《Linux内核原理与分析》
视频学习及实验操作
Linux内核源代码
视频中提到了三个我们要重点专注的目录下的代码，一个是arch目录下的x86，支持不同cpu体系架构的源代码；第二个是init目录下的main.c，是整个linux内核启动的起点，不过这里面不是main()函数，而是start_kernel，start_kernel函数相当于普通c程序的main函数，linux内核的核心代码在kernel目录中；最后是kernel 下进程调度相关的代码。
构造一个简单的Linux系统MenuOS
使用实验楼的虚拟机打开shell，输入命令,启动MenuOS系统：
cd LinuxKernel/
qemu -kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.img
内核启动完成后进入menu程序，在qemu窗口下输入help,发现这个系统支持三个命令：help、version、quit：
使用gdb跟踪调试Linux内核的方法
qemu -kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.img -s -S
关于-S -s选项的说明：
-S freeze CPU at startup (use ’c’ to start execution)
表示CPU开始初始化之前将其冻结，目的是阻止cpu执行接下来的指令
-s shorthand for -gdb tcp::1234
在tcp1234窗口上创建一个gdbserver作为通讯；若不想使用1234端口，则可以使用-gdb tcp:xxxx来取代-s选项
使用-S 之后，系统开始启动，qemu显示stopped，表示cpu已被冻结。
再打开另一个shell窗口，右键-水平分割，启动gdb来跟踪调试。输入：
file linux-3.18.6/vmlinux
target remote:1234
通过刚刚设置的端口号建立gdb和gdbserver之间的连接，我理解的是将下面这个窗口和上面冻结的窗口建立联系。接下来通过break设置断点，现在在内核启动的起点start_kernel函数处设置一个断点：
break start_kernel
我们可以通过按c，让冻结的qemu上的linux继续运行，此时发现，系统运行了一些命令在breakpoint1 start_kernel处停下了，说明断点设置有效。
同理可以设置第二个第三个断点，按c继续执行。
简单分析start_kernel
start_kernel在init目录下的main.c，整个start_kernel，就完成调用一系列的初始化函数，完成内核本身的设置：设置与体系结构相关的环境、进程调度器初始化、内存初始化等各种初始化。在Start_kernel函数的最后调用了rest_init()函数，在rest_init中建立了init线程，并在最后调用cpu_idle()函数。
对于视频中讲述的道生一，一生二，二生三，三生万物，我不是特别理解。从网上查了一下PID 0(idle), 1(init), 2(kthreadd)3个进程，有了大概的认识：
（1）init_task(0号进程的前世)在创建了init进程后，就变成了idle进程（0号进程的今生），执行一次调度后，切换当前进程到init；
（2）kernel_init(1号内核线程)执行内核的部分初始化工作及进行系统配置，变成了init用户进程；
（3）init_task(0号进程)又创建了Kthreadd内核线程(2号进程)，它的任务是管理和调度其他内核线程kernel_thread, 会循环执行一个kthread的函数
教材第四章 进程调度
进程调度程序，是确保进程能有效工作的内核子系统。本章介绍了调度程序设计的基础和完全公平调度程序如何运用、如何设计、如何实现以及与它相关的系统调用。
4.1 多任务
多任务操作系统就是能同时并发地交互执行多个进程的操作系统。无论单处理器或者多处理器及其上，多任务操作系统都能使多个进程处于堵塞或者睡眠状态。
多任务系统划分为两类：非抢占式多任务和抢占式多任务。由调度程序决定什么时候停止一个进程的运行，以便其他进程能得到执行机会，这个强制的挂起动作叫抢占；相反，在非抢占式多任务模式下，除非进程自己主动停止运行，否则会一直执行下去，这个主动的挂起动作叫让步。 进程在被抢占之前能够运行的时间是预先设置好的，叫进程的时间片。
