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标题: [转帖]Linux基础知识（软件篇） [打印本页]
作者: [二孬]    时间: 2004-2-6 10:30
标题: [转帖]Linux基础知识（软件篇）
Software Basic(软件基础)

程序是用于执行特定任务的计算机指令组合。程序可以用汇编语言，一种非常低级的计算机语言来编写，也可以使用和机器无关的高级语言，比如C语言编写。操作系统是一个特殊的程序，允许用户通过它运行应用程序，比如电子表和文字处理等等。本章介绍了基本的编程原理，并简介操作系统的目的和功能。　

2.1 Computer Languages(计算机语言)

　

2.1.1.汇编语言

　

CPU从内存中读取和执行的指令对于人类来讲无法理解。它们是机器代码，精确的告诉计算机要做什么。比如十六进制数0x89E5，是Intel 80486的指令，将寄存器ESP的内容拷贝到寄存器EBP中。早期计算机中最初的软件工具之一是汇编程序，它读入人类可以阅读的源文件，将其装配成机器代码。汇编语言明确地处理对寄存器和对数据的操作，而这种操作对于特定的微处理器而言是特殊的。Intel X86微处理器的汇编语言和Alpha AXP微处理器的汇编语言完全不同。以下Alpha AXP汇编代码演示了程序可以执行的操作类型：

　

Ldr r16, (r15) ; 第一行

Ldr r17, 4(r15) ; 第二行

Beq r16,r17,100; 第三行

Str r17, (r15); 第四行

100: ; 第五行

　

第一条语句（第一行）将寄存器15指定的地址中的内容加载到寄存器16中。第二条指令将紧接着的内存中的内容加载到寄存器17中。第三行比较寄存器16和寄存器17，如果相等，分支到标号100，否则，继续执行第四行，将寄存器17的内容存到内存中。如果内存中的数据相同，就不必存储数据。编写汇编级的程序需要技巧而且十分冗长，容易出错。Linux系统的核心很少的一部分是用汇编语言编写，而这些部分之所以使用汇编语言只是为了提高效率，并且和具体的微处理器相关。

　

2.1.2 The C Programming Language and Compiler (C语言和编译器)

　

使用汇编语言编写大型程序十分困难，消耗时间，容易出错而且生成的程序不能移植，只能束缚在特定的处理器家族。更好的选择是使用和机器无关的语言，例如C。C允许你用逻辑算法描述程序和要处理的数据。被称为编译程序（compiler）的特殊程序读入C程序，并将它转换为汇编语言，进而产生机器相关的代码。好的编译器生成的汇编指令可以和好的汇编程序员编写的程序效率接近。大部分Linux核心是用C语言编写的。以下的C片断：

if (x != y)

x = y;

执行了和前面示例中汇编代码完全一样的操作。如果变量x的内容和变量y的内容不一样，变量y的内容被拷贝到变量x。C代码用例程（routine）进行组合，每一个例程执行一项任务。例程可以返回C所支持的任意的数值或数据类型。大型程序比如Linux核心分别由许多的C语言模块组成，每一个模块有自己的例程和数据结构。这些C源代码模块共同构成了逻辑功能比如文件系统的处理代码。

　

C支持多种类型的变量。一个变量是内存中的特定位置，可用符号名引用。上述的C片断中，x和y引用了内存中的位置。程序员不需要关心变量在内存中的具体位置，这是连接程序（下述）必须处理的。一些变量包含不同的数据例如整数、浮点数等和另一些则包含指针。

　

指针是包含其它数据在内存中的地址的变量。假设一个变量x，位于内存地址0x80010000， 你可能有一个指针px，指向x。 Px可能位于地址0x80010030。Px的值则是变量x的地址，0x80010000。

　

C允许你将相关的变量集合成为结构。例如：

Struct {

Int I;

Char b;

} my_struct;

是一个叫做my_struct的数据结构，包括两个元素：一个整数（32位）I和一个字符（8位数据）b。

　

