橙色逆流-CSDN博客

原创 Linux IO Scheduler--CFQ(下)

前文介绍了CFQ调度器的一些概念和结构之间的关系，这里再结合实际的代码，来分析CFQ的工作流程。CFQ调度器的定义如下：static struct elevator_type iosched_cfq = { .ops = { .elevator_merge_fn = cfq_merge, .elevator_merged_fn = cfq_merged_request,

2012-12-17 20:41:54 9730 1

原创 Linux I/O Scheduler--CFQ(上)

CFQ，即Completely Fair Queueing绝对公平调度器，力图为竞争块设备使用权的所有进程分配一个等同的时间片，在调度器分配给进程的时间片内，进程可以将其读写请求发送给底层块设备，当进程的时间片消耗完，进程的请求队列将被挂起，等待调度。相对于Noop和Deadline调度器，CFQ要复杂得多，因此可能要分几次才能将其分析完。优先级每个进程都会有一个IO优先

2012-12-15 21:45:58 24908 2

原创 Linux I/O Scheduler--Deadline

一、原理 Deadline调度器对一个请求的多方面特性进行权衡来进行调度，以期即能满足块设备扇区的顺寻访问又兼顾到一个请求不会在队列中等待太久导致饿死。试想当应用程序频繁访问文件的一部分而此时如果有另一个远端的请求，那么这个请求将会在很长一段时间内得不到响应，这显然是不合理的。Deadline调度器为了兼顾这两个方面，引入了四个队列，这四个队列可分为两类，每一类都由读和

2012-12-12 17:52:54 12328 1

每个块设备或者块设备的分区，都对应有自身的请求队列(request_queue),而每个请求队列都可以选择一个I/O调度器来协调所递交的request。I/O调度器的基本目的是将请求按照它们对应在块设备上的扇区号进行排列，以减少磁头的移动，提高效率。在前面讨论递交I/O请求的时候可以发现，每个request_queue都有一个request的队列，队列里的请求将按顺序被响应。实际上，除了这个队列，

2012-12-10 21:24:22 18987 2

原创 Linux I/O Block--递交I/O请求

在通用块层中，bio用来描述单一的I/O请求，它记录了一次I/O操作所必需的相关信息，如用于I/O操作的数据缓存位置，I/O操作的块设备起始扇区，是读操作还是写操作等等。struct bio的定义如下struct bio { sector_t bi_sector; /* device address in 512 byte sectors */ struct bi

2012-12-09 20:42:43 12267 1

原创 Linux I/O Block--块设备的表示

块设备的特点是其平均访问时间较长，因此为了提高块设备的访问效率，Linux内核用了很多的笔墨来设计和块设备相关的部分，这样一来，从代码的角度来看，访问一个文件的过程变得尤其的漫长……整个路径包含的过程基本可以概括为虚拟文件系统-->块设备实际文件系统-->通用块层-->I/O scheduler-->块设备驱动程序。为了提高块设备的访问效率，内核主要是在两个方面下功夫：1.引入缓存，当用户空间

2012-12-07 16:05:19 19344 2

原创 Linux虚拟文件系统--open()

open()系统调用用来打开一个文件，本文就VFS层，对open系统调用的过程进行一个简单的分析。 SYSCALL_DEFINE3(open, const char __user *, filename, int, flags, int, mode){ long ret; if (force_o_largefile()) flags |= O_LARGEFILE;

2012-11-22 19:37:32 5987 1

原创 Linux虚拟文件系统--文件路径名的解析(4)--符号链接

符号链接也是一种文件，只不过其内容是另一个文件的路径名。对于符号链接的处理，要注意避免死循环的产生，如一个符号链接指向其本身。符号链接可能包含了符号链接，因此内核采用递归的方式来处理这个问题，为了避免符号链接的死循环而导致无穷递归，内核采用link_count和total_link_count来跟踪符号链接的处理，其中前者表示连续的符号链接数，后者表示总共的符号链接数，两者都不能超过各自的限制，否

2012-11-21 21:14:56 5083 1

原创 Linux虚拟文件系统--文件路径名的解析(3)--普通文件名

对于一个文件路径的分量，如果其不为'.'和'..'则属于普通文件名，普通文件名的解析由do_lookup()函数来处理static int do_lookup(struct nameidata *nd, struct qstr *name, struct path *path){ struct vfsmount *mnt = nd->path.mnt; struct

