• Linux下系統(tǒng)調(diào)用的實現(xiàn)

1. Unix/Linux操作系統(tǒng)的體系結(jié)構(gòu)及系統(tǒng)調(diào)用介紹

1. 什么是操作系統(tǒng)和系統(tǒng)調(diào)用

   
       操作系統(tǒng)是從硬件抽象出來的虛擬機，在該虛擬機上用戶可以運行應(yīng)用程序。它負責直接與硬件交互，向用戶程序提供公共服務(wù)，并使它們同硬件特性隔離。因為程序不應(yīng)該依賴于下層的硬件，只有這樣應(yīng)用程序才能很方便的在各種不同的Unix系統(tǒng)之間移動。系統(tǒng)調(diào)用是Unix/Linux操作系統(tǒng)向用戶程序提供支持的接口，通過這些接口應(yīng)用程序向操作系統(tǒng)請求服務(wù)，控制轉(zhuǎn)向操作系統(tǒng)，而操作系統(tǒng)在完成服務(wù)后，將控制和結(jié)果返回給用戶程序。
   　

2. Unix/Linux系統(tǒng)體系結(jié)構(gòu)

   
   一個Unix/Linux系統(tǒng)分為三個層次：用戶、核心以及硬件。
   
   　    其中系統(tǒng)調(diào)用是用戶程序與核心間的邊界，通過系統(tǒng)調(diào)用進程可由用戶模式轉(zhuǎn)入核心模式，在核心模式下完成一定的服務(wù)請求后在返回用戶模式。

       系統(tǒng)調(diào)用接口看起來和C程序中的普通函數(shù)調(diào)用很相似，它們通常是通過庫把這些函數(shù)調(diào)用映射成進入操作系統(tǒng)所需要的原語。

       這些操作原語只是提供一個基本功能集，而通過庫對這些操作的引用和封裝，可以形成豐富而且強大的系統(tǒng)調(diào)用庫。這里體現(xiàn)了機制與策略相分離的編程思想——系統(tǒng)調(diào)用只是提供訪問核心的基本機制，而策略是通過系統(tǒng)調(diào)用庫來體現(xiàn)。

   例：execv, execl, execlv, opendir , readdir...

   　

3. Unix/Linux運行模式，地址空間和上下文
    

   運行模式（運行態(tài)）：

       一種計算機硬件要運行Unix/Linux系統(tǒng)，至少需要提供兩種運行模式：高優(yōu)先級的核心模式和低優(yōu)先級的用戶模式。

       實際上許多計算機都有兩種以上的執(zhí)行模式。如：intel 80x86體系結(jié)構(gòu)就有四層執(zhí)行特權(quán)，內(nèi)層特權(quán)最高。Unix只需要兩層即可以了：核心運行在高優(yōu)先級，稱之為核心態(tài)；其它外圍軟件包括shell，編輯程序，Xwindow等等都是在低優(yōu)先級運行，稱之為用戶態(tài)。之所以采取不同的執(zhí)行模式主要原因時為了保護，由于用戶進程在較低的特權(quán)級上運行，它們將不能意外或故意的破壞其它進程或內(nèi)核。程序造成的破壞會被局部化而不影響系統(tǒng)中其它活動或者進程。當用戶進程需要完成特權(quán)模式下才能完成的某些功能時，必須嚴格按照系統(tǒng)調(diào)用提供接口才能進入特權(quán)模式，然后執(zhí)行調(diào)用所提供的有限功能。

       每種運行態(tài)都應(yīng)該有自己的堆棧。在Linux中，分為用戶棧和核心棧。用戶棧包括在用戶態(tài)執(zhí)行時函數(shù)調(diào)用的參數(shù)、局部變量和其它數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。有些系統(tǒng)中專門為全局中斷處理提供了中斷棧，但是x86中并沒有中斷棧，中斷在當前進程的核心棧中處理。

   地址空間：

       采用特權(quán)模式進行保護的根本目的是對地址空間的保護，用戶進程不應(yīng)該能夠訪問所有的地址空間：只有通過系統(tǒng)調(diào)用這種受嚴格限制的接口，進程才能進入核心態(tài)并訪問到受保護的那一部分地址空間的數(shù)據(jù)，這一部分通常是留給操作系統(tǒng)使用。另外，進程與進程之間的地址空間也不應(yīng)該隨便互訪。這樣，就需要提供一種機制來在一片物理內(nèi)存上實現(xiàn)同一進程不同地址空間上的保護，以及不同進程之間地址空間的保護。

