Linux系统——架构浅析

导语：掐指一算自己从研究生开始投入到Linux的海洋也有几年的时间，即便如此依然对其各种功能模块一知半解。无数次看了Linux内核的技术文章后一头雾水，为了更系统地更有方法的学Linux，特此记录。

历史

1991年，还在芬兰赫尔辛基大学上学的Linus Torvalds在自己的Intel 386计算机上开发了属于他自己的第一个程序，并利用Internet发布了他开发的源代码，将其命名为Linux，从而创建了Linux操作系统，并在同年公开了Linux的代码，从而开启了一个伟大的时代。在之后的将近30年的时间里，越来越多的工程师投入到Linux，帮助不断完善Linux的功能。现在的Linux系统架构凭借优秀的分层和模块化的设计，融合了大量的设备和不同的物理架构。

写这篇文章，也是对Linux系统的一个非常简单的介绍，主要讲解Linux的进程调度、内存管理、设备驱动、文件系统、网络模块。

Linux内核架构图

上图就是Linux内核的架构图，从硬件层--->操作系统内核--->应用层，这套系统架构的设计应用于各类软硬件结合的系统上，比如物联网系统，单片机系统、机器人等领域。

进程调度

进程在Linux系统中称为process或task。操作系统中进程的数据结构包含很多元素，诸如：地址空间、进程优先级、进程状态、信号量、占用的文件等，往往用链表链接。

CPU在每个系统滴答（Tick）中断产生的时候检查就绪队列里边的进程（遍历链表中的进程结构体），如有符合调度算法的新进程需要切换，保存当前运行的进程的信息（包括栈、地址等）后挂起当前进程，然后运行新的进程，这就是进程调度。

CPU调度的基本依据是进程的优先级。调度的终极目标是让高优先级的进程能及时得到CPU的资源，低优先级的任务也能公平的分配到CPU资源。不过因为保存当前进程的信息所以进程的切换本身是有成本的，调度算法同样需要考虑效率。

在早期Linux内核中，就是采用轮询算法来实现的，内核在就绪的进程队列中选择高优先级的进程执行，每次运行相等时间，该算法简单直观，但仍然会导致一些低优先级的进程长时间不能执行。为了提高调度的公平性，在后来Linux内核（2.6）中，引入了CFS调度器算法。

CFS引入虚拟运行时间的概念，虚拟运行时间用task_struct->se.vruntime表示，通过它来记录和度量进程应该获得的CPU运行时间。在理想的调度情况下，任何时候所有的进程都应该有相同的task_struct->se.vruntime值。因为每个进程都是并发执行，没有进程会超过理想状态下应该占有的CPU时间。CFS选择需要运行的进程的逻辑基于task_struct->se.vruntime值，它总是选择task_struct->se.vruntime值最小的进程来运行（为了公平）。

CFS使用基于时间排序的红黑树来为将来进程的执行时间线。所有的进程按task_struct->se.vruntime关键字排序。CFS从树中选择最左边的任务执行。随着系统运行，执行过的进程会被放到树的右侧，逐步让每个任务都有机会成为最左边的进程，从而让每个进程都能获取CPU资源。

总的来说，CFS算法首先选一个进程，当进程切换时，该进程使用的CPU时间会加到该进程task_struct->se.vruntime里，当task_struct->se.vruntime的值逐渐增大到别的进程变成了红黑树最左边的进程时，最左边的进程被选中执行，当前的进程被抢占。

内存管理

内存，一种硬件设备，操作系统对其寻址，找到对应的内存单元，然后对其操作。CPU的字节长度决定了最大的可寻址空间，32位机器最大寻址空间是4G Bytes，64位机器最大寻址空间是2^64 Bytes。

最大寻址空间和物理内存大小无关，称之为虚拟地址空间。Linux内核把虚拟地址空间分为内核空间和用户空间。每个用户进程的虚拟地址空间范围是0_{TASK_SIZE。从TASK_SIZE}2^32或264的区域保留给内核，不能被用户进程访问。