2012-11-21 15:34:40 5777 1

原创 Linux虚拟文件系统--文件路径名的解析(2)--回退父目录

上文介绍了解析文件路径名的一个通体的过程，这里再把其中的一些细节拿出来进行分析。首先对于文件名的特点，可以分为三类:普通文件名，'.'和'..'，对于'.'的处理很简单，因为它表示当前目录，因此直接通过continue进入下一轮查找即可，对于'..'，也就是退回到父目录，本身也不是一件难事，但是这里要考虑到几个特殊情况，先看看内核处理'..'的方法:static __always_inline

2012-11-21 11:13:22 5232 1

原创 Linux虚拟文件系统--文件路径名的解析(1)--整体过程

文件路径名的解析是VFS中最基本也是最频繁用到的一个部分，它的代码实现还是十分繁杂的，主要是因为除了普通文件名的解析，内核还要考虑各种可能出现的情况，如一个目录下挂载了多个文件系统，路径中的符号链接等等……后面我会分几次将整个过程进行一个尽量仔细的分析,其中所涉及到的各种数据结构在ULK等相关内核书籍上都有比较详细的介绍，就不列出来了文件路径名的解析路口函数为path_looku

2012-11-20 20:56:39 6194 2

原创用户空间缺页异常pte_handle_fault()分析--(下)--写时复制

在pte_handle_fault()中，如果触发异常的页存在于主存中，那么该异常往往是由写了一个只读页触发的，此时需要进行COW(写时复制操作)。如当一个父进程通过fork()创建了一个子进程时，子进程将会共享父进程的页框。之后，无论是父进程还是子进程要对相应的内存进行写操作，都要进行COW，也就是为自己重新分配一个页框，并把之前的数据复制到页框中去，再写。static inline int

2012-09-07 16:35:58 9159 7

原创用户空间缺页异常pte_handle_fault()分析--(上)

前面简单的分析了内核处理用户空间缺页异常的流程，进入到了handle_mm_fault()函数，该函数为触发缺页异常的地址address分配各级的页目录，也就是说现在已经拥有了一个和address配对的pte了，但是这个pte如何去映射物理页框，内核又得根据pte的状态进行分类和判断，而这个过程又会牵扯出一些其他的概念……这也是初读linux内核源码的最大障碍吧，在一些复杂的处理中，一个点往往可以

2012-08-18 20:30:27 14453 5

原创 linux缺页异常处理--用户空间

用户空间的缺页异常可以分为两种情况--1.触发异常的线性地址处于用户空间的vma中，但还未分配物理页，如果访问权限OK的话内核就给进程分配相应的物理页了2.触发异常的线性地址不处于用户空间的vma中，这种情况得判断是不是因为用户进程的栈空间消耗完而触发的缺页异常，如果是的话则在用户空间对栈区域进行扩展，并且分配相应的物理页，如果不是则作为一次非法地址访问来处理，内核将终结进程下面来看d

2012-08-15 20:50:14 11463 1

原创 linux缺页异常处理--内核空间

缺页异常被触发通常有两种情况——1.程序设计的不当导致访问了非法的地址2.访问的地址是合法的，但是该地址还未分配物理页框下面解释一下第二种情况，这是虚拟内存管理的一个特性。尽管每个进程独立拥有3GB的可访问地址空间，但是这些资源都是内核开出的空头支票，也就是说进程手握着和自己相关的一个个虚拟内存区域(vma)，但是这些虚拟内存区域并不会在创建的时候就和物理页框挂钩，由于程序的局部性原理

2012-08-15 16:15:51 17273 3

原创 linux进程地址空间--vma的基本操作

在32位的系统上，线性地址空间可达到4GB，这4GB一般按照3:1的比例进行分配，也就是说用户进程享有前3GB线性地址空间，而内核独享最后1GB线性地址空间。由于虚拟内存的引入，每个进程都可拥有3GB的虚拟内存，并且用户进程之间的地址空间是互不可见、互不影响的，也就是说即使两个进程对同一个地址进行操作，也不会产生问题。在前面介绍的一些分配内存的途径中，无论是伙伴系统中分配页的函数，还是slab分配

2012-08-12 11:16:32 25314 1

原创 Linux IIC框架(下)

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7743184 本节结合i2cdev，来阐述Linux下的IIC是如何进行数据传输的。和spidev类似，i2cdev也是一个通用的设备驱动，但是又有些不同。在spidev中，spidev驱动注册会和相应的从设备绑定，也就