2.1.3 Linkers（连接程序）

　

连接程序将几个目标模块和库文件连接在一起成为一个单独的完整程序。目标模块是汇编程序或编译程序的机器码输出，它包括机器码、数据和供连接程序使用的连接信息。比如：一个目标模块可能包括程序的所有数据库功能，而另一个目标模块则包括处理命令行参数的函数。连接程序确定目标模块之间的引用关系，即确定一个模块所引用的例程和数据在另一个模块中的实际位置。Linux核心是由多个目标模块连接而成的独立的大程序。

　

2.2 What is an Operating System（什么是操作系统？）

　

没有软件，计算机只是一堆发热的电子元件。如果说硬件是计算机的心脏，则软件就是它的灵魂。操作系统是允许用户运行应用程序的一组系统程序。操作系统将系统的硬件抽象，呈现在用户和应用程序之前的是一个虚拟的机器。是软件造就了计算机系统的特点。大多数PC可以运行一到多个操作系统，而每一个操作系统从外观和感觉上都大不相同。Linux由不同功能的部分构成，这些部分总体组合构成了Linux操作系统。Linux最明显的部分就是Kernel自身，但是如果没有shell或libraries一样没有用处。

　

为了了解什么是操作系统，看一看在你输入最简单的命令时发生了什么：

　

$ls

Mail c images perl

Docs tcl

$

这里的$是登录的shell输出的提示符（此例是bash）：表示shell在等候你（用户）输入命令。输入ls引发键盘驱动程序识别输入的字符，键盘驱动程序将识别的字符传递给shell去处理。shell先查找同名的可执行映象，它找到了/bin/ls, 然后调用核心服务将ls执行程序加载到虚拟内存中并开始执行。ls执行程序通过执行核心的文件子系统的系统调用查找文件。文件系统可能使用缓存的文件系统信息或通过磁盘设备驱动程序从磁盘上读取文件信息,也可能是通过网络设备驱动程序同远程主机交换信息而读取本系统所访问的远程文件的详细信息（文件系统可以通过NFS网络文件系统远程安装）。不管文件信息是如何得到的，ls都将信息输出，通过显示驱动程序显示在屏幕上。

　

以上的过程看起来相当复杂，但是它说明了即使是最简单的命令也是操作系统各个功能模块之间共同协作的结果，只有这样才能提供给你（用户）一个完整的系统视图。

　

2.2.1 Memory management（内存管理）

　

如果拥有无限的资源，例如内存，那么操作系统所必须做的很多事情可能都是多余的。所有操作系统的一个基本技巧就是让少量的物理内存工作起来好像有相当多的内存。这种表面看起来的大内存叫做虚拟内存，就是当软件运行的时候让它相信它拥有很多内存。系统将内存分为容易处理的页，在系统运行时将这些页交换到硬盘上。而应用软件并不知道，因为操作系统还使用了另一项技术：多进程。

　

2.2.2 Processes (进程)

　

进程可以看作一个在执行的程序，每一个进程都是正在运行的特定的程序的独立实体。如果你观察一下你的Linux系统，你会发现有很多进程在运行。例如：在我的系统上输入ps 显示了以下进程：

$ ps

PID TTY STAT TIME COMMAND

158 pRe 1 0 -bash

174 pRe 1 0 sh /usr/X11R6/bin/startx

175 pRe 1 0 xinit /usr/X11R6/lib/X11/xinit/xinitrc --

178 pRe 1 N 0 bowman

182 pRe 1 N 0:01 rxvt -geometry 120x35 -fg white -bg black

184 pRe 1 < 0 xclock -bg grey -geometry -1500-1500 -padding 0

185 pRe 1 < 0 xload -bg grey -geometry -0-0 -label xload

187 pp6 1 9:26 /bin/bash

202 pRe 1 N 0 rxvt -geometry 120x35 -fg white -bg black

203 ppc 2 0 /bin/bash

1796 pRe 1 N 0 rxvt -geometry 120x35 -fg white -bg black

1797 v06 1 0 /bin/bash

3056 pp6 3 < 0:02 emacs intro/introduction.tex

3270 pp6 3 0[s=16] ps

$

　