虚拟地址空间与物理内存的映射

绝大多数情况下，虚拟地址空间比实际物理内存大，操作系统需要考虑如何将实际可用的物理内存映射到虚拟地址空间。

Linux内核采用页表（page table）将虚拟地址映射到物理地址。虚拟地址和进程使用的用户&内核地址有关，物理地址用来寻址实际使用的内存。

示例图

上图所示，A和B进程的虚拟地址空间被分为大小相等的等份，称为页（page）。物理内存同样被分割为大小相等的页（page frame）。

进程A第1个内存页映射到物理内存(RAM)的第4页；进程B第1个内存页映射到物理内存第5页。进程A第5个内存页和进程B第1个内存页都映射到物理内存的第5页(内核可决定哪些内存空间被不同进程共享)。页表将虚拟地址空间映射到物理地址空间。

文件系统

Linux的核心理念：everything is file。Linux系统存在很多文件系统，比如EXT2，EXT3，EXT4，rootfs，proc等等，每一种文件系统都是独立的，有自己的组织方式、操作方法。

为了支持不同的文件系统，内核在用户态和文件系统之间包含了一层虚拟文件系统（Virtual File System）。大多数内核提供的函数都能通过VFS定义的接口来访问。例如内核的子系统：字符设备、块设备，管道，socket等。另外，用于操作字符和块设备的文件是在/dev目录下真实文件，当读写操作执行的时候，其会被对应的驱动程序创建。

VFS结构图

Linux的虚拟文件系统四大对象：

super block（超级块）
inode（节点）
dentry（目录）
block（具体的数据块）

super block

代表一个具体的已经安装的文件系统，包含文件系统的类型、大小、状态等等。

inode

代表一个具体的文件，在Linux文件管理中，一个文件除了自身的数据外，还有一个附属信息，即文件的元数据（metadata），这个元数据用于记录文件的许多信息比如文件大小、创建人、创建时间等，这个元数据就包含在inode中。

inode是文件从抽象--->具体的关键。inode存储了一些指针，这些指针指向存储设备的一些数据块，文件的内容就存储在这些数据块中。Linux想打开一个文件时，只需要找到文件对应的inode，然后沿着指针，将所有的数据块攒起来，就可以在内存中组成一个文件的数据了。

inode 结构

inode并不是组织文件的唯一方式，最简单的组织文件的方式，是把文件依次顺序的放入存储设备，但如果有删除操作的话，删除造成的空余空间夹杂在正常文件之间，很难利用和管理；复杂方式可以用来链表来做，每个数据块有个指针，指向属于同一文件的下一个数据块，这样的好处是可以利用零散的空余空间，坏处是对文件的操作必须按照线性方式进行，如果随机读取就必须要遍历链表，直到目标位置。由于这一遍历不是在内存进行，所以速度很慢。

inode既可以充分利用空间，在内存占据空间不与存储设备相关，解决了上面的问题。但inode也有自己的问题。每个inode能够存储的数据块指针总数是固定的。如果一个文件需要的数据块超过这一总数，inode需要额外的空间来存储多出来的指针。

dentry

代表一个目录项，是路径的一部分，比如一个路径/home/jackycao/hello.txt，那么目录项就有home、jackycao、hello.txt。

block

代表具体的数据，一个文件由分散的多个block组成，组织的方式由inode来指向。

设备驱动

与外设的交互，说白了就是输入（input）、操作（operate）、输出（ouput）的操作。

内核需要完成三件事情：

针对不同的设备类型实现不同的方法来寻址硬件。
必须为用户空间提供操作不同硬件设备的方法，且需要一个统一的机制来确保尽量有限的编程工作。
让用户空间知道在内核中有哪些设备。

设备通信图

内核访问外设主要有两种方式：I/O端口和I/O内存映射。具体不展开介绍了。

内核动态接收外设发来的请求（数据）主要通过两种方式：轮询和中断。

轮询：周期性的访问查询设备是否有数据，如果有，便获取数据。这种方法比较浪费CPU资源。

中断：核心思想是外设有请求时主动通知CPU，中断的优先级最高，会中断CPU的当前进程运行，每个CPU都提供了中断线，每个中断由唯一的中断号识别，内核为每个应用的中断提供一个中断处理方法。当有数据已准备好可以给内核或者间接被一个应用程序使用的时候，外设出发一个中断。使用中断确保系统只有在外设需要处理器介入的时候才会通知CPU，提高了效率。

PS：块和扇区的概念：块是一个指定大小的字节序列，用于保存在内核和设备间传输的数据，块的大小可以被设置，默认是4096 bytes，扇区是存储设备操作的最小单元，默认是512 Bytes，块是一段连续的扇区。