4.2 Linux的进程调度
O（1）调度器：对于大服务器的工作负载很理想，但缺少交互进程。
完全公平调度算法（CFS）:“RSDL”,吸取了队列理论，将公平调度的概念引入Linux调度程序。
4.3 策略
策略决定调度程序在何时让什么进程运行，负责优化使用处理器时间。
4.3.1 I/O消耗型和处理器消耗型的进程
I/O消耗型：进程的大部分时间用来提交I/O请求或者等待I/O请求，经常处于可运行状态但是运行时间很短，等待更多的请求时最后总会阻塞。
处理器消耗型：把时间大多用在执行代码上，除非被抢占，否则通常都会不停运行。对于这类处理器消耗型的进程，调度策略通常会降低它们的调度频率，而延长其运行时间。
调度策略通常要在两个矛盾的目标中间寻找平衡：
·进程响应迅速（响应时间短）；
·最大系统利用率（高吞吐量）
4.3.2 进程优先级
调度算法最基本的是基于优先级的调度，根据进程的价值和其对处理器时间的需求来对进程分级。通常按照优先级高低来运行，相同优先级的进程按轮转方式进行调度。
·nice值：
范围[-20,19]，默认值为0；
nice值越大，优先级越低；
Linux系统中nice值代表时间片的比例；
ps-el命令查看系统中进程列表，NI列为nice值。
·实时优先级：
默认范围[0,99]，值可以配置，；
值越高，优先级越高；
任何实时进程的优先级都高于普通的进程。
通过命令：
ps-eo state,uid,pid,ppid,rtprio,time,comm
查看到你系统中的进程列表，进程列表“-”说明它不是实时进程。
4.3.3 时间片
时间片是一个数值，是进程在被抢占前所能持续运行的时间。I/O消耗型不需要很长的时间片，而处理器消耗型的进程则希望越长越好。
Linux系统是抢占式的，是否要抢占当前进程，是完全由进程优先级和是否有时间片决定的。
CFS调度器：其抢占时机取决于新的可运行程序消耗了多少处理器使用比。
Linux调度算法
4.4.1 调度器
Linux调度器以模块方式提供，允许多种不同的可动态添加的调度算法并存，调度属于自己范畴的进程。每个调度器有一个优先级，会按照优先级顺序遍历调度类，选择优先级最高的调度器类。
完全公平调度CFS是一个针对普通进程的调度类。
4.4.3 公平调度
CFS做法允许每个进程运行一段时间、循环轮转、选择运行最少的进程作为下一个运行进程，不再给每个进程分配时间片。在所有可运行进程总数基础上计算出一个进程应该运行多久。nice值作为进程获得的处理器运行比的权重。
4.5 Linux调度的实现
CFS调度算法实现的四个组成部分：
（一）时间记账
（二）进程选择
（三）调度器入口
（四）睡眠和唤醒
（一）时间记账
所有的调度器都必须对进程运行时间做记账。CFS不再有时间片的概念，但要使用调度器实体结构（定义在文件<linux/sched>的struct_sched_entity中）来追踪记账，进程描述符中的se变量。
CFS使用vruntime变量来记录一个程序到底运行了多长时间以及它还应该再运行多久，定义在kernel/sched_fair.c文件中的update_curr()函数实现了该记账功能，update_curr()计算了当前进程的执行时间，并且将其存放在变量delta_exec中。
_update_curr(cfs_rq, curr, delta_exec)
update_curr()是由系统定时器周期性调用的，根据这种方式，vruntime可以准确地测量给定进程的运行时间。
（二）进程选择
CFS调度算法的核心是选择具有最小vruntime的任务，CFS使用rbtree来组织可运行进程队列，并利用其迅速找到最小vruntime值的进程。rbtree是一个自平衡二叉搜索树，是一种以树节点形式存储的数据，这些数据会对应一个键值，可以通过这些键值来快速检索节点上的数据，而且检索速度与整个树的节点规模成指数比关系。
挑战下一个任务：CFS运行rbtree树中最左边叶子节点所代表的那个进程。实现这一函数是__pick_next_entity()：
这个函数不会遍历树找到最左叶子节点，该值缓存在rb_leftmost字段中，
函数返回值就是CFS选择的下一个运行进程。