       Unix/Linux中通過虛存管理機制很好的實現(xiàn)了這種保護，在虛存系統(tǒng)中，進程所使用的地址不直接對應(yīng)物理的存儲單元。每個進程都有自己的虛存空間，每個進程有自己的虛擬地址空間，對虛擬地址的引用通過地址轉(zhuǎn)換機制轉(zhuǎn)換成為物理地址的引用。正因為所有進程共享物理內(nèi)存資源，所以必須通過一定的方法來保護這種共享資源，通過虛存系統(tǒng)很好的實現(xiàn)了這種保護：每個進程的地址空間通過地址轉(zhuǎn)換機制映射到不同的物理存儲頁面上，這樣就保證了進程只能訪問自己的地址空間所對應(yīng)的頁面而不能訪問或修改其它進程的地址空間對應(yīng)的頁面。

       虛擬地址空間分為兩個部分：用戶空間和系統(tǒng)空間。在用戶模式下只能訪問用戶空間而在核心模式下可以訪問系統(tǒng)空間和用戶空間。系統(tǒng)空間在每個進程的虛擬地址空間中都是固定的，而且由于系統(tǒng)中只有一個內(nèi)核實例在運行，因此所有進程都映射到單一內(nèi)核地址空間。內(nèi)核中維護全局數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和每個進程的一些對象信息，后者包括的信息使得內(nèi)核可以訪問任何進程的地址空間。通過地址轉(zhuǎn)換機制進程可以直接訪問當前進程的地址空間（通過MMU），而通過一些特殊的方法也可以訪問到其它進程的地址空間。

       盡管所有進程都共享內(nèi)核，但是系統(tǒng)空間是受保護的，進程在用戶態(tài)無法訪問。進程如果需要訪問內(nèi)核，則必須通過系統(tǒng)調(diào)用接口。進程調(diào)用一個系統(tǒng)調(diào)用時，通過執(zhí)行一組特殊的指令（這個指令是與平臺相關(guān)的，每種系統(tǒng)都提供了專門的trap命令，基于x86的Linux中是使用int 指令）使系統(tǒng)進入內(nèi)核態(tài)，并將控制權(quán)交給內(nèi)核，由內(nèi)核替代進程完成操作。當系統(tǒng)調(diào)用完成后，內(nèi)核執(zhí)行另一組特征指令將系統(tǒng)返回到用戶態(tài)，控制權(quán)返回給進程。

   上下文：

       一個進程的上下文可以分為三個部分：用戶級上下文、寄存器上下文以及系統(tǒng)級上下文。

       用戶級上下文：正文、數(shù)據(jù)、用戶棧以及共享存儲區(qū)；

       寄存器上下文：程序寄存器（IP），即CPU將執(zhí)行的下條指令地址，處理機狀態(tài)寄存器（EFLAGS），棧指針，通用寄存器；

       系統(tǒng)級上下文：進程表項(proc結(jié)構(gòu))和U區(qū)，在Linux中這兩個部分被合成task_struct，區(qū)表及頁表(mm_struct , vm_area_struct, pgd, pmd, pte等)，核心棧等。

       全部的上下文信息組成了一個進程的運行環(huán)境。當發(fā)生進程調(diào)度時，必須對全部上下文信息進行切換，新調(diào)度的進程才能運行。進程就是上下文的集合的一個抽象概念。

   　

4. 系統(tǒng)調(diào)用的功能和分類

( setup_idt:

lea ignore_int,%edx

movl $(__KERNEL_CS << 16),%eax

movw %dx,%ax /* selector = 0x0010 = cs */

movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */

lea SYMBOL_NAME(idt_table),%edi

mov $256,%ecx

rp_sidt:

movl %eax,(%edi)

movl %edx,4(%edi)

addl $8,%edi

dec %ecx

jne rp_sidt

ret

selector = __KERNEL_CS, DPL = 0, TYPE = E, P = 1）;

2.Start_kernel()(linux/init/main.c)調(diào)用trap_init()(linux/arch/i386/kernel/trap.c)函數(shù)設(shè)置中斷描述符表。在該函數(shù)里，實際上是通過調(diào)用函數(shù)set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call)來完成該項的設(shè)置的。其中的SYSCALL_VECTOR就是0x80，而system_call則是一個匯編子函數(shù)，它即是中斷0x80的處理函數(shù)，主要完成兩項工作：a. 寄存器上下文的保存；b. 跳轉(zhuǎn)到系統(tǒng)調(diào)用處理函數(shù)。在后面會詳細介紹這些內(nèi)容。

B.與系統(tǒng)調(diào)用相關(guān)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

1.系統(tǒng)調(diào)用處理函數(shù)的函數(shù)名的約定

    函數(shù)名都以“sys_”開頭，后面跟該系統(tǒng)調(diào)用的名字。例如，系統(tǒng)調(diào)用fork()的處理函數(shù)名是sys_fork()。

asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs);

（補充關(guān)于asmlinkage的說明）

　
2.系統(tǒng)調(diào)用號（System Call Number）

    核心中為每個系統(tǒng)調(diào)用定義了一個唯一的編號，這個編號的定義在linux/include/asm/unistd.h中，編號的定義方式如下所示：

#define __NR_exit 1

#define __NR_fork 2

#define __NR_read 3

#define __NR_write 4

. . . . . .

