Linux 系统内核设计与实现》,第 1 章 - Linux 内核简介
第一章是一些linux的基本概念和历史的介绍,笔者这里就不寻章摘句了,主要挑一些重要的概念记录。
1.1 Unix的历史
下面的几个特点是使Unix强大的根本原因。
首先,Unix很简洁:不像其他动辄提供数千个系统调用并且设计目的不明确的系统,Unix仅仅提供几百个系统调用并且有一个非常明确的设计目的。
第二,在Unix 中,所有的东西都被当做文件对待。这种抽象使对数据和对设备的操作是通过一套相同的系统调用接口来进行的:open()、read()、write()、Ilseek()和close()。
第三,Unix的内核和相关的系统工具软件是用C语言编写而成——正是这个特点使得Unix在各种硬件体系架构面前都具备令人惊异的移植能力,并且使广大的开发人员很容易就能接受它。
第四,Unix 的进程创建非常迅速,并且有一个非常独特的fork()系统调用。
最后,Unix提供了一套非常简单但又很稳定的进程间通信元语,快速简洁的进程创建过程使Unix的程序把目标放在一次执行保质保量地完成一个任务上,而简单稳定的进程间通信机制又可以保证
这些单一目的的简单程序可以方便地组合在一起,去解决现实中变得越来越复杂的任务。正是由于这种策略和机制分离的设计理念,确保了Unix系统具备清晰的层次化结构。
1.3 操作系统和内核简介
内核有时候被称作是管理者或者是操作系统核心。通常一个内核由负责响应中断的中断服务程序,负责管理多个进程从而分享处理器时间的调度程序,负责管理进程地址空间的内存管理程序和网络、进程间通信等系统服务程序共同组成。对于提供保护机制的现代系统来说,内核独立于普通应用程序,它一般处于系统态,拥有受保护的内存空间和访问硬件设备的所有权限。这种系统态和被保护起来的内存空间,统称为内核空间。相对的,应用程序在用户空间执行。它们只能看到允许它们使用的部分系统资源,并且只使用某些特定的系统功能,不能直接访问硬件,也不能访问内核划给别人的内存范围,还有其他一些使用限制。当内核运行的时候,系统以内核态进入内核空间执行。而执行一个普通用户程序时,系统将以用户态进入以用户空间执行。
在系统中运行的应用程序通过系统调用来与内核通信。当一个应用程序执行一条系统调用,我们说内核正在代其执行。如果进一步解释,在这种情况下,应用程序被称为通过系统调用在内核空间运行,而内核被称为运行于进程上下文中。这种交互关系——应用程序通过系统调用界面陷入内核——是应用程序完成其工作的基本行为方式。
内核还要负责管理系统的硬件设备。现有的几乎所有的体系结构,包括全部Linux支持的体系结构,都提供了中断机制。当硬件设备想和系统通信的时候,它首先要发出一个异步的中断信号去打断处理器的执行,继而打断内核的执行。中断通常对应着一个中断号,内核通过这个中断号查找相应的中断服务程序,并调用这个程序响应和处理中断。 举个例子,当你敲击键盘的时候,键盘控制器发送一个中断信号告知系统,键盘缓冲区有数据到来。内核注意到这个中断对应的中断号,调用相应的中断服务程序。该服务程序处理键盘数据然后通知键盘控制器可以继续输入数据了。为了保证同步,内核可以停用中止——既可以停止所有的中断也可以有选择地停止某个中断号对应的中断。许多操作系统的中断服务程序,包括Linux的,都不在进程上下文中执行。它们在一个与所有进程都无关的、专门的中断上下文中运行。之所以存在这样一个专门的执行环境,就是为了保证中断服务程序能够在第一时间响应和处理中断请求,然后快速地退出。
这些上下文代表着内核活动的范围。实际上我们可以将每个处理器在任何指定时间点上的活动必然概括为下列三者之一:
- 运行于用户空间,执行用户进程。
- 运行于内核空间,处于进程上下文,代表某个特定的进程执行。
- 运行于内核空间,处于中断上下文,与任何进程无关,处理某个特定的中断。
以上所列几乎包括所有情况,即使边边角角的情况也不例外,例如,当CPU空闲时,内核就运行一个空进程,处于进程上下文,但运行于内核空间。
1.4 linux内核与传统unix内核的比较
操作系统内核可以分为两大阵营:单内核和微内核(第三阵营是外内核,主要用在科研系统中)。
单内核是两大阵营中一种较为简单的设计,在1980年之前,所有的内核都设计成单内核。所谓单内核就是把它从整体上作为一个单独的大过程来实现,同时也运行在一个单独的地址空间上。因此,这样的内核通常以单个静态二进制文件的形式存放于磁盘中。所有内核服务都在这样的一个大内核地址空间上运行。内核之间的通信是微不足道的,因为大家都运行在内核态,并身处同一地址空间:内核可以直接调用函数,这与用户空间应用程序没有什么区别。这种模式的支持者认为单模块具有简单和性能高的特点。大多数Unix系统都设计为单模块。
另一方面,微内核并不作为一个单独的大过程来实现。相反,微内核的功能被划分为多个独立的过程,每个过程叫做一个服务器。理想情况下,只有强烈请求特权服务的服务器才运行在特权模式下,其他服务器都运行在用户空间。不过,所有的服务器都保持独立并运行在各自的地址空间上。因此,就不可能像单模块内核那样直接调用函数,而是通过消息传递处理微内核通信:系统采用了进程间通信(IPC)机制,因此,各个服务器之间通过IPC机制互通消息,互换“服务”。服务器的各自独立有效地避免了一个服务器的失效祸及另一个。同样,模块化的系统允许一个服务器为了另一个服务器而换出。