如果我的系统拥有多个CPU那么每个进程可能（至少在理论上如此）都在不同的CPU上运行。不幸的是，只有一个，所以操作系统又使用技巧，在短时间内依次运行每一个进程。这个时间段叫做时间片。这种技巧叫做多进程或调度，它欺骗了每一个进程，好像它们是唯一的进程。进程相互之间受到保护，所以如果一个进程崩溃或不能工作，不会影响其他进程。操作系统通过给每一个进程一个独立的地址空间来实现保护，进程只能访问它自己的地址空间。

　

2.2.3 Device Drivers（设备驱动程序）

　

设备驱动程序组成了Linux核心的主要部分。象操作系统的其他部分一样，它们在一个高优先级的环境下工作，如果发生错误，可能会引发严重问题。设备驱动程序控制了操作系统和它控制的硬件设备之间的交互。比如：文件系统向IDE磁盘写数据块是使用通用块设备接口。驱动程序控制细节，并处理和设备相关的部分。设备驱动程序和它驱动的具体的控制器芯片相关，所以，如果你的系统有一个NCR810的SCSI控制器，那么你需要NCR810的驱动程序。

　

2.2.4 The Filesystems（文件系统）

　

象Unix一样，在Linux里，系统对独立的文件系统不是用设备标示符来存取（比如驱动器编号或驱动器名称），而是连接成为一个树型结构。Linux在安装新的文件系统时，把它安装到指定的安装目录，比如/mnt/cdrom，从而合并到这个单一的文件系统树上。Linux的一个重要特征是它支持多种不同的文件系统。这使它非常灵活而且可以和其他操作系统良好共存。Linux最常用的文件系统是EXT2，大多数Linux发布版都支持。

　

文件系统将存放在系统硬盘上的文件和目录用可以理解的统一的形式提供给用户，让用户不必考虑文件系统的类型或底层物理设备的特性。Linux透明的支持多种文件系统（如MS-DOS和EXT2），将所有安装的文件和文件系统集合成为一个虚拟的文件系统。所以，用户和进程通常不需要确切知道所使用的文件所在的文件系统的类型，用就是了。

　

块设备驱动程序掩盖了物理块设备类型的区别（如IDE和SCSI）。对于文件系统来讲，物理设备就是线性的数据块的集合。不同设备的块大小可能不同，如软驱一般是512字节，而IDE设备通常是1024字节，同样，对于系统的用户，这些区别又被掩盖。EXT2文件系统不管它用什么设备，看起来都是一样的。

　

2.3 Kernet Data Structures（核心数据结构）

　

操作系统必须纪录关于系统当前状态的许多信息。如果系统中发生了事情，这些数据结构就必须相应改变以反映当前的实际情况。例如：用户登录到系统中的时候，需要创建一个新的进程。核心必须相应地创建表示此新进程的数据结构，并和表示系统中其他进程的数据结构联系在一起。

　

这样的数据结构多数在物理内存中，而且只能由核心和它的子系统访问。数据结构包括数据和指针（其他数据结构或例程的地址）。乍一看，Linux核心所用的数据结构可能非常混乱。其实，每一个数据结构都有其目的，虽然有些数据结构在多个的子系统中都会用到，但是实际上它们比第一次看到时的感觉要简单的多。

　

理解Linux核心的关键在于理解它的数据结构和核心处理这些数据结构所用到的大量的函数。本书以数据结构为基础描述Linux核心。论及每一个核心子系统的算法，处理的方式和它们对核心数据结构的使用。

　

2.3.1 Linked Lists（连接表）

　

