课程学习总结报告
进程管理
Linux内核中的进程是非常复杂的，在操作系统原理中，我们通过进程控制块PCB描述进程。为了管理进程，内核要描述进程的结构，我们也称其为进程描述符，进程描述符直接或间接提供了进程相关的所有信息。
进程控制块PCB是名字为struct task_struct的数据结构，它称为任务结构体，为了很好地描述一个进程地各个信息，其内部包含的数据非常多，通过下面的示意图可以从整体上看清内部结构关系。
进程的状态
Linux主要有五中进程状态，分别是运行态、可运行态（就绪态）、等待态、暂停态和僵死态，各个状态的转换关系如下图所示：
需要注意的是，就绪态和运行态在系统中的状态都是TASK_RUNNING，也就是说，在Linux内核中，当进程是TASK_RUNNING状态时，它是可运⾏的，也就是就绪态，是否在运⾏取决于它有没有获得CPU的控制权，也就是说这个进程有没有在CPU中实际执⾏。如果在CPU中实际执⾏着，进程状态就是运⾏态；如果被内核调度出去了，在等待队列⾥就是就绪态。
进程的创建
在内核启动过程中，会创建0号进程init_task，它是所有进程的父进程，其他进程的创建都是通过fork父进程的方式创建并初始化的。fork在前几次的实验中已经分析过，此处不再详细介绍。
进程的调度
对于多任务系统来说，进程调度是必不可少的。
调度时机
- 进程状态发生变化时
- 当前进程时间片用完时
- 进程从系统调用返回到用户态时
- 中断处理后，进程返回到用户态时
调度策略
Linux对实时进程和普通进程采用不同的调度策略。
- 普通进程（优先级100-139）：采用时间片轮转算法
- 实时进程（优先级1-99） ：可选择先进先出或时间片轮转算法
可运行队列
为了方便进程调度，将所有处于TASK_RUNNING状态的进程进程集中管理，存放于可运行队列中。
首先将这些进程分为活动进程和过期进程两类：
- 活动进程：处于可运行状态的进程，并且还没有用完他们的时间片，他们等待被运行；
- 过期进程：处于可运行状态的进程，但已经用完了自己的时间片，在其他进程没有用完它们的时间片之前，他们不能再被运行。
因此，调度程序的工作就是在活动进程集合中选取一个最佳优先级的进程。
可运行队列的结构大体如下图所示：
arrays[0]和arrays[1]分别存放过期进程和活动进程，且内部给每个优先级都分配有一个链表。
调度过程
对于实时进程而言，当它的时间片用完后，会被放到活动进程对应链表的末尾，等待下次执行。也就是说，实时进程总是被当做活动进程，当实时进程在运行时，普通进程无法运行。
对于普通进程而言，又将其分为交互进程和批处理进程。对于批处理进程，时间片用完后变为过期进程，而对于交互进程，时间片用完后一般仍然是活动进程，除非出现以下情况：
- 最老的过期进程等待了很长时间
- 过期进程中有比交互进程的优先级高的进程
当活动进程为空时，过期进程迁移到活动进程队列中继续执行。
进程的切换
本质上说进程切换由两步组成：
- 切换页全局目录以安装一个新的地址空间
- 切换内核态堆栈和硬件上下文
中断管理
内核的一个主要功能就是处理硬件外设I/O，而cpu的速度比外设快很多，如果使用轮询方式与外设交互，显然会浪费许多cpu的资源，所以需要操作系统支持中断。
中断描述符表 IDT
中断描述符表是一个系统表，它与每一个中断或者异常向量相联系，在表中存有每个中断或异常的处理程序的入口地址。IDT需要在启用中断前完成初始化，主要由trap_init()和init_IRQ()进行初始化。idtr寄存器指向IDT表的物理基地址。
中断和异常的硬件处理
进入中断/异常
当cpu执行完一条指令后，会检查是否发生了中断或者异常。如果发生了中断或异常，则执行下列操作：
- 确定与中断或者异常关联的向量i（0~255）
- 读idtr寄存器指向的IDT表中的第i项
- 从gdtr寄存器获得GDT的基地址，并在GDT中查找，以读取IDT表项中的段选择符所标识的段描述符
- 比较程序的权限，确定中断是由授权的发生源发出
- 检查是否发生了特权级的变化，如果是由用户态进入内核态，需要进程堆栈切换
- 若发生的是故障，用引起异常的指令地址修改cs和eip寄存器的值，以使得这条指令在异常处理结束后能被再次执行
- 在栈中保存eflags、cs和eip的内容
- 如果异常产生一个硬件出错码，则将它保存在栈中
- 装载cs和eip寄存器，其值分别是IDT表中第i项描述符的段选择符和偏移量字段。
此时，进程的内核堆栈如下图所示：
中断服务程序占用的是被中断进程的内核栈，因此在中断服务程序正式执行之前，还需要将硬件没有自动入栈的一些通用寄存器进行手动入栈，其顺序与pt_regs结构相对应。
从中断/异常返回
中断/异常处理完后，相应的处理程序会执行一条iret汇编指令，这条汇编指令让CPU控制单元做如下事情:
- 用保存在栈中的值装载cs、eip和eflags寄存器。如果一个硬件出错码曾被压入栈中，那么弹出这个硬件出错码
- 检查处理程序的特权级是否等于cs中最低两位的值(这意味着进程在被中断的时候是运行在内核态还是用户态)。若是，iret终止执行；否则，转入3
- 从栈中装载ss和esp寄存器。这步意味着返回到与旧特权级相关的栈
- 检查ds、es、fs和gs段寄存器的内容，如果其中一个寄存器包含的选择符是一个段描述符，并且特权级比当前特权级高，则清除相应的寄存器。这么做是防止怀有恶意的用户程序利用这些寄存器访问内核空间
中断处理
主要流程
- 在内核态堆栈保存IRQ的值和寄存器的内容
- 为正在给IRQ线服务的PIC发送一个应答，这将允许PIC进一步发出中断
- 调用
do_IRQ()，执行共享这个IRQ的所有设备的中断服务例程 - 跳到ret_from_intr()的地址后中断跳出
do_IRQ
显然，do_IRQ()是一个很重要的函数，通过它可以执行多有注册的设备的中断服务程序。
do_IRQ()根据中断向量号i找到对应的中断描述符，将注册到本中断的各个设备的irqaction都执行一遍。
系统调用
进行系统调用的一种方式是通过使用int $0x80产生一个中断来实现的。在内核启动时，使用set_system_trap_gate(SYSCALL_VECTOR, &system_call);来将系统调用执行的函数与0x80号中断进行绑定。那么，当我们发出对应中断时，就会调用system_call进行处理。具体的处理过程不再赘述。
时钟管理
x86体系的Linux中，主要用到了三种时钟：实时时钟RTC、时间戳计数器TSC及可编程间隔定时器PIT。
RTC一般自带电池，系统掉电后仍可计时，所以Linux刚启动时使用RTC来获取时间。
TSC精度高，进程时间相关的变量一般采用此时钟值进行记录。
PIT虽然精度没有TSC高，但是可以周期性的产生中断
关键数据结构
时钟部分主要有以下三个关键的数据结构。
- 计时时钟源
- Jiffies变量，系统启动后的时间
- Xtime变量，当前时间
时钟的初始化
在time_init()函数中，有两个函数的作用很大。
setup_pit_timer()- 这个函数将
pit_clockevent注册为clockevents设备，这样当PIT对应的中断触发后，其处理函数中的global_clock_event->event_handler(xxx)最终会调用到tick_periodic()函数 - 且将pit中断指定为外部中断0
- 这个函数将
time_init_hook()- 设定外部中断0的中断服务程序为
timer_interrupt()函数 timer_interrupt()调用do_timer_interrupt_hook()，也就是上面提到的会调用global_clock_event->event_handler(xxx)
- 设定外部中断0的中断服务程序为
这样，系统就会周期性的调用tick_periodic()函数，这个函数主要做了如下几件事：
- 更新自系统启动以来所经过的时间（Jiffies）
- 更新时间和日期（RTC）
- 确定当前进程的执行时间，考虑是否要抢占
- 更新资源使用统计计数
- 检查到期的软定时器
文件系统
VFS
VFS是一个软件层，用来处理与Unix标准文件系统相关的所有系统调用，能为各种文件系统提供一个通用的、统一的接口。对于用户而言，不再需要自己针对每个不同的文件系统执行不同的操作命令，只需要用统一的open\read\write等操作。
VFS与具体文件系统的关系如下图所示，它向上提供统一的接口，向下兼容各种不同的文件系统。
基本思想是引入一个通用文件模型，这个模型能够表示所有支持的文件系统，这个模型有以下几个对象类型组成：
- 超级块对象
- 存放文件系统相关信息：例如文件系统控制块
- 索引节点对象
- 存放具体文件的一般信息：文件控制块/inode
- 文件对象
- 存放已打开的文件和进程之间交互的信息
- 目录项对象
- 存放目录项与文件的链接信息
主要数据结构
- 系统打开文件表：包含每个已打开文件的FCB的副本，以及其他信息。
- 进程打开文件表：包含一个指向系统打开文件表相应项的指针，以及其他信息。
当使用sys_open打开一个文件时，会创建系统打开文件表，并从进程打开文件表的fd数组中找到一个空闲位置i，将其指向创建的系统文件打开表，返回对应的索引值i。
当我们需要读取或写入文件时，通过返回的索引值i找到系统打开文件表，调用其中对应的读或写函数对文件进行读写。
所以，在进行读写之前，必须先使用open来创建系统打开文件表，否则就无法找到对应文件的读写操作函数，也就无法读写文件了。
