍VFS原理，超级块，inode结构和方法，dentry结构和方法，file结构和方法，以及进程打开文件表，linux中的文件系统。（2小时） 11讲解块设备缓冲，bio结构，I/O请求队列，和有最终期限的块I/O调度算法。（２小时） 12熟悉进程地址空间的分区，mm_struct结构，vm_area_struct结构和操作，，进程的页表文件映射接口mmap原理和方法。（2小时） 13熟悉页cache和radix_tree，缓冲区cache，和pdflush内核线程原理。（2小时） 三、教学方式 教学方式：课堂讲授 考试方式：堂上考试、考查都采用笔试。

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。

《边学边干-Linux内核指导》学习笔记一

写在前面的话：刚毕业，找的工作是嵌入式开发，在学校自学了几年Windows平台下的C/C++开发，可现在工作是在Linux平台下，所以一切都要从头开始（当然语言基础还是有用的）。从操作系统应用开始学，再到开发，经过几个月的学习，现在基本能胜任工作。在这个几个月之中，自己感觉大学里面荒废了太多时间。在学校时，总是认为学的东西没用（我想大概现在很多在校的学生还是这么认为吧），到现在才感觉自己基本功不够扎实。所以，决定好好研究一下linux内核，一方面是为了对操作系统有更深层次的理解，另一方面在研究内核的同时，学习linux底层编程。我用的教材是浙江大学出版社《Linux内核情景分析》上下册还有就是现在看的这本。希望有相同兴趣的朋友多多交流。 第一章了解Linux内核 这一章是对Linux内核的总体概括，我把我学会以及自己在实践过程中的理解并且觉得比较容易用的到东西分别叙述如下： 一、重新编译内核 1. 首先要确认你系统里面是否有linux的源代码，在Linux安装的时候有选项是否安装源代码。如果你在安装时没有选，不用担心，你可以到https://www.sodocs.net/doc/f89537434.html,/pub/linux/kernel 去下载你的系统对应的内核源代码。 2. 下载以后当然是将源代码包解压到你所要放的目录下，书上用的是下面两个命令： #mv linux-2.4…. your directory #tar zxvf linux-2.4… 3．配置内核 配置内核的过程可以分为以下几步： a．清除目录下所有配置文件和先前生成核心时产生的中间文件，在你的源代码目录执行如下命令： #make mrproper 注意：Kernel HOWTO对上面这个命令是这样解释的： `make mrproper' 将会做更广泛的`清除' 工作．这个动作有时候是必须的，所以你可能会希望在每次修补的时候执行它．`make mrproper' 还会将你的配置文件杀掉，所以如果你认为它重要的话应该先做一备份(在.config)． b．对内核进行配置，有以下几种方法可供选择： #make config(基于文本的传统界面) #make menuconfig（基于文本的选单式配置界面，书中推荐的方式） #make xconfig（基于图形的配置界面） #make oldconfig（用于在原来配置的基础上作些小的修改） 注：我在我的机器上（redhat 9）执行make oldconfig这个命令的时候,系统根本没有让我配置内核，而是自动执行了配置，那我要怎么样用这个命令来配置内核呢，希望知道的朋友可以告诉我。在Kernel Howto中对这个命令的解释是： make oldconfig' 会尝试由一旧的配置文件来配置你的核心．它会为你执行`make config'。如果你还未曾编译过核心或没有旧的配置文件，那么你可能不该做这个，因为你几乎确定会更改缺省的配置。 c．对每一个配置项，用户有三种选择： “Y”——将该功能编译进内核； “N”——不将该功能编译进内核； “M”——将该功能编译成可以在需要时动态插入到内核中的模块。 d．编译内核和模块 接下来需要运行下面两条命令：

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

一文详解Linux内核的栈回溯与妙用

一文详解Linux内核的栈回溯与妙用 1 前言 说起linux内核的栈回溯功能，我想这对每个Linux内核或驱动开发人员来说，太常见了。如下演示的是linux内核崩溃的一个栈回溯打印，有了这个崩溃打印我们能很快定位到在内核哪个函数崩溃，大概在函数什么位置，大大简化了问题排查过程。 网上或多或少都能找到栈回溯的一些文章，但是讲的都并不完整，没有将内核栈回溯的功能用于实际的内核、应用程序调试，这是本篇文章的核心：尽可能引导读者将栈回溯的功能用于实际项目调试，栈回溯的功能很强大。 本文详细讲解了基于mips、arm架构linux内核栈回溯原理，通过不少例子，尽可能全面给读者展示各种栈回溯的原理，期望读者理解透彻栈回溯。在这个基础上，讲解笔者近几年项目开发过程中使用linux内核栈回溯功能的几处重点应用。 1 当内核某处陷入死循环，有时运行sysrq的内核线程栈回溯功能可以排查，但并不适用所用情况，笔者实际项目遇到过。最后是在系统定时钟中断函数，对死循环线程栈回溯20多级终于找到死循环的函数。 2 当应用程序段错误，内核捕捉到崩溃，对崩溃的应用空间进程/线程栈回溯，像内核栈回溯一样，打印应用段错误进程/线程的层层函数调用关系。虽然运用core文件分析或者gdb也很简便排查应用崩溃问题，但是对于不容易复现、测试部偶先的、客户现场偶先的，这二者就很难发挥作用。还有就是如果崩溃发生在C库中，CPU的pc和lr(arm架构)寄存器指向的函数指令在C库的用户空间，很难找到应用的代码哪里调用了C库的函数。arm架构网上能找到应用层栈回溯的例子，但是编译较麻烦，代码并不容易理解，况且mips能在应用层实现吗？还是在内核实现应用程序栈回溯比较方便。 3 应用程序发生double free，运用内核的栈回溯功能，找到应用代码哪里发生了double free。double free是C库层发现并截获该事件，然后向当前进程/线程发送SIGABRT进程终止信号，后续就是内核强制清理该进程/线程。double free比应用程序段错误更麻烦，后

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。

(完整版)Linux内核实验报告——实验4

Linux内核实验报告 实验题目：动态模块设计实验 实验目的： Linux 模块是一些可以独立于内核单独编译的内核函数和数据类型集合,是可增删的 内核部分。模块在内核启动时装载称为静态装载,在内核已经运行时装载称为动态装载。 模块可以扩充内核所期望的任何功能,但通常用于实现设备驱动程序。 通过本实验，将学习到动态模块的设计过程，以及Proc文件系统的部分知识。 硬件环境： Pentium(R) Dual-Core CPU T4400 @ 2.20GHz 软件环境： Ubuntu12.04 gcc version 4.6.3 (Ubuntu/Linaro 4.6.3-1ubuntu5)

内核版本：3.0.24 实验步骤： 1、代码分析 模块初始化和模块卸载的函数都类同，同时读取proc文件的函数在本次实验中没有用到，所以着重描述写驱动函数。 实验A： 在这个proc函数中只是简单得输出jiffies的数值。 实验B：遍历父进程和所有进程，依然是在proc_read中，通过以下代码片段完成功能，注意在这里，我们是通过直接向系统分配的那一个page直接写入来得到的，所以每次不同的进程访问该proc文件的时候得到的结果都不一样 遍历父进程： len += sprintf(page+len,"遍历父进程\npid\tppid\tcomm\n"); while (task != &init_task){ len += sprintf(page + len,"%d\t%d\t[%s]\n",task->pid,task->parent->pid,task->comm); task = task->parent; } 遍历所有进程，通过for_each_process(task)这个宏来遍历所有进程：