如果返回NULL，表示树空，没有可运行进程，这时选择idle任务运行。
向树中加入进程：发生在进程被唤醒或者通过fork调用第一次创建进程时：
函数enqueue_entity()：更新运行时间和其他一些统计数据，然后调用__enqueue_entity()；
函数__enqueue_entity()：进行繁重的插入工作，把数据项真正插入到rbtree中：
（把一个调度实体插入到rbrtree中）
static void _enqueue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
从树中删除进程：删除动作发生在进程堵塞或终止时。和给红黑树添加进程一样，实际工作由辅助函数dequeue_entity()和__dequeue_entity()完成。
（三）调度器入口
进程调度的主要入口点函数是schedule()：
schedule()函数会调用pick_next_task()；
pick_next_task()会以优先级为序依次检查每一个调度类，并且选择最高优先级的进程；
pick_next_task()会返回指向下一个可运行进程的指针，没有时返回NULL;
pick_next_task()函数实现会调用pick_next_entity();
pick_next_entity()会调用__pick_next_entity()
（四）睡眠和唤醒
睡眠: 进程把自己标记成休眠状态，从可执行rbtree中移出，放入等待队列，然后调用schedule()选择和执行一个其他进程；
进程通过执行以下几个步骤将自己加入到一个等待队列中：
1)调用宏DEFINE_WAIT()创建一个等待队列的选项。
2)调用add _ wait _ queue()把自己加入队列中。
3)调用prepare _ to _ wait()方法将进程的状态变更为TASK _ INTERRUPTIBLE或TASK _ UNINTERRUPTIBLE（休眠）。
4)如果状态被设置成TASK_INTERRUPTIBLE，则信号唤醒进程。（伪唤醒：唤醒不是因为事件的发生。）
5)当进程被唤醒的时候，会再次检查条件是否为真，真则退出循环，否则再次调用schedule()并且一直重复这步动作。
6当条件满足后，进程将自己设置为TASK _ RUNNING并调用finish _ wait()方法把自己移出等待序列。函数inotify _ read()：负责从通知文件描述符中读取信息。
唤醒：进程被设置为可执行状态，然后再从等待队列中移到可执行rbtree中。
4.6 抢占和上下文切换
上下文切换由context _ switch()函数负责，每当一个新进程被选出准备投入运行时，schedule()会调用context _ switch()。
它完成了两项基本工作：
·调用switch_mm()，该函数负责把虚拟内存从上一个进程映射到新进程中。
·调用switch _ to()，该函数负责从上一个进程的处理器状态切换到新进程的处理器状态。
这包括保存、恢复栈信息和寄存器信息，还有其他任何与体系结构相关的状态信息，都必须以每个进程为对象进行管理和保存。
抢占分为用户抢占和内核抢占。用户抢占都用到need_resched，会导致schedule（）被调用，切换到新进程；而内核抢占，受Linux完整的支持，即调度程序没有办法在一个内核级的任务正在执行的时候重新调度。
内核的抢占：
1、为每个进程的thread _ info中引入preempt _ count计数器，初值为0，使用锁+1，释放锁-1，数值为0时，内核可执行抢占。
2、从中断返回内核空间时，先检查need_resched标志，如果被设置表示需要被调度，然后检查preempt_count计数器，如果为0，表示可以被抢占，这时调用调度程序。否则，内核直接从中断返回当前执行进程。
3、当前进程持有的锁全部被释放，这时preempt_count重新为0，释放锁的代码会检查need_resched是否被设置，如果是就调用调度程序。
4、如果内核中的进程被阻塞了，或它显式地调用了schedule()，内核抢占也会显式地发生。
4.7 实时调度策略
Linux提供了两种实时调度策略：SCHED _ FIFO和SCHED _ RR：
