《Linux内核原理与设计》

视频学习及操作

给MenuOS增加time和time-asm命令的方法：

1、更新menu代码到最新版

rm menu -rf      //强制删除menu, rm -rf 表示强制删除的意思。
git clone 网址   //克隆一个新的menu,这样就使得menu的代码更新到最新版

2、在main()函数中增加MenuConfig

3、增加对应的Time函数和TimeAsm函数(这里的函数要换成我们自己编写的使用系统调用的函数，比如mkdir和mkdirAsm)

4、make rootfs (帮我们自动编译、生成根文件系统，同时自动帮我们启动起来Menuos，这时我们发现menu支持的命令比原来多)

使用gdb跟踪系统调用内核函数sys_time

.编辑 menu 中的 text.c 文件，把上周作业写的fork和fork_asm写在menuos里面：

make rootf 打开 menu 镜像，输入help可以看到MenuOS菜单中新增了两条命令：

接下来开始用gdb调试：

cd LinuxKernel
qemu -kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.img -s -S
水平分割
gdb
file linux-3.18.6/vmlinux   //加载内核
target remote:1234          //链接到menu os里
b start_kernel              //在start_kernel处设置断点
c                           //继续执行

接下来设置断点，启动MenuOs，输入mkdir，看gdb调试结果：

list        //查看startkernel这段代码
b sys_mkdir //在要分析的这个系统调用处设置断点
c           //继续执行
c
c

b sys_time 一个 断点，按 c 继续执行 time 命令，发现进入系统调用后会停在sys_time这个函数

关于从system_call到iret之间的过程

从保存现场到恢复现场，画了一个流程图大致如下：

教材第九、十章学习

1、链表中每个结点代表一个请求。线程持有锁，而锁保护了数据。各种锁机制之间的区别主要在于，当锁已经被其他线程持有而不可用时，一些锁会执行等待，另一些会使当前任务睡眠知道锁可用。互斥锁mutex中，0意味着开锁，1意味着上锁。

2、伪并发执行是指单线程的多个进程共享文件，或者在一个程序内部处理信号，也可能产生竞争条件，但两者其实并不是同时发生的，它们相互交叉进行；真并发是指在一台支持对称多处理器的的机器上，两个进程真正的在临界区中同时执行。内核中产生并发执行的原因来自于中断、软中断和tasklet、内核抢占、睡眠及与用户空间的同步、对称多处理。

3、为什么要上锁呢？是怕其他执行线程可以访问这些数据，避免什么其他什么东西都能看到他，就要上锁，如果是局部数据，仅仅被它本身访问，它们独立存在于执行线程的栈中，纳闷就不需要给这些局部变量加锁。

4、如果有一个或多个执行线程和一个或多个资源，每个线程都在等待其中的一个资源，但所有资源都已被占用，所有线程都在相互等待，且它们永远不会释放已占有的资源，这就是死锁。死锁的例子有很多，自死锁，ABBA死锁等，要避免死锁，就要按顺序加锁（嵌套的使用多个锁）、防止发生饥饿、不要重复请求同一个锁、设计应力求简单。恰当的加锁既要满足不死锁，可扩展，还要清晰简洁，加锁的精髓在于力求简单。

5、在内核同步方法中，主要介绍了11种内核同步方法，同步的目的就是为了保障数据的安全，其实就是保障各个线程之间共享资源的安全。其中大内核锁（BLK）是内核的原始混沌时期，应用不多，因此我们主要学习另外十种内核同步方法。

10.1 原子操作

原子操作是由编译器来保证的，用于临界区只有一个变量的情况，只有一个整数，保证一个线程对数据的执行过程不会被其他线程打断。原子操作有2类：

1、原子整数操作，有32位和64位，头文件分别为<asm/atomic.h>和<asm/atomic64.h>

2、原子位操作，头文件 <asm/bitops.h>

10.2 自旋锁

自旋锁是Linux中最常见的锁，它最多只能被一个可执行线程持有，如果一个执行线程试图获得一个已被持有的自旋锁，则该线程会一直进行忙循环-旋转-等待锁重新可用。由于处于等待状态的线程在等待锁重新可用时自旋，特别浪费CPU时间，因此自旋锁不应该被某一线程长时间持有。它的头文件为<asm/spinlock.h>