Linux使用一种软件工程技术将它的数据结构连接在一起。多数情况下它使用链表数据结构。如果每一个数据结构描述一个物体或者发生的事件的单一的实例，比如一个进程或一个网络设备，核心必须能够找出所有的实例。在链表中，根指针包括第一个数据结构或单元的地址，列表中的每一个数据结构包含指向列表下一个元素的指针。最后元素的下一个指针可能使0或NULL，表示这是列表的结尾。在双向链表结构中，每一个元素不仅包括列表中下一个元素的指针，还包括列表中前一个元素的指针。使用双向链表可以比较容易的在列表中间增加或删除元素，但是这需要更多的内存存取。这是典型的操作系统的两难情况：内存存取数还是CPU的周期数。

　

2.3.2 Hash Tables

　

链接表是常用的数据结构，但是游历链接表的效率可能并不高。如果你要寻找指定的元素， 可能必须查找完整个表才能找到。Linux使用另一种技术：Hashing 来解决这种局限。Hash table是指针的数组或者说向量表。数组或向量表是在内存中依次存放的对象。书架可以说是书的数组。数组用索引来访问，索引是数组中的偏移量。再来看书架的例子，你可以使用在书架上的位置来描述每一本书：比如第5本书。

　

Hash table是一个指向数据结构的指针的数组，它的索引来源于数据结构中的信息。如果你用一个数据结构来描述一个村庄的人口，你可以用年龄作为索引。要找出一个指定的人的数据，你可以用他的年龄作为索引在人口散列表中查找，通过指针找到包括详细信息的数据结构。不幸的是，一个村庄中可能很多人年龄相同，所以散列表的指针指向另一个链表数据结构，每一个元素描述同龄人。即使这样，查找这些较小的链表仍然比查找所有的数据结构要快。

　

Hash table可用于加速常用的数据结构的访问，在Linux里常用hash table来实现缓冲。缓冲是需要快速存取的信息，是全部可用信息的一个子集。数据结构被放在缓冲区并保留在那里，因为核心经常访问这些结构。使用缓冲区也有副作用，因为使用起来比简单链表或者散列表更加复杂。如果数据结构可以在缓冲区找到（这叫做缓冲命中），那么一切很完美。但是如果数据结构不在缓冲区中，那么必须查找所用的相关的数据结构，如果找到，那么就加到缓冲区中。增加新的数据结构到缓冲区中可能需要废弃一个旧的缓冲入口。Linux必须决定废弃那一个数据结构，风险在于废弃的可能使Linux下一个要访问的数据结构。

　

2.3.3 Abstract Interfaces（抽象接口）

　

Linux核心经常将它的接口抽象化。接口是以特定方式工作的一系列例程和数据结构。比如：所有的网络设备驱动程序都必须提供特定的例程来处理特定的数据结构。用抽象接口的方式可以用通用的代码层来使用底层特殊代码提供的服务（接口）。例如网络层是通用的，而它由底层符合标准接口的同设备相关的代码提供支持。

通常这些底层在启动时向高一层登记。这个登记过程常通过在链接表中增加一个数据结构来实现。例如，每一个连结到核心的文件系统在核心启动时进行登记（或者如果你使用模块，在文件系统第一次使用时向核心登记）。你可以查看文件/proc/filesystems来检查那些文件系统进行了登记。登记所用的数据结构通常包括指向函数的指针。这是执行特定任务的软件函数的地址。再一次用文件系统登记的例子，每一个文件系统登记时传递给Linux核心的数据结构都包括一个和具体文件系统相关的例程地址，在安装文件系统时必须调用。

　

　

Chapter 3

Memory Management （内存管理）

　

内存管理子系统是操作系统的重要部分。从计算机发展早期开始，就存在对于大于系统中物理能力的内存需要。为了克服这种限制，开发了许多种策略，其中最成功的就是虚拟内存。虚拟内存通过在竞争进程之间共享内存的方式使系统显得拥有比实际更多的内存。

