Linux内核子系统---内存管理子系统、进程管理子系统

Linux内核子系统

Linux内核子系统的结构在前面的博客中提到过：

本次文章介绍其中的两个主要部分：内存管理子系统 和 进程管理子系统。

Linux内存管理子系统

内存管理子系统模型图：

内存管理子系统的职能：
1、虚拟内存地址与物理内存地址之间的映射
2、物理内存的分配

地址映射管理 模型图：

若系统为32位系统，则对应的虚拟内存的大小为4G

地址映射管理包括两部分：
1、虚拟内存空间分布
2、虚拟地址转化为物理地址

虚拟内存的空间分布：
（地址：0G-3G）用户空间，运行应用程序
（地址：3G-4G）内核空间
内核空间包括：
1、3G – 3G+896MB 直接映射区
2、vmalloc区
3、永久映射区
4、固定映射区

虚拟地址转化为物理地址

上面讲到的用户空间的四个部分在映射到物理地址时有一定的区别：
1、直接映射区：物理内存中896M以下的位置称为低端内存，以上的区域称为高端内存，在直接映射区中，若虚拟地址为：3G+128，则物理地址就是128。直接映射区虚拟地址=3G+物理地址。
2、vmalloc区：即可访问低端物理地址，也可访问高端地址，没有线性的映射特性。
3、永久映射区：固定用来访问高端物理内存区域。
4、固定映射区：与特殊的寄存器建立映射关系。

物理内存的分配
Linux使用虚拟内存，因此程序中分配的都是虚拟地址，只有访问虚拟地址时，才会为其分配物理内存。
当获取到虚拟地址时，并不会为其分配物理内存。
当调用malloc函数时，只是分配了一个虚拟地址，当向其中写入数据时才会分配物理内存。

当使用 kmalloc 函数时，不仅为其分配虚拟地址，同时还会为其分配物理内存地址。

Linux进程管理子系统

进程与程序：
程序：
存放在磁盘上的一系列代码和数据的可执行映像，是一个静止的实体。
进程：
是一个执行中的程序，它是动态的实体。

进程四要素：
1、有一段程序供其执行。这段程序不一定是某个进程所专有，可以与其他进程共用。
2、有进程专用的内核空间堆栈。
3、在内核中有一个task_struct数据结构，即通常所说的“进程控制块”。有了这个数据结构，进程才能成为内核调度的一个基本单位接受内核的调度。
4、有独立的用户空间。

Linux进程状态：（此处比一般的三种状态更详细）
1、TASK_RUNNING
进程正在被CPU执行，或者已经准备就绪，随时可以执行。当一个进程刚被创建时，就处于TASK_RUNNING状态。

2、TASK_INTERRUPTIBLE
处于等待中的进程，待等待条件为真时被唤醒，也可以被信号或者中断唤醒。

3、TASK_UNINTERRUPTIBLE
处于等待中的进程，待资源有效时唤醒，但不可以由其它进程通过信号(signal)或中断唤醒。

4、TASK_KILLABLE
Linux2.6.25新引入的进程睡眠状态，原理类似于TASK_UNINTERRUPTIBLE，但是可以被致命信号(SIGKILL) 唤醒。

5、TASK_TRACED
正处于被调试状态的进程。

6、TASK_DEAD
进程退出时(调用do_exit)，所处的状态。

Linux进程描述：
在Linux内核代码中，线程、进程都使用结构 task_struct (sched.h) 来表示，它包含了大量描述进程/线程的信息，其中比较重要的有：

pid_t pid; //进程号
long state; //进程状态
int prio; //进程优先级

什么是进程调度
从就绪的进程中选出最适合的一个来执行。
进程调度涉及到的内容：
1、调度策略
2、调度时机
3、调度步骤

调度策略：
SCHED_ NORMAL(SCHED_OTHER)：普通的分时进程。
SCHED_FIFO：先入先出的实时进程。
SCHED_RR：时间片轮转的实时进程。
SCHED_BATCH：批处理进程。
SCHED_IDLE：只在系统空闲时才能够被调度执行的进程。

调度时机：
即schedule()函数什么时候被调用。

主动式调度：
在内核中直接调用schedule()。当进程需要等待资源等而暂时停止运行时，会把自己的状态置于挂起（睡眠），并主动请求调度，让出CPU。
范例：
1、current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
2、schedule();

被动式调度：
被动式调度又名：抢占式调度。分为：用户态抢占(Linux2.4、Linux2.6)和内核态抢占(Linux2.6)。

用户态抢占：
用户抢占发生在：
1、从系统调用返回用户空间。
2、从中断处理程序返回用户空间。

内核即将返回用户空间的时候，如果need_resched标志被设置，会导致schedule()被调用，即发生用户抢占。

• 当某个进程耗尽它的时间片时，会设置need_resched标志。
• 当一个优先级更高的进程进入可执行状态的时候，也会设置need_resched标志。

用户态抢占缺陷：
进程/线程一旦运行到内核态，就可以一直执行，直到它主动放弃或时间片耗尽为止。这样会导致一些非常紧急的进程或线程将长时间得不到运行，降低整个系统的实时性。

改进方式：
允许系统在内核态也支持抢占，更高优先级的进程/线程可以抢占正在内核态运行的低优先级进程/线程。

内核态抢占：
内核抢占可能发生在：
1、中断处理程序完成，返回内核空间之前。
2、当内核代码再一次具有可抢占性的时候，如解锁及使能软中断等。

在支持内核抢占的系统中，某些特例下是不允许抢占的：
1、内核正在运行中断处理。
2、内核正在进行中断上下文的Bottom Half（中断的底半部）处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。
3、进程正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等，当持有这些锁时，不应该被抢占，否则由于抢占将可能导致其他进程长期得不到锁，而让系统处于死锁状态。
4、内核正在执行调度程序Scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。

抢占计数：
为保证Linux内核在以上情况下不会被抢占，抢占式内核使用了一个变量preempt_ count，称为内核抢占计数。这一变量被设置在进程的thread_ info结构中。每当内核要进入以上几种状态时，变量preempt_ count就加1，指示内核不允许抢占。每当内核从以上几种状态退出时，变量preempt_count就减1，同时进行可抢占的判断与调度。

调度步骤
Schedule函数工作流程如下：
1、清理当前运行中的进程；
2、选择下一个要运行的进程；
3、设置新进程的运行环境；
4、进程上下文切换 。