警告：

1、自旋锁是不可递归的，否则递归的请求同一个自旋锁会自己锁死自己。

2、线程获取自旋锁之前，要禁止本地中断，否则中断处理程序就会打断正持有锁的内核代码，且有可能和获取锁的线程竞争自旋锁。

自旋锁和下半部：

1、下半部处理和进程上下文共享数据时，由于下半部的处理可以抢占进程上下文的代码，所以进程上下文在对共享数据加锁前要禁止下半部的执行，解锁时再允许下半部的执行。

2、中断处理程序（上半部）和下半部处理共享数据时，由于中断处理（上半部）可以抢占下半部的执行，所以下半部在对共享数据加锁前要禁止中断处理（上半部），解锁时再允许中断的执行。

3、同一种tasklet不能同时运行，所以同类tasklet中的共享数据不需要保护。

4、对于软中断，无论同种类型，如果数据被软中断共享，那它必须得得到锁的保护，但是同一处理器上一个软中断不会抢占另一个软中断，因此不需要禁止下半部。

10.3 读-写自旋锁

读写自旋锁方面，本周四课上已经讲过，读和读是不互斥的，其余的读和写，写和写之间都是互斥的。

10.4 信号量

信号量也是一种睡眠锁，和自旋锁不同的是，线程获取不到信号量的时候，不会像自旋锁一样循环的去试图获取锁，而是进入睡眠，直至有信号量释放出来时，才会唤醒睡眠的线程，进入临界区执行，所以信号量适用于等待时间较长的临界区。信号量有二值信号量和计数信号量2种，其中二值信号量比较常用。
二值信号量表示信号量只有2个值：信号量为1时，表示临界区可用；信号量为0时，表示临界区不可访问。

10.5 读-写信号量

读写信号量都是二值信号量（互斥信号量），即计数值最大为1，增加读者时，计数器不变，增加写者，计数器才减一，也就是说读写信号量保护的临界区，最多只有一个写者，但可以有多个读者。

10.6 互斥体

内核中唯一允许睡眠的锁是信号量。mutex在内核中对应的数据结构mutex,其行为和使用计数为1的信号量相似，但操作接口更简单，实现也更高效，且使用限制更强，因此首选mutex，除非不能满足其约束条件。

10.7 完成变量
完成变量是使两个任务得以同步的简单方法，完成变量的机制类似于信号量，如果一个线程要执行工作时，另一个线程会在完成变量上等待；当线程完成了工作之后，使用完成变量来唤醒等待的任务。
完成变量的头文件：<linux/completion.h>

10.9 顺序锁

通常简称seq锁，与自旋锁和读写信号量不同，顺序锁用于读写共享数据。

10.10 禁止抢占

自旋锁虽然可以防止内核抢占，但是有时候仅仅需要禁止内核抢占，不需要像自旋锁那样连中断都屏蔽掉，这时可以使用禁止内核抢占的方法。禁止抢占的头文件为<linux/preempt.h>

10.11 顺序和屏障

对于一段代码，编译器或者处理器在编译和执行时可能会对执行顺序进行一些优化，从而使得代码的执行顺序和我们写的代码有些区别。在并发条件下，可能会出现取得的值与预期不一致的情况，因此为了保证代码的执行顺序，引入了一系列屏障方法来阻止编译器和处理器的优化。

参考网址：内核同步处理方法

问题与思考

教材第九章提到要给数据加锁而不是给代码加锁，而第九章P140的总结却说要加锁的是代码？我的理解是通过编代码的方式，给数据进行加锁，P140的说法是不是不太准确