Linux是一个单内核,也就是说,Linux内核运行在单独的内核地址空间上。不过,Linux汲取了微内核的精华:其引以为豪的是模块化设计、抢占式内核、支持内核线程以及动态装载内核模块的能力。不仅如此,Linux还避其微内核设计上性能损失的缺陷,让所有事情都运行在内核态,直接调用函数,无须消息传递。至今,Linux是模块化的、多线程的以及内核本身可调度的操作系统,实用主义再次占了上风。
1.5 linux内核版本
Linux通过一个简单的命名机制来区分稳定的和处于开发中的内核(见图1-2)。这种机制使用三个或者四个用“”分隔的数字来代表不同内核版本。第一个数字是主版本号,第二个数字是从版本号,第三个数字是修订版本号,第四个可选的数字为稳定版本号(stable version)。从副版本号可以反映出该内核是一个稳定版本还是一个处于开发中的版本:该数字如果是偶数,那么此内核就是稳定版﹔如果是奇数,那么它就是开发版。举例来说,版本号为2.6.30.1的内核,它就是一个稳定版。这个内核的主版本号是2,从版本号是6,修订版本号是30,稳定版本号是1。头两个数字在一起描述了“内核系列”——在这个例子中,就是2.6版内核系列。
参考:
[1] 《linux系统内核设计与实现》第三版
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epoll简介及触发模式(accept、read、send)-epoll的简单介绍 epoll在LT和ET模式下的读写方式 一、epoll的接口非常简单,一共就三个函数:1. int epoll_create(int size);创建一个epoll的句柄,size用来告诉内核这个监听的数目一共有多大。这个参数不同于select中的第一个参数,给出最大监听的fd+1的值。需要注意的是,当创建好epoll句柄后,它就是会占用一个fd值,在linux下如果查看/proc/进程id/fd/,是能够看到这个fd的,所以在使用完epoll后,必须调用close关闭,否则可能导致fd被耗尽。2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);epoll的事件注册函数,它不同与select是在监听事件时告诉内核要监听什么类型的事件,而是在这里先注册要监听的事件类型。第一个参数是epoll_create的返回值,第二个参数表示动作,用三个宏来表示:EPOLL_CTL_ADD:注册新的fd到epfd中;EPOLL_CTL_MOD:修改已经注册的fd的监听事件;EPOLL_CTL_DEL:从epfd中删除一个fd;第三个参数是需要监听的fd,第四个参数是告诉内核需要监听什么事,struct epoll_event结构如下:struct epoll_event { __uint32_t events; /* Epoll events */ epoll_data_t data; /* User data variable */};events可以是以下几个宏的集合:EPOLLIN :表示对应的文件描述符可以读(包括对端SOCKET正常关闭); EPOLLIN事件:EPOLLIN事件则只有当对端有数据写入时才会触发,所以触发一次后需要不断读取所有数据直到读完EAGAIN为止。否则剩下的数据只有在下次对端有写入时才能一起取出来了。现在明白为什么说epoll必须要求异步socket了吧?如果同步socket,而且要求读完所有数据,那么最终就会在堵死在阻塞里。 EPOLLOUT:表示对应的文件描述符可以写; EPOLLOUT事件:EPOLLOUT事件只有在连接时触发一次,表示可写,其他时候想要触发,那要先准备好下面条件:1.某次write,写满了发送缓冲区,返回错误码为EAGAIN。2.对端读取了一些数据,又重新可写了,此时会触发EPOLLOUT。简单地说:EPOLLOUT事件只有在不可写到可写的转变时刻,才会触发一次,所以叫边缘触发,这叫法没错的!其实,如果真的想强制触发一次,也是有办法的,直接调用epoll_ctl重新设置一下event就可以了,event跟原来的设置一模一样都行(但必须包含EPOLLOUT),关键是重新设置,就会马上触发一次EPOLLOUT事件。1. 缓冲区由满变空.2.同时注册EPOLLIN | EPOLLOUT事件,也会触发一次EPOLLOUT事件这个两个也会触发EPOLLOUT事件 EPOLLPRI:表示对应的文件描述符有紧急的数据可读(这里应该表示有带外数据到来);EPOLLERR:表示对应的文件描述符发生错误;EPOLLHUP:表示对应的文件描述符被挂断;EPOLLET: 将EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式,这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。EPOLLONESHOT:只监听一次事件,当监听完这次事件之后,如果还需要继续监听这个socket的话,需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);等待事件的产生,类似于select调用。