2012-07-13 11:41:04 6793 1

原创 Linux IIC框架(上)

IIC的框架结构和SPI是类似的，它们都拥有总线驱动层(IIC主控制器驱动层)，核心层和从设备驱动层。本节主要介绍IIC主控制器的注册以及从设备的注册过程。首先要介绍描述IIC主控制器的结构struct i2c_adapter和描述IIC从设备的结构struct i2c_clientstruct i2c_adapter的定义如下:struct i2c_adapter { struct

2012-07-12 17:57:59 5588 1

原创 Linux SPI框架(下)

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7737833 本节以spidev设备驱动为例，来阐述SPI数据传输的过程。spidev是内核中一个通用的设备驱动，我们注册的从设备都可以使用该驱动，只需在注册时将从设备的modalias字段设置为"spidev",这样才能和spidev驱动

2012-07-11 20:44:46 13927 3

原创 Linux SPI框架(中)

水平有限，描述不当之处还请指出，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7734150 上节介绍了SPI子系统中的一些重要数据结构和SPI子系统初始化的第一步，也就是注册SPI总线。这节介绍针对于s3c24xx平台的SPI子系统初始化，在看具体的代码之前，先上一张自己画的图，帮助理清初始化的主要步骤

2012-07-11 09:30:32 11083 2

原创 Linux SPI框架(上)

水平有限，描述不当之处还请指出，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7733476 Linux的SPI子系统采用主机驱动和外设驱动分离的思想，首先主机SPI控制器是一种平台设备，因此它以platform的方式注册进内核，外设的信息是以boardinfo形式静态定义的，在创建spi_master时，会根据外设的

2012-07-10 16:51:12 9916 2

原创 Linux Input子系统--设备的注册和打开

水平有限，描述不当之处还请指出，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7718158 这节结合even handler来分析设备的注册和打开的过程，在设备注册之前，必须先初始化INPUT子系统，由input_init()函数来完成static int __init input_init(void){

2012-07-05 15:51:17 6722 3

原创 Linux Input子系统--概述

水平有限，描述不当之处还请指出，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7714188 输入设备总类繁杂，包括按键，键盘，触摸屏，鼠标，摇杆等等，它们本身都是字符设备，不过内核为了能将这些设备的共性抽象出来，简化驱动的开发，建立了一个Input子系统。Input子系统分为三层，从下至上分别是输入设备驱动层，输入核

2012-07-04 19:54:25 6697 2

原创第一个Linux驱动-流水灯

水平有限，描述不当之处请指出，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7711695 本节介绍如何利用板载的Led和Linux的内核定时器实现一个简单的流水灯的驱动，所使用的开发板是TQ2440，内核版本2.6.30.4。程序比较简单，也没涉及到什么机制，直接上代码了！

2012-07-03 16:02:05 5626 1

原创 Linux Slob分配器(三)--释放对象

水平有限，描述不当之处还请指出，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7705792slob释放对象由函数slob_free()来完成，分为三种情况进行处理：slob中已有的空闲单元加上释放对象块的空闲单元正好等于一个空闲的page，那么将直接将该page释放回伙伴系统slob中已无空闲单元，那么这

2012-06-30 23:13:45 2905 1

原创 Linux Slob分配器(二)--分配对象

水平有限，描述不当之处还请指出，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7705559 上节介绍了Slob分配器的相关概念和思想，这节来看Slob分配器是如何分配对象的。kmem_cache_alloc_node()函数用来分配一个专用缓存的对象： void *kmem_cache_all

2012-06-30 21:23:02 3821 2

原创 Linux Slob分配器(一)--概述

水平有限，描述不当之处还请指出，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7705202 Slob分配器相较Slab和Slub分配器而言，最大的特点就是简洁，其总共的实现代码大概就600多行，因此其适用于嵌入式系统。不同于Slab和Slub,Slob分配器没有引入本地CPU高速缓存和本地节点的概念。Slob分配器同样使

2012-06-30 16:46:15 5799 1

原创 Linux Slub分配器(七)--销毁缓存

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7703147 Slub分配器在销毁缓存时，必须得考虑缓存的引用计数是否为0，因为在Slub分配器中，缓存可以被多种对象复用，因此必须当所有种类的对象都同意销毁缓存才能执行销毁工作。void kmem_cache_destroy(s