虚拟内存不仅仅让你的计算机内存显得更多，内存管理子系统还提供：

　

Large Address Spaces（巨大的地址空间）操作系统使系统显得拥有比实际更大量的内存。虚拟内存可以比系统中的物理内存大许多倍。

Protection（保护）系统中的每一个进程都有自己的虚拟地址空间。这些虚拟的地址空间是相互完全分离的，所以运行一个应用程序的进程不会影响另外的进程。另外，硬件的虚拟内存机制允许对内存区写保护。这可以防止代码和数据被恶意的程序覆盖。

Memory Mapping（内存映射）内存映射用来将映像和数据映射到进程的地址空间。用内存映射，文件的内容被直接连结到进程的虚拟地址空间。

Fair Physics Memory Allocation（公平分配物理内存）内存管理子系统允许系统中每一个运行中的进程公平地共享系统的物理内存

Shared Virtual Memory（共享虚拟内存）虽然虚拟内存允许进程拥有分离（虚拟）的地址空间，有时你也需要进程之间共享内存。例如，系统中可能有多个进程运行命令解释程序bash。虽然可以在每一个进程的虚拟地址空间都拥有一份bash的拷贝，更好的是在物理内存中只拥有一份拷贝，所有运行bash的进程共享代码。动态连接库是多个进程共享执行代码的另一个常见例子。共享内存也可以用于进程间通讯(IPC)机制，两个或多个进程可以通过共同拥有的内存交换信息。Linux系统支持系统V的共享内存IPC机制。

　

3.1 An Abstract Model of Virtual Memory（虚拟内存的抽象模型）

　

在考虑Linux支持虚拟内存的方法之前，最好先考虑一个抽象的模型，以免被太多的细节搞乱。

　

在进程执行程序的时候，它从内存中读取指令并进行解码。解码指令也许需要读取或者存储内存特定位置的内容，然后进程执行指令并转移到程序中的下一条指令。进程不管是读取指令还是存取数据都要访问内存。

　

在一个虚拟内存系统中，所有的地址都是虚拟地址而非物理地址。处理器通过操作系统保存的一组信息将虚拟地址转换为物理地址。

　

为了让这种转换更简单，将虚拟内存和物理内存分为适当大小的块，叫做页（page）。页的大小一样。（当然可以不一样，但是这样一来系统管理起来比较困难）。Linux在Alpha AXP系统上使用8K字节的页，而在Intel x86系统上使用4K字节的页。每一页都赋予一个唯一编号：page frame number(PFN 页编号)。在这种分页模型下，虚拟地址由两部分组成：虚拟页号和页内偏移量。假如页大小是4K，则虚拟地址的位11到0包括页内偏移量，位12和以上的位是页编号。每一次处理器遇到虚拟地址，它必须提取出偏移和虚拟页编号。处理器必须将虚拟页编号转换到物理的页，并访问物理页的正确偏移处。为此，处理器使用了页表（page tables）。

图3.1显示了两个进程的虚拟地址空间，进程X和进程Y，每一个进程拥有自己的页表。这些页表将每一个进程的虚拟页映射到内存的物理页上。图中显示进程X的虚拟页号0映射到物理页号1，而进程Y的虚拟页编号1映射到物理页号4。理论上页表每一个条目包括以下信息：

　

有效标志 表示页表本条目是否有效

本页表条目描述的物理页编号

访问控制信息 描述本页如何使用：是否可以写？是否包括执行代码？

　

页表通过虚拟页标号作为偏移来访问。虚拟页编号5是表中的第6个元素（0是第一个元素）

要将虚拟地址转换到物理地址，处理器首先找出虚拟地址的页编号和页内偏移量。使用2的幂次的页尺寸，可以用掩码或移位简单地处理。再一次看图3.1，假设页大小是0x2000（十进制8192），进程Y的虚拟地址空间的地址是0x2194，处理器将会把地址转换为虚拟页编号1内的偏移量0x194。