参数events用来从内核得到事件的集合,maxevents告之内核这个events有多大,这个maxevents的值不能大于创建epoll_create时的size,参数timeout是超时时间(毫秒,0会立即返回,-1将不确定,也有说法说是永久阻塞)。该函数返回需要处理的事件数目,如返回0表示已超时。-------------------------------------------------------------------------------------------- 从man手册中,得到ET和LT的具体描述如下EPOLL事件有两种模型:Edge Triggered (ET)Level Triggered (LT)假如有这样一个例子:1. 我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符2. 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据3. 调用epoll_wait(2),并且它会返回RFD,说明它已经准备好读取操作4. 然后我们读取了1KB的数据5. 调用epoll_wait(2)......Edge Triggered 工作模式:如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志,那么在第5步调用epoll_wait(2)之后将有可能会挂起,因为剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内,而且数据发出端还在等待一个针对已经发出数据的反馈信息。只有在监视的文件句柄上发生了某个事件的时候 ET 工作模式才会汇报事件。因此在第5步的时候,调用者可能会放弃等待仍在存在于文件输入缓冲区内的剩余数据。在上面的例子中,会有一个事件产生在RFD句柄上,因为在第2步执行了一个写操作,然后,事件将会在第3步被销毁。因为第4步的读取操作没有读空文件输入缓冲区内的数据,因此我们在第5步调用 epoll_wait(2)完成后,是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候,必须使用非阻塞套接口,以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。最好以下面的方式调用ET模式的epoll接口,在后面会介绍避免可能的缺陷。 i 基于非阻塞文件句柄 ii 只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时才需要挂起,等待。但这并不是说每次read时都需要循环读,直到读到产生一个EAGAIN才认为此次事件处理完成,当read返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时,就可以确定此时缓冲中已没有数据了,也就可以认为此事读事件已处理完成。Level Triggered 工作模式相反的,以LT方式调用epoll接口的时候,它就相当于一个速度比较快的poll(2),并且无论后面的数据是否被使用,因此他们具有同样的职能。因为即使使用ET模式的epoll,在收到多个chunk的数据的时候仍然会产生多个事件。调用者可以设定EPOLLONESHOT标志,在 epoll_wait(2)收到事件后epoll会与事件关联的文件句柄从epoll描述符中禁止掉。因此当EPOLLONESHOT设定后,使用带有 EPOLL_CTL_MOD标志的epoll_ctl(2)处理文件句柄就成为调用者必须作的事情。然后详细解释ET, LT:LT(level triggered)是缺省的工作方式,并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中,内核告诉你一个文件描述符是否就绪了,然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作,内核还是会继续通知你的,所以,这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表.ET(edge-triggered)是高速工作方式,只支持no-block socket。在这种模式下,当描述符从未就绪变为就绪时,内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪,并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知,直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如,你在发送,接收或者接收请求,或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误)。