    用戶在調(diào)用一個系統(tǒng)調(diào)用時，系統(tǒng)調(diào)用號號作為參數(shù)傳遞給中斷0x80，而該標號實際上是后面將要提到的系統(tǒng)調(diào)用表(sys_call_table)的下標，通過該值可以找到相映系統(tǒng)調(diào)用的處理函數(shù)地址。

　
3.系統(tǒng)調(diào)用表

    如前面提到的，系統(tǒng)調(diào)用是通過一條陷入指令進入核心態(tài)，然后根據(jù)傳給核心的系統(tǒng)調(diào)用號為索引在系統(tǒng)調(diào)用表中找到相映的處理函數(shù)入口地址。這里將詳細介紹這一過程。

    我們還是以x86為例說明：

    由于陷入指令是一條特殊指令，而且依賴與操作系統(tǒng)實現(xiàn)的平臺，如在x86中，這條指令是int 0x80，這顯然不是用戶在編程時應(yīng)該使用的語句，因為這將使得用戶程序難于移植。所以在操作系統(tǒng)的上層需要實現(xiàn)一個對應(yīng)的系統(tǒng)調(diào)用庫，每個系統(tǒng)調(diào)用都在該庫中包含了一個入口點（如我們看到的fork, open, close等等），這些函數(shù)對程序員是可見的，而這些庫函數(shù)的工作是以對應(yīng)系統(tǒng)調(diào)用號作為參數(shù)，執(zhí)行陷入指令int 0x80，以陷入核心執(zhí)行真正的系統(tǒng)調(diào)用處理函數(shù)。當一個進程調(diào)用一個特定的系統(tǒng)調(diào)用庫的入口點，正如同它調(diào)用任何函數(shù)一樣，對于庫函數(shù)也要創(chuàng)建一個棧幀。而當進程執(zhí)行陷入指令時，它將處理機狀態(tài)轉(zhuǎn)換到核心態(tài)，并且在核心棧執(zhí)行核心代碼。

    這里給出一個示例（linux/include/asm/unistd.h）：

#define _syscallN(type, name, type1, arg1, type2, arg2, . . . ) \

type name(type1 arg1,type2 arg2) \

{ \

long __res; \

__asm__ volatile ("int $0x80" \

: "=a" (__res) \

: "" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2))); \

. . . . . .

__syscall_return(type,__res); \

}

    在執(zhí)行一個系統(tǒng)調(diào)用庫中定義的系統(tǒng)調(diào)用入口函數(shù)時，實際執(zhí)行的是類似如上的一段代碼。這里牽涉到一些gcc的嵌入式匯編語言，不做詳細的介紹，只簡單說明其意義：

    其中__NR_##name是系統(tǒng)調(diào)用號，如name == ioctl，則為__NR_ioctl，它將被放在寄存器eax中作為參數(shù)傳遞給中斷0x80的處理函數(shù)。而系統(tǒng)調(diào)用的其它參數(shù)arg1, arg2, …則依次被放入ebx, ecx, . . .等通用寄存器中，并作為系統(tǒng)調(diào)用處理函數(shù)的參數(shù)，這些參數(shù)是怎樣傳入核心的將會在后面介紹。

    下面將示例說明：

int func1()

{

int fd, retval;

fd = open(filename, ……);

……

ioctl(fd, cmd, arg);

. . .

}

　

func2()

{

int fd, retval;

fd = open(filename, ……);

……

__asm__ __volatile__(\

"int $0x80\n\t"\

:"=a"(retval)\

:"0"(__NR_ioctl),\

"b"(fd),\

"c"(cmd),\

"d"(arg));

}

    這兩個函數(shù)在Linux/x86上運行的結(jié)果應(yīng)該是一樣的。

    若干個庫函數(shù)可以映射到同一個系統(tǒng)調(diào)用入口點。系統(tǒng)調(diào)用入口點對每個系統(tǒng)調(diào)用定義其真正的語法和語義，但庫函數(shù)通常提供一個更方便的接口。如系統(tǒng)調(diào)用exec有集中不同的調(diào)用方式：execl, execle,等，它們實際上只是同一系統(tǒng)調(diào)用的不同接口而已。對于這些調(diào)用，它們的庫函數(shù)對它們各自的參數(shù)加以處理，來實現(xiàn)各自的特點，但是最終都被映射到同一個核心入口點。