　



　

处理器使用虚拟页编号作为索引在进程的页表中找到它的页表的条目。如果该条目有效，处理器从该条目取出物理的页编号。如果本条目无效，就是进程访问了它的虚拟内存中不存在的区域。在这种情况下，处理器无法解释地址，必须将控制权传递给操作系统来处理。

处理器具体如何通知操作系统进程在访问无法转换的无效的虚拟地址，这个方式是和处理器相关的。处理器将这种信息（page fault）进行传递，操作系统得到通知，虚拟地址出错，以及出错的原因。

　

假设这是一个有效的页表条目，处理器取出物理页号并乘以页大小，得到了物理内存中本页的基础地址。最后，处理器加上它需要的指令或数据的偏移量。

　

再用上述例子，进程Y的虚拟页编号1映射到了物理页编号4（起始于0x8000 ， 4x 0x2000），加上偏移0x194，得到了最终的物理地址0x8194。

　

通过这种方式将虚拟地址映射到物理地址，虚拟内存可以用任意顺序映射到系统的物理内存中。例如，图3.1 中，虚拟内存X的虚拟页编号映射到了物理页编号1而虚拟页编号7虽然在虚拟内存中比虚拟页0要高，却映射到了物理页编号0。这也演示了虚拟内存的一个有趣的副产品：虚拟内存页不必按指定顺序映射到物理内存中。

　

3.1.1 Demand Paging

　

因为物理内存比虚拟内存少得多，操作系统必须避免无效率地使用物理内存。节省物理内存的一种方法是只加载执行程序正在使用的虚拟页。例如：一个数据库程序可能正在数据库上运行一个查询。在这种情况下，并非所有的数据必须放到内存中，而只需要正被检查的数据记录。如果这是个查找型的查询，那么加载程序中增加记录的代码就没什么意义。这种进行访问时才加载虚拟页的技术叫做demand paging。

　

当一个进程试图访问当前不在内存中的虚拟地址的时候处理器无法找到引用的虚拟页对应的页表条目。例如：图3.1中进程X的页表中没有虚拟页2 的条目，所以如果进程X试图从虚拟页2中的地址读取时，处理器无法将地址转换为物理地址。这时处理器通知操作系统发生page fault。

　

如果出错的虚拟地址无效意味着进程试图访问它不应该访问的虚拟地址。也许是程序出错，例如向内存中任意地址写。这种情况下，操作系统会中断它，从而保护系统中其他的进程。

如果出错的虚拟地址有效但是它所在的页当前不在内存中，操作系统必须从磁盘映像中将相应的页加载到内存中。相对来讲磁盘存取需要较长时间，所以进程必须等待直到该页被取到内存中。如果当前有其他系统可以运行，操作系统将选择其中一个运行。取到的页被写到一个空闲的页面，并将一个有效的虚拟页条目加到进程的页表中。然后这个进程重新运行发生内存错误的地方的机器指令。这一次虚拟内存存取进行时，处理器能够将虚拟地址转换到物理地址，所以进程得以继续运行。

　

Linux使用demand paging技术将可执行映像加载到进程的虚拟内存中。当一个命令执行时，包含它的文件被打开，它的内容被映射到进程的虚拟内存中。这个过程是通过修改描述进程内存映射的数据结构来实现，也叫做内存映射（memory mapping）。但是，实际上只有映像的第一部分真正放在了物理内存中。映像的其余部分仍旧在磁盘上。当映像执行时，它产生page fault，Linux使用进程的内存映像表来确定映像的那一部分需要加载到内存中执行。

　

3.1.2 Swapping（交换）

　

如果进程需要将虚拟页放到物理内存中而此时已经没有空闲的物理页，操作系统必须废弃物理空间中的另一页，为该页让出空间。

　

如果物理内存中需要废弃的页来自磁盘上的映像或者数据文件，而且没有被写过所以不需要存储，则该页被废弃。如果进程又需要该页，它可以从映像或数据文件中再次加载到内存中。