但是请注意,如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪),内核不会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中,ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认(这句话不理解)。在许多测试中我们会看到如果没有大量的idle -connection或者dead-connection,epoll的效率并不会比select/poll高很多,但是当我们遇到大量的idle- connection(例如WAN环境中存在大量的慢速连接),就会发现epoll的效率大大高于select/poll。(未测试)另外,当使用epoll的ET模型来工作时,当产生了一个EPOLLIN事件后,读数据的时候需要考虑的是当recv返回的大小如果等于请求的大小,那么很有可能是缓冲区还有数据未读完,也意味着该次事件还没有处理完,所以还需要再次读取: 这里只是说明思路(参考《UNIX网络编程》) while(rs) {buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);if(buflen < 0){// 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读// 在这里就当作是该次事件已处理处.if(errno == EAGAIN)break; else return; }else if(buflen == 0) { // 这里表示对端的socket已正常关闭. } if(buflen == sizeof(buf) rs = 1; // 需要再次读取 else rs = 0; } 还有,假如发送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序读比转发的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么send函数虽然返回,但实际缓冲区的数据并未真正发给接收端,这样不断的读和发,当缓冲区满后会产生EAGAIN错误(参考man send),同时,不理会这次请求发送的数据.所以,需要封装socket_send的函数用来处理这种情况,该函数会尽量将数据写完再返回,返回-1表示出错。在socket_send内部,当写缓冲已满(send返回-1,且errno为EAGAIN),那么会等待后再重试.这种方式并不很完美,在理论上可能会长时间的阻塞在socket_send内部,但暂没有更好的办法. ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen) { ssize_t tmp; size_t total = buflen; const char *p = buffer; while(1) { tmp = send(sockfd, p, total, 0); if(tmp < 0) { // 当send收到信号时,可以继续写,但这里返回-1. if(errno == EINTR) return -1; // 当socket是非阻塞时,如返回此错误,表示写缓冲队列已满, // 在这里做延时后再重试. if(errno == EAGAIN) { usleep(1000); continue; } return -1; } if((size_t)tmp == total) return buflen; total -= tmp; p += tmp; } return tmp; } 二、epoll在LT和ET模式下的读写方式 在一个非阻塞的socket上调用read/write函数, 返回EAGAIN或者EWOULDBLOCK(注: EAGAIN就是EWOULDBLOCK) 从字面上看, 意思是: * EAGAIN: 再试一次 * EWOULDBLOCK: 如果这是一个阻塞socket, 操作将被block * perror输出: Resource temporarily unavailable 总结: 这个错误表示资源暂时不够, 可能read时, 读缓冲区没有数据, 或者, write时,写缓冲区满了 。 遇到这种情况, 如果是阻塞socket, read/write就要阻塞掉。 而如果是非阻塞socket, read/write立即返回-1, 同 时errno设置为EAGAIN. 所以, 对于阻塞socket, read/write返回-1代表网络出错了. 但对于非阻塞socket, read/write返回-1不一定网络真的出错了. 可能是Resource temporarily unavailable. 这时你应该再试, 直到Resource available. 综上, 对于non-blocking的socket, 正确的读写操作为: 读: 忽略掉errno = EAGAIN的错误, 下次继续读 写: 忽略掉errno = EAGAIN的错误, 下次继续写 对于select和epoll的LT模式, 这种读写方式是没有问题的. 但对于epoll的ET模式, 这种方式还有漏洞. epoll的两种模式 LT 和 ET
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