　D.系統(tǒng)調(diào)用陷入內(nèi)核后作何初始化處理

          在這里所做的所有工作是：
           1.保存EAX寄存器，因為在SAVE_ALL中保存的EAX寄存器會被調(diào)用的返回值所覆蓋；
           2.調(diào)用SAVE_ALL保存寄存器上下文；
           3.判斷當前調(diào)用是否是合法系統(tǒng)調(diào)用（EAX是系統(tǒng)調(diào)用號，它應(yīng)該小于NR_syscalls）；
           4.如果設(shè)置了PF_TRACESYS標志，則跳轉(zhuǎn)到syscall_trace，在那里將會把當前進程掛起并向其父進程發(fā)送SIGTRAP，這主要是為了設(shè)              置調(diào)試斷點而設(shè)計的；
           5.如果沒有設(shè)置PF_TRACESYS標志，則跳轉(zhuǎn)到該系統(tǒng)調(diào)用的處理函數(shù)入口。這里是以EAX（即前面提到的系統(tǒng)調(diào)用號）作為偏移，在系             統(tǒng)調(diào)用表sys_call_table中查找處理函數(shù)入口地址，并跳轉(zhuǎn)到該入口地址。
　

#define GET_CURRENT(reg) \

movl %esp, reg; \

andl $-8192, reg;

    其作用是取得當前進程的task_struct結(jié)構(gòu)的指針返回到reg中，因為在Linux中核心棧的位置是task_struct之后的兩個頁面處（8192bytes），所以此處把棧指針與-8192則得到的是task_struct結(jié)構(gòu)指針，而task_struct中偏移為4的位置是成員flags，在這里指令testb $0x20,flags(%ebx)檢測的就是task_struct->flags。


2.堆棧中的參數(shù)

    正如前面提到的，SAVE_ALL是系統(tǒng)調(diào)用參數(shù)的傳入過程，當執(zhí)行完SAVE_ALL并且再由CALL指令調(diào)用其處理函數(shù)時，堆棧的結(jié)構(gòu)應(yīng)該如上圖所示。這時的堆棧結(jié)構(gòu)看起來和執(zhí)行一個普通帶參數(shù)的函數(shù)調(diào)用是一樣的，參數(shù)在堆棧中對應(yīng)的順序是（arg1， ebx），（arg2, ecx）,（arg3, edx）. . . . . .，這正是SAVE_ALL壓棧的反順序，這些參數(shù)正是用戶在使用系統(tǒng)調(diào)用時試圖傳送給核心的參數(shù)。下面是在核心的調(diào)用處理函數(shù)中使用參數(shù)的兩種典型方法：

asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs)；

asmlinkage int sys_open(const char * filename, int flags, int mode)；

    在sys_fork中，把整個堆棧中的內(nèi)容視為一個struct pt_regs類型的參數(shù)，該參數(shù)的結(jié)構(gòu)和堆棧的結(jié)構(gòu)是一致的，所以可以使用堆棧中的全部信息。而在sys_open中參數(shù)filename, flags, mode正好對應(yīng)與堆棧中的ebx, ecx, edx的位置，而這些寄存器正是用戶在通過C庫調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用時給這些參數(shù)指定的寄存器。

__asm__ __volatile__(\

"int $0x80\n\t"\

:"=a"(retval)\

:"0"(__NR_open),\

"b"(filename),\

"c"(flags),\

"d"(mode));

　
3.核心如何使用用戶空間的參數(shù)

#define __NR_hello ???（這個數(shù)字可能因為核心版本不同而不同）
2.在某個合適的目錄中（如：linux/kernel）增加一個hello.c，修改該目錄下的Makefile（把相映的.o文件列入Makefile中就可以了）。
3.編寫hello.c

. . . . . .

asmlinkage int sys_hello(char * str)

{

printk(“My syscall: hello, I know what you say to me: %s ! \n”, str);

return 0;

}

　
4.修改linux/arch/i386/kernel/entry.S，在里面增加一條語句：

ENTRY(sys_call_table)

. . . . . .

.long SYMBOL_NAME(sys_hello)

并且修改：

.rept NR_syscalls-??? /* ??? = ??? +1 */

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall)
5.在linux/include/i386/中增加hello.h，里面至少應(yīng)包括這樣幾條語句：

• Linux中的系統(tǒng)調(diào)用

1． 進程相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用
Fork & vfork & clone

    進程是一個指令執(zhí)行流及其執(zhí)行環(huán)境，其執(zhí)行環(huán)境是一個系統(tǒng)資源的集合，這些資源在Linux中被抽象成各種數(shù)據(jù)對象：進程控制塊、虛存空間、文件系統(tǒng)，文件I/O、信號處理函數(shù)。所以創(chuàng)建一個進程的過程就是這些數(shù)據(jù)對象的創(chuàng)建過程。