SCHED _ FIFO是一种先入先出的调度算法，不使用时间片，该进程一旦处于可执行状态，就会一直执行，直到受阻或显示释放处理器；
SCHED _ RR是带有时间片的实时轮流调度算法，该进程在耗尽实现分配给它的时间后就不再继续执行。
优先级范围
实时：0~[MAX _ RT _ PRIO-1]
默认MAX _ RT _ PRIO=100，所以默认实时优先级范围为[0,99]
SCHED _ NORMAL:[MAX _ RT _ PRIO]~[MAX _ RT _ PRIO+40]。
默认情况下，nice值从-20到+19对应的是从100到139的实时优先级范围。
4.8与调度相关的系统应用
放弃处理器时间：
sched_yield() 让进程显式地将处理器时间让给其他等待执行进程。普通进程移到过期队列中，实时进程移到优先级队列最后。
内核先调用yield，确定给定进程确实处于可执行状态，然后调用sched _ yield()。
用户空间可以直接调用sched _ yield()。
教材第六章 内核数据结构
对于数据结构的知识，之前大学本科没有接触过，结合教材和网上资料，谈谈自己的认识。内核数据结构贯穿于整个内核代码中，利用这4个基本的数据结构，可以在编写内核代码时节约大量时间。
本章主要讲述了数据结构中最有用的四个：
*链表
*队列
*映射
*二叉树
链表
通过对比内核链表和传统链表，可以发现，内核链表更好的解决了传统链表不好共通化的问题：
（1）在传统双向链表中，每个节点(node)除了包含2个指针(pre,next)，还包含必要的数据，这些数据存在每个节点中，最大的缺点就是不好共通化；
（2）linux的链表不是将用户数据保存在链表节点中，而是将链表节点保存在用户数据中。
linux的链表节点只有2个指针(pre和next)，这样的话，链表的节点将独立于用户数据之外，便于实现链表的共同操作。
队列
内核中的队列是以字节形式保存数据的，所以获取数据的时候，需要知道数据的大小。Linux内核通用队列实现成为kfifo,它实现在kernel/kfifo.c中，内核中关于队列定义的头文件位于：<linux/kfifo.h> include/linux/kfifo.h。kfifo提供两个主要操作：enqueue（入队列）和dequeue（出队列）,kfifo对象维护了两个偏移量：入口偏移和出口偏移两个偏移量。
内核队列编程需要注意的是：
1、队列在初始化时，size始终设定为2的n次幂
2、使用队列之前将队列结构体中的锁(spinlock)释放
映射
Linux内核提供了简单、有效的映射数据结构，有点想像他语言(C#或者python)中的字典类型，每个唯一的UID对应到一个指针。映射的使用需要注意的是，给自定义的数据结构申请一个id的时候，不能直接申请id，先要分配id(函数idr_pre_get)，分配成功后，在获取一个id(函数idr_get_new)。
红黑树
红黑树或许遵循起来比较简单，但一系列规则看起来比较复杂，其插入，删除性能也还不错。红黑树中最长的路径就是红黑交替的路径，最短的路径是全黑节点的路径，再加上根节点和叶子节点都是黑色，
从而可以保证红黑树中最长路径的长度不会超过最短路径的2倍。内核中关于红黑树定义的头文件位于：<linux/rbtree.h> include/linux/rbtree.h
头文件中定义的函数的实现位于：
lib/rbtree.c
之前没有学过数据结构，教材中的代码我不是很看得懂，网上搜到一些资料，对于红黑树的定义和宏定义，有了一定的认识。
参考博客：内核数据结构(红黑树)
总结：
本章学习内核数据结构第一次接触，速度有点慢，尤其红黑树，宏定义这些理解起来比较慢，花费时间比较长，要加强数据结构的学习。
问题与反思：
1、在另一个shell中输入命令
target_remote:1234
为什么会出现连接超时？因为在上一个gdb中，生成的冻结窗口被自己关闭了，要重新-s -S打开 qemu（stopped）冻结窗口，重新输入命令，设置断点，继续执行。
2、TASK_INTERRUPTIBLE接受到一个信号，会被提前唤醒并响应该信号，和TASK_RUNNING的关系区别？
TASK_INTERRUPTIBLE接受信号，提前唤醒但并不执行，其任务是不可行的；而TASK_RUNNING接收到信号，任务是可行的，再调用active_task()把任务加到运行队列。