但是，如果该页已经被改变，操作系统必须保留它的内容以便以后进行访问。这种也叫做dirty page，当它从物理内存中废弃时，被存到一种叫做交换文件的特殊文件中。因为访问交换文件的速度和访问处理器以及物理内存的速度相比很慢，操作系统必须判断是将数据页写到磁盘上还是将它们保留在内存中以便下次访问。

　

如果决定哪些页需要废弃或者交换的算法效率不高，则会发生颠簸（thrashing）。这时，页不断地被写到磁盘上，又被读回，操作系统过于繁忙而无法执行实际的工作。例如在图3.1中，如果物理页号1经常被访问，那么就不要将它交换到硬盘上。进程正在使用的也叫做工作集(working set)。有效的交换方案应该保证所有进程的工作集都在物理内存中。

　

Linux使用LRU（Least Recently Used最近最少使用）的页面技术来公平地选择需要从系统中废弃的页面。这种方案将系统中的每一页都赋予一个年龄，这个年龄在页面存取时改变。页面访问越多，年纪越轻，越少访问，年纪越老越陈旧。陈旧的页面是交换的好候选。

　

3.1.3 Shared Vitual Memory（共享虚拟内存）

　

虚拟内存使多个进程可以方便地共享内存。所有的内存访问都是通过页表，每一个进程都有自己的页表。对于两个共享一个物理内存页的进程，这个物理页编号必须出现在两个进程的页表中。

图3.1显示了两个共享物理页号4的进程。对于进程X虚拟页号是4，而对于进程Y虚拟页号是6。这也表明了共享页的一个有趣的地方：共享的物理页不必存在共享它的进程的虚拟内存空间的同一个地方。

　

3.1.4 Physical and Vitual Addressing Modes（物理和虚拟寻址模式）

　

对于操作系统本身而言，运行在虚拟内存中没有什么意义。如果操作系统必须维护自身的页表，这将会是一场噩梦。大多数多用途的处理器同时支持物理地址模式和虚拟地址模式。物理寻址模式不需要页表，处理器在这种模式下不需要进行任何地址转换。Linux核心运行在物理地址模式。

　

Alpha AXP处理器没有特殊的物理寻址模式。它将内存空间分为几个区，将其中两个指定为物理映射地址区。核心的地址空间叫做KSEG地址空间，包括从0xfffffc0000000000向上的所有地址。为了执行连接在KSEG的代码（核心代码）或者访问那里的数据，代码必须在核心态执行。Alpha 上的Linux核心连接到从地址0xfffffc0000310000执行。

　



3.1.5 Access Control（访问控制）

　

页表条目也包括访问控制信息。当处理器使用页表条目将进程的虚拟地址映射到物理地址的时候，它很容易利用访问控制信息控制进程不要用不允许的方式进行访问。

　

有很多原因你希望限制对于内存区域的访问。一些内存，比如包含执行代码，本质上是只读的代码，操作系统应该禁止进程写它的执行代码。反过来，包括数据的页可以写，但是如果试图执行这段内存应该失败。大多数处理器有两种执行状态：核心态和用户态。你不希望用户直接执行核心态的代码或者存取核心数据结构，除非处理器运行在核心态。

　

访问控制信息放在PTE（page table entry）中，而且和具体处理器相关。图3.2显示了Alpha AXP的PTE。各个位意义如下：

　

V 有效，这个PTE是否有效

FOE “Fault on Execute” 试图执行本页代码时，处理器是否要报告page fault，并将控制权传递给操作系统。

ＦＯＷ　“Fault on Write” 如上，在试图写本页时产生page fault

FOR “fault on read” 如上，在试图读本页时产生page fault

ASM 地址空间匹配。用于操作系统清除转换缓冲区中的部分条目

KRE 核心态的代码可以读本页

URE 用户态的代码可以读本页

GII 间隔因子，用于将一整块映射到一个转换缓冲条目而非多个。

KWE 核心态的代码可以写本页

UWE 用户态的代码可以写本页

Page frame number 对于V位有效的PTE，包括了本PTE的物理页编号；对于无效的PTE，如果不是0，包括了本页是否在交换文件的信息。

　