    在調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用fork創(chuàng)建一個進程時，子進程只是完全復(fù)制父進程的資源，這樣得到的子進程獨立于父進程，具有良好的并發(fā)性，但是二者之間的通訊需要通過專門的通訊機制，如：pipe，fifo，System V IPC機制等，另外通過fork創(chuàng)建子進程系統(tǒng)開銷很大，需要將上面描述的每種資源都復(fù)制一個副本。這樣看來，fork是一個開銷十分大的系統(tǒng)調(diào)用，這些開銷并不是所有的情況下都是必須的，比如某進程fork出一個子進程后，其子進程僅僅是為了調(diào)用exec執(zhí)行另一個執(zhí)行文件，那么在fork過程中對于虛存空間的復(fù)制將是一個多余的過程（由于Linux中是采取了copy-on-write技術(shù)，所以這一步驟的所做的工作只是虛存管理部分的復(fù)制以及頁表的創(chuàng)建，而并沒有包括物理也面的拷貝）；另外，有時一個進程中具有幾個獨立的計算單元，可以在相同的地址空間上基本無沖突進行運算，但是為了把這些計算單元分配到不同的處理器上，需要創(chuàng)建幾個子進程，然后各個子進程分別計算最后通過一定的進程間通訊和同步機制把計算結(jié)果匯總，這樣做往往有許多格外的開銷，而且這種開銷有時足以抵消并行計算帶來的好處。

　

    這說明了把計算單元抽象到進程上是不充分的，這也就是許多系統(tǒng)中都引入了線程的概念的原因。在講述線程前首先介紹以下vfork系統(tǒng)調(diào)用，vfork系統(tǒng)調(diào)用不同于fork，用vfork創(chuàng)建的子進程共享地址空間，也就是說子進程完全運行在父進程的地址空間上，子進程對虛擬地址空間任何數(shù)據(jù)的修改同樣為父進程所見。但是用vfork創(chuàng)建子進程后，父進程會被阻塞直到子進程調(diào)用exec或exit。這樣的好處是在子進程被創(chuàng)建后僅僅是為了調(diào)用exec執(zhí)行另一個程序時，因為它就不會對父進程的地址空間有任何引用，所以對地址空間的復(fù)制是多余的，通過vfork可以減少不必要的開銷。

    在Linux中， fork和vfork都是調(diào)用同一個核心函數(shù)

    do_fork(unsigned long clone_flag, unsigned long usp, struct pt_regs)

    其中clone_flag包括CLONE_VM, CLONE_FS, CLONE_FILES, CLONE_SIGHAND, CLONE_PID，CLONE_VFORK等等標志位，任何一位被置1了則表明創(chuàng)建的子進程和父進程共享該位對應(yīng)的資源。所以在vfork的實現(xiàn)中，cloneflags = CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD，這表示子進程和父進程共享地址空間，同時do_fork會檢查CLONE_VFORK，如果該位被置1了，子進程會把父進程的地址空間鎖住，直到子進程退出或執(zhí)行exec時才釋放該鎖。

　

    在講述clone系統(tǒng)調(diào)用前先簡單介紹線程的一些概念。

    線程是在進程的基礎(chǔ)上進一步的抽象，也就是說一個進程分為兩個部分：線程集合和資源集合。線程是進程中的一個動態(tài)對象，它應(yīng)該是一組獨立的指令流，進程中的所有線程將共享進程里的資源。但是線程應(yīng)該有自己的私有對象：比如程序計數(shù)器、堆棧和寄存器上下文。

    線程分為三種類型：

    內(nèi)核線程、輕量級進程和用戶線程。

內(nèi)核線程：

    它的創(chuàng)建和撤消是由內(nèi)核的內(nèi)部需求來決定的，用來負責執(zhí)行一個指定的函數(shù)，一個內(nèi)核線程不需要和一個用戶進程聯(lián)系起來。它共享內(nèi)核的正文段核全局數(shù)據(jù)，具有自己的內(nèi)核堆棧。它能夠單獨的被調(diào)度并且使用標準的內(nèi)核同步機制，可以被單獨的分配到一個處理器上運行。內(nèi)核線程的調(diào)度由于不需要經(jīng)過態(tài)的轉(zhuǎn)換并進行地址空間的重新映射，因此在內(nèi)核線程間做上下文切換比在進程間做上下文切換快得多。

輕量級進程：

    輕量級進程是核心支持的用戶線程，它在一個單獨的進程中提供多線程控制。這些輕量級進程被單獨的調(diào)度，可以在多個處理器上運行，每一個輕量級進程都被綁定在一個內(nèi)核線程上，而且在它的生命周期這種綁定都是有效的。輕量級進程被獨立調(diào)度并且共享地址空間和進程中的其它資源，但是每個LWP都應(yīng)該有自己的程序計數(shù)器、寄存器集合、核心棧和用戶棧。