2012-06-29 17:06:41 2892 1

原创 Linux Slub分配器(六)--slab的分配与释放

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7702677 创建新的slab主要有两个工作，一个是从伙伴系统分配2^order个连续页框给该slab,然后就是划分slab中的对象。函数new_slab()用来创建一个新的slab. static struct

2012-06-29 16:47:53 5302 1

原创 Linux Slub分配器(五)--释放对象

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7701910 释放对象和分配对象是一组对称的操作，同样分为两个路径:1.如果待释放的对象所属的slab位于本地CPU缓存中，也就是slab处于冻结状态，则可直接释放2.反之，待释放的对象所属的slab位于slab链表中，

2012-06-29 11:24:00 4015 1

原创 Linux Slub分配器(四)--分配对象

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7700482 对象的分配过程体现了内存管理器对内存对象的组织方式，相较Slab分配器，Slub在组织对象的方式上给人的感觉就是简洁精悍。Slub没有用任何的管理区数组来组织这些对象，而是巧妙的将对象之间联系的桥梁嵌入在对象自身之中，因

2012-06-28 21:19:47 4826 2

原创 Linux Slub分配器(三)--创建缓存

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7700338 Slub分配器创建缓存的过程和Slab差不多，主要的区别在于Slub分配器并不是直接创建一个新的缓存，而是先试图在已有的缓存中找到一个各方面属性和待创建缓存差不多的缓存，如果能找到的话则不会去创建新缓存，而是复用

2012-06-28 18:40:24 5728 14

原创 Linux Slub分配器(二)--初始化

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7695264 和slab分配器一样，分配器的初始化工作主要是初始化用于kmalloc的gerneral cache，Slub分配器的gerneral cache定义如下：struct kmem_cache kmalloc_cache

2012-06-27 11:28:52 4410 1

原创 Linux Slub分配器(一)--概述

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7694648 Slab分配器一直处于内核内存管理的核心地位，尽管如此，它还是拥有自身的缺点，最明显的两点就是复杂性和过多的管理数据造成的内存上的开销。针对这些问题，linux引入了slub分配器，slub分配器保留了slab分配器的所

2012-06-27 10:24:10 7868 5

原创 Linux Slab分配器(七)--销毁缓存

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7674601销毁缓存首先要保证的一点就是缓存当中所有的对象都是空闲的，也就是之前分配出去的对象都已经释放回来了，其主要的步骤如下1.将缓存从cache_chain链表中删除2.将本地高速缓存、alien高速缓存和共享本地高速缓存中的对象都释放回

2012-06-18 20:50:31 3871 4

原创 Linux Slab分配器(六)--创建slab和销毁slab

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7673372在满足以下两个条件时，slab分配器将为高速缓存创建新的slab1.请求分配对象，但本地高速缓存没有空闲对象可以分配，需要填充2.kmem_list3维护的链表中没有slab或者所有的slab都处于FULL链表中这时，调用cac

2012-06-18 15:41:22 5502 6

原创 Linux Slab分配器(五)--释放对象

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7671618缓存回收对象基于以下原则1.本地高速缓存的空间还可以容纳空闲对象，则直接将对象放回本地高速缓存2.本地高速缓存的空间已满，则按batchcount的值将对象从本地高速缓存转移到slab中，转移是基于先进先出的原则的，也就是转移ent

2012-06-17 21:16:49 4898 1

原创 Linux Slab分配器(四)--分配对象

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7671211 从一个缓存中分配对象总是遵循下面的原则：1.本地高速缓存中是否有空闲对象，如果有的话则从其中获取对象，这时分配的对象是最“热”的；2.如果本地高速缓存中没有对象，则从kmem_list3中的slab链表中寻找空闲对象

2012-06-17 17:19:39 4579 1

原创 Linux Slab分配器(三)--创建缓存

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7670272 创建新的缓存必须通过kmem_cache_create()函数来完成，原型如下struct kmem_cache *kmem_cache_create (const char *name, size_t s

2012-06-17 10:09:02 5436 1

原创 Linux Slab分配器(二)--初始化

水平有限，描述不当之处还请之处，转载请注明出处http://blog.csdn.net/vanbreaker/article/details/7666959 在前文中介绍了slab所涉及到的数据结构， slab分配器的初始化工作都是围绕这些数据结构来展开的，主要是针对以下两个问题: 1.创建kmem_cache高速缓存用来存储所有的cache描述符 2.创建arr

2012-06-15 16:39:58 6865 5

空空如也

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