以下两位由Linux定义并使用

_PAGE_DIRTY 如果设置，本页需要写到交换文件中。

_PAGE_ACCESSED Linux 使用，标志一页已经访问过

　

3.2 Caches（高速缓存）

如果你用以上理论模型来实现一个系统，它可以工作，但是不会太高效率。操作系统和处理器的设计师都尽力让系统性能更高。除了使用更快的处理器、内存等，最好的方法是维护有用信息和数据的高速缓存，这会使一些操作更快。Linux使用了一系列和高速缓存相关的内存管理技术：

　

Buffer Cache： Buffer cache 包含了用于块设备驱动程序的数据缓冲区。这些缓冲区大小固定（例如512字节），包括从块设备读出的数据或者要写到块设备的数据。块设备是只能通过读写固定大小的数据块来访问的设备。所有的硬盘都是块设备。块设备用设备标识符和要访问的数据块编号作为索引，用来快速定位数据块。块设备只能通过buffer cache存取。如果数据可以在buffer cache中找到，那就不需要从物理块设备如硬盘上读取，从而使访问加快。

参见fs/buffer.c

Page Cache 用来加快对磁盘上映像和数据的访问。它用于缓存文件的逻辑内容，一次一页，并通过文件和文件内的偏移来访问。当数据页从磁盘读到内存中时，被缓存到page cache中。

参见mm/filemap.c

Swap Cache 只有改动过的（或脏dirty）页才存在交换文件中。只要它们写到交换文件之后没有再次修改，下一次这些页需要交换出来的时候，就不需要再写到交换文件中，因为该页已经在交换文件中了，直接废弃该页就可以了。在一个交换比较厉害的系统，这会节省许多不必要和高代价的磁盘操作。

参见mm/swap_state.c mm/swapfile.c

　

　


Hardware Cache:硬件高速缓存的常见的实现方法是在处理器里面：PTE的高速缓存。这种情况下，处理器不需要总是直接读页表，而在需要时把页转换表放在缓存区里。CPU里有转换表缓冲区(TLB Translation Look-aside Buffers)，放置了系统中一个或多个进程的页表条目的缓存的拷贝。

　

当引用虚拟地址时，处理区试图在TLB中寻找。如果找到了，它就直接将虚拟地址转换到物理地址，进而对数据执行正确的操作。如果找不到，它就需要操作系统的帮助。它用信号通知操作系统，发生了TLB missing。一个和系统相关的机制将这个异常转到操作系统相应的代码来处理。操作系统为这个地址映射生成新的TLB条目。当异常清除之后，处理器再次尝试转换虚拟地址，这一次将会成功因为TLB中该地址有了一个有效的条目。

高速缓存的副作用（不管是硬件或其他方式的）在于Linux必须花大量时间和空间来维护这些高速缓存区，如果这些高速缓存区崩溃，系统也会崩溃。
作者: channel    时间: 2004-2-6 10:59
太多了，太复杂了，看了都头晕~~~~~~~~~~~
作者: [二孬]    时间: 2004-2-6 11:27


不是都说了Linux通常是被当作操作系统教学蓝本的么
作者: 太极    时间: 2004-2-6 12:28
现在还是转载些操作教程，太专业的反而不易接受。<──我的看法
作者: a2love    时间: 2004-2-6 12:48
真的想学的人，我想一定会认真去捉摸
又不是很难的咯。。。。
作者: 太极    时间: 2004-2-6 13:01
有本《操作系统原理与教程》，感觉不错。
作者: [二孬]    时间: 2004-2-6 18:07
这是kernel手册
我看了一遍
也觉得很像操作手册



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