用戶線程：

    用戶線程是通過線程庫實現(xiàn)的。它們可以在沒有內(nèi)核參與下創(chuàng)建、釋放和管理。線程庫提供了同步和調(diào)度的方法。這樣進程可以使用大量的線程而不消耗內(nèi)核資源，而且省去大量的系統(tǒng)開銷。用戶線程的實現(xiàn)是可能的，因為用戶線程的上下文可以在沒有內(nèi)核干預(yù)的情況下保存和恢復(fù)。每個用戶線程都可以有自己的用戶堆棧，一塊用來保存用戶級寄存器上下文以及如信號屏蔽等狀態(tài)信息的內(nèi)存區(qū)。庫通過保存當前線程的堆棧和寄存器內(nèi)容載入新調(diào)度線程的那些內(nèi)容來實現(xiàn)用戶線程之間的調(diào)度和上下文切換。

    內(nèi)核仍然負責進程的切換，因為只有內(nèi)核具有修改內(nèi)存管理寄存器的權(quán)力。用戶線程不是真正的調(diào)度實體，內(nèi)核對它們一無所知，而只是調(diào)度用戶線程下的進程或者輕量級進程，這些進程再通過線程庫函數(shù)來調(diào)度它們的線程。當一個進程被搶占時，它的所有用戶線程都被搶占，當一個用戶線程被阻塞時，它會阻塞下面的輕量級進程，如果進程只有一個輕量級進程，則它的所有用戶線程都會被阻塞。

　

    明確了這些概念后，來講述Linux的線程和clone系統(tǒng)調(diào)用。

    在許多實現(xiàn)了MT的操作系統(tǒng)中（如：Solaris，Digital Unix等）， 線程和進程通過兩種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來抽象表示： 進程表項和線程表項，一個進程表項可以指向若干個線程表項， 調(diào)度器在進程的時間片內(nèi)再調(diào)度線程。  但是在Linux中沒有做這種區(qū)分，  而是統(tǒng)一使用task_struct來管理所有進程/線程，只是線程與線程之間的資源是共享的，這些資源可是是前面提到過的：虛存、文件系統(tǒng)、文件I/O以及信號處理函數(shù)甚至PID中的幾種。


    也就是說Linux中，每個線程都有一個task_struct，所以線程和進程可以使用同一調(diào)度器調(diào)度。其實Linux核心中，輕量級進程和進程沒有質(zhì)上的差別，因為Linux中進程的概念已經(jīng)被抽象成了計算狀態(tài)加資源的集合，這些資源在進程間可以共享。如果一個task獨占所有的資源，則是一個HWP，如果一個task和其它task共享部分資源，則是LWP。

    clone系統(tǒng)調(diào)用就是一個創(chuàng)建輕量級進程的系統(tǒng)調(diào)用：

    int clone(int (*fn)(void * arg), void *stack, int flags, void * arg);

    其中fn是輕量級進程所執(zhí)行的過程，stack是輕量級進程所使用的堆棧，flags可以是前面提到的CLONE_VM, CLONE_FS, CLONE_FILES, CLONE_SIGHAND,CLONE_PID的組合。Clone 和fork，vfork在實現(xiàn)時都是調(diào)用核心函數(shù)do_fork。

    do_fork(unsigned long clone_flag, unsigned long usp, struct pt_regs)；

    和fork、vfork不同的是，fork時clone_flag = SIGCHLD；

    vfork時clone_flag = CLONE_VM | CLONE_VFORK | SIGCHLD；

    而在clone中，clone_flag由用戶給出。

    下面給出一個使用clone的例子。

    Void * func(int arg)

    {

    . . . . . .

    }

    int main()

    {

int clone_flag, arg;

. . . . . .

clone_flag = CLONE_VM | CLONE_SIGHAND | CLONE_FS |

CLONE_FILES;

stack = (char *)malloc(STACK_FRAME);

stack += STACK_FRAME;

retval = clone((void *)func, stack, clone_flag, arg);

. . . . . .

}

    看起來clone的用法和pthread_create有些相似，兩者的最根本的差別在于clone是創(chuàng)建一個LWP，對核心是可見的，由核心調(diào)度，而pthread_create通常只是創(chuàng)建一個用戶線程，對核心是不可見的，由線程庫調(diào)度。

　

Nanosleep & sleep

    sleep和nanosleep都是使進程睡眠一段時間后被喚醒，但是二者的實現(xiàn)完全不同。

    Linux中并沒有提供系統(tǒng)調(diào)用sleep，sleep是在庫函數(shù)中實現(xiàn)的，它是通過調(diào)用alarm來設(shè)定報警時間，調(diào)用sigsuspend將進程掛起在信號SIGALARM上，sleep只能精確到秒級上。

    nanosleep則是Linux中的系統(tǒng)調(diào)用，它是使用定時器來實現(xiàn)的，該調(diào)用使調(diào)用進程睡眠，并往定時器隊列上加入一個time_list型定時器，time_list結(jié)構(gòu)里包括喚醒時間以及喚醒后執(zhí)行的函數(shù)，通過nanosleep加入的定時器的執(zhí)行函數(shù)僅僅完成喚醒當前進程的功能。系統(tǒng)通過一定的機制定時檢查這些隊列（比如通過系統(tǒng)調(diào)用陷入核心后，從核心返回用戶態(tài)前，要檢查當前進程的時間片是否已經(jīng)耗盡，如果是則調(diào)用schedule()函數(shù)重新調(diào)度，該函數(shù)中就會檢查定時器隊列，另外慢中斷返回前也會做此檢查），如果定時時間已超過，則執(zhí)行定時器指定的函數(shù)喚醒調(diào)用進程。當然，由于系統(tǒng)時間片可能丟失，所以nanosleep精度也不是很高。

    alarm也是通過定時器實現(xiàn)的，但是其精度只精確到秒級，另外，它設(shè)置的定時器執(zhí)行函數(shù)是在指定時間向當前進程發(fā)送SIGALRM信號。

　
2.存儲相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用

vm_ops: open, close, no_page, swapin, swapout . . . . . .

    進程間通訊可以通過很多種機制，包括signal, pipe, fifo, System V IPC, 以及socket等等，前幾種概念都比較好理解，這里著重介紹關(guān)于System V IPC。

    System V IPC包括三種機制：message（允許進程發(fā)送格式化的數(shù)據(jù)流到任意的進程）、shared memory（允許進程間共享它們虛擬地址空間的部分區(qū)域）和semaphore（允許進程間同步的執(zhí)行）。

    操作系統(tǒng)核心中為它們分別維護著一個表，這三個表是系統(tǒng)中所有這三種IPC對象的集合，表的索引是一個數(shù)值ID，進程通過這個ID可以查找到需要使用的IPC資源。進程每創(chuàng)建一個IPC對象，系統(tǒng)中都會在相應(yīng)的表中增加一項。之后其它進程（具有許可權(quán)的進程）只要通過該IPC對象的ID則可以引用它。

    IPC對象必須使用IPC_RMID命令來顯示的釋放，否則這個對象就處于活動狀態(tài)，甚至所有的使用它的進程都已經(jīng)終止。這種機制某些時候十分有用，但是也正因為這種特征，使得操作系統(tǒng)內(nèi)核無法判斷IPC對象是被用戶故意遺留下來供將來其它進程使用還是被無意拋棄的。

    Linux中只提供了一個系統(tǒng)調(diào)用接口ipc()來完成所有System V IPC操作，我們常使用的是建立在該調(diào)用之上的庫函數(shù)接口。對于這三種IPC，都有很相似的三種調(diào)用：xxxget, (msgsnd, msgrcv)｜semopt | (shmat, shmdt), xxxctl

    Xxxget：獲取調(diào)用，在系統(tǒng)中申請或者查詢一個IPC資源，返回值是該IPC對象的ID，該調(diào)用類似于文件系統(tǒng)的open, create調(diào)用；

    Xxxctl：控制調(diào)用，至少包括三種操作:XXX_RMID（釋放IPC對象）, XXX_STAT（查詢狀態(tài)）, XXX_SET（設(shè)置狀態(tài)信息）；

    (msgsnd, msgrcv) | Semopt | (shmat, shmdt)|：操作調(diào)用，這些調(diào)用的功能隨IPC對象的類型不同而有較大差異。

4.文件系統(tǒng)相關(guān)的調(diào)用

    文件是用來保存數(shù)據(jù)的，而文件系統(tǒng)則可以讓用戶組織，操縱以及存取不同的文件。內(nèi)核允許用戶通過一個嚴格定義的過程性接口與文件系統(tǒng)進行交互，這個接口對用戶屏蔽了文件系統(tǒng)的細節(jié)，同時指定了所有相關(guān)系統(tǒng)調(diào)用的行為和語義。Linux支持許多中文件系統(tǒng)，如ext2，msdos, ntfs, proc, dev, ufs, nfs等等，這些文件系統(tǒng)都實現(xiàn)了相同的接口，因此給應(yīng)用程序提供了一致性的視圖。但每種文件系統(tǒng)在實現(xiàn)時可能對某個方面加以了一定的限制。如：文件名的長度，是否支持所有的文件系統(tǒng)接口調(diào)用。

    為了支持多文件系統(tǒng)，sun提出了一種vnode/vfs接口，SVR4中將之實現(xiàn)成了一種工業(yè)標準。而Linux作為一種Unix的clone體，自然也實現(xiàn)了這種接口，只是它的接口定義和SVR4的稍有不同。Vnode/Vfs接口的設(shè)計體現(xiàn)了面向?qū)ο蟮乃枷耄?/FONT>Vfs（虛擬文件系統(tǒng)）代表內(nèi)核中的一個文件系統(tǒng)，Vnode（虛擬節(jié)點）代表內(nèi)核中的一個文件，它們都可以被視為抽象基類，并可以從中派生出不同的子類以實現(xiàn)不同的文件系統(tǒng)。

    由于篇幅原因，這里只是大概的介紹一下怎樣通過Vnode/Vfs結(jié)構(gòu)來實現(xiàn)文件系統(tǒng)和訪問文件。

    在Linux中支持的每種文件系統(tǒng)必須有一個file_system_type結(jié)構(gòu)，此結(jié)構(gòu)的核心是read_super函數(shù)，該函數(shù)將讀取文件系統(tǒng)的超級塊。Linux中支持的所有文件系統(tǒng)都會被注冊在一條file_system_type結(jié)構(gòu)鏈中，注冊是在系統(tǒng)初始化時調(diào)用regsiter_filesystem()完成，如果文件系統(tǒng)是以模塊的方式實現(xiàn)，則是在調(diào)用init_module時完成。


    當mount某種塊設(shè)備時，將調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用mount，該調(diào)用中將會首先檢查該類文件系統(tǒng)是否注冊在系統(tǒng)種中，如果注冊了則先給該文件系統(tǒng)分配一個super_block，并進行初始化，最后調(diào)用這種文件系統(tǒng)的read_super函數(shù)來完成super_block結(jié)構(gòu)私有數(shù)據(jù)的賦值。其中最主要的工作是給super_block的s_ops賦值，s_ops是一個函數(shù)向量表，由文件系統(tǒng)各自實現(xiàn)了一組操作。

struct super_operations {

void (*read_inode) (struct inode *);

void (*write_inode) (struct inode *);

void (*put_inode) (struct inode *);

void (*delete_inode) (struct inode *);

void (*put_super) (struct super_block *);

void (*write_super) (struct super_block *);

int (*statfs) (struct super_block *, struct statfs *);

int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *);

void (*clear_inode) (struct inode *);

void (*umount_begin) (struct super_block *);

};

    由于這組操作中定義了文件系統(tǒng)中對于inode的操作，所以是之后對于文件系統(tǒng)中文件所有操作的基礎(chǔ)。

    在給super_block的s_ops賦值后，再給該文件系統(tǒng)分配一個vfsmount結(jié)構(gòu)，將該結(jié)構(gòu)注冊到系統(tǒng)維護的另一條鏈vfsmntlist中，所有mount上的文件系統(tǒng)都在該鏈中有一項。在umount時，則從鏈中刪除這一項并且釋放超級塊。

    對于一個已經(jīng)mount的文件系統(tǒng)中任何文件的操作首先應(yīng)該以產(chǎn)生一個inode實例，即根據(jù)文件系統(tǒng)的類型生成一個屬于該文件系統(tǒng)的內(nèi)存i節(jié)點。這首先調(diào)用文件定位函數(shù)lookup_dentry查找目錄緩存看是否使用過該文件，如果還沒有則緩存中找不到，于是需要的i接點則依次調(diào)用路徑上的所有目錄I接點的lookup函數(shù)，在lookup函數(shù)中會調(diào)用iget函數(shù)，該函數(shù)中最終調(diào)用超級塊的s_ops->read_inode讀取目標文件的磁盤I節(jié)點（這一步再往下就是由設(shè)備驅(qū)動完成了，通過調(diào)用驅(qū)動程序的read函數(shù)讀取磁盤I節(jié)點），read_inode函數(shù)的主要功能是初始化inode的一些私有數(shù)據(jù)(比如數(shù)據(jù)存儲位置，文件大小等等)以及給inode_operations函數(shù)開關(guān)表賦值，最終該inode被綁定在一個目錄緩存結(jié)構(gòu)dentry中返回。

    在獲得了文件的inode之后，對于該文件的其它一切操作都有了根基。因為可以從inode 獲得文件操作函數(shù)開關(guān)表file_operatoins，該開關(guān)表里給出了標準的文件I/O接口的實現(xiàn)，包括read, write, lseek, mmap, ioctl等等。這些函數(shù)入口將是所有關(guān)于文件的系統(tǒng)調(diào)用請求的最終處理入口，通過這些函數(shù)入口會向存儲該文件的硬設(shè)備驅(qū)動發(fā)出請求并且由驅(qū)動程序返回數(shù)據(jù)。當然這中間還會牽涉到一些關(guān)于buffer的管理問題，這里就不贅述了。

    通過講述這些，我們應(yīng)該明白了為什么可以使用統(tǒng)一的系統(tǒng)調(diào)用接口來訪問不同文件系統(tǒng)類型的文件了：因為在文件系統(tǒng)的實現(xiàn)一層，都把低層的差異屏蔽了，用戶可見的只是高層可見的一致的系統(tǒng)調(diào)用接口。

　
5.與module相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用