linux內核csdn

1. linux的內核版本的介紹

Linux內核
Linux是最受歡迎的自由電腦操作系統內核。它是一個用C語言寫成，符合POSIX標準的類Unix操作系統。Linux最早是由芬蘭黑客 Linus Torvalds為嘗試在英特爾x86架構上提供自由免費的類Unix操作系統而開發的。該計劃開始於1991年，這里有一份Linus Torvalds當時在Usenet新聞組comp.os.minix所登載的貼子，這份著名的貼子標志著Linux計劃的正式開始。
在計劃的早期有一些Minix 黑客提供了協助，而今天全球無數程序員正在為該計劃無償提供幫助。
技術上說Linux是一個內核。「內核」指的是一個提供硬體抽象層、磁碟及文件系統控制、多任務等功能的系統軟體。一個內核不是一套完整的操作系統。一套基於Linux內核的完整操作系統叫作Linux操作系統，或是GNU/Linux。
具體看http://blog.csdn.net/huahuamoon/archive/2008/04/08/2259820.aspx

2. Linux內核升級，一直不成功，求高手幫忙，先謝謝了。

你的這個內核升級方法應該是很老的版本，其實錯誤就在你改的那個連接上，你改了之後，Makefile就沒辦法繼續編譯了，為什麼要改鏈接呢？完全沒必要

3. 怎麼修改linux 內核主頻 csdn

修改/etc/sysctl.conf，可參考如下參數：

net.ipv4.ip_local_port_range=102465000
net.core.rmem_max=16777216
net.core.wmem_max=16777216
net.ipv4.tcp_rmem=40968738016777216
net.ipv4.tcp_wmem=40966553616777216
net.ipv4.tcp_fin_timeout=10
net.ipv4.tcp_tw_recycle=1
net.ipv4.tcp_timestamps=0
net.ipv4.tcp_window_scaling=0
net.ipv4.tcp_sack=0
net.core.netdev_max_backlog=50000
net.ipv4.tcp_no_metrics_save=1
net.core.somaxconn=262144
net.ipv4.tcp_syncookies=0
net.ipv4.tcp_max_orphans=262144
net.ipv4.tcp_max_syn_backlog=262144
net.ipv4.tcp_synack_retries=2
net.ipv4.tcp_syn_retries=2
#net.ipv4.ip_conntrack_max=10240

4. linux內核調試的主要方法

1。printk ，以及系統日誌。閱讀源碼，想像代碼運行的情況，結合列印的信息，推測問題所在。

2。內核調試器，例如 Kgdb 。

3。user mode linux 。

4。在虛擬機上調試。例如 Bochs 。

5. arm linux內核啟動不了

機器碼的問題，uboot的機器碼和linux內核的機器碼不匹配

6. 深入理解linux內核 哪些是過時的 csdn

= =,, 我覺得還是去看看早期版本的源碼先， 我自己在看0.11的源碼， 雖然跟剛發行的3.0 比起來很不完整， 但是基本功能都在了， 其他的功能看完了0.11的源碼再說吧， 看看每次更新的不同的地方就行了， 飯要一口一口吃不是。

7. linux內核主要由哪幾個部分組成

一個完整的Linux內核一般由5部分組成，它們分別是內存管理、進程管理、進程間通信、虛擬文件系統和網路介面。

1、內存管理
內存管理主要完成的是如何合理有效地管理整個系統的物理內存，同時快速響應內核各個子系統對內存分配的請求。

Linux內存管理支持虛擬內存，而多餘出的這部分內存就是通過磁碟申請得到的，平時系統只把當前運行的程序塊保留在內存中，其他程序塊則保留在磁碟中。在內存緊缺時，內存管理負責在磁碟和內存間交換程序塊。

2、進程管理
進程管理主要控制系統進程對CPU的訪問。當需要某個進程運行時，由進程調度器根據基於優先順序的調度演算法啟動新的進程。：Linux支持多任務運行，那麼如何在一個單CPU上支持多任務呢？這個工作就是由進程調度管理來實現的。

在系統運行時，每個進程都會分得一定的時間片，然後進程調度器根據時間片的不同，選擇每個進程依次運行，例如當某個進程的時間片用完後，調度器會選擇一個新的進程繼續運行。

由於切換的時間和頻率都非常的快，由此用戶感覺是多個程序在同時運行，而實際上，CPU在同一時間內只有一個進程在運行，這一切都是進程調度管理的結果。

3、進程間通信
進程間通信主要用於控制不同進程之間在用戶空間的同步、數據共享和交換。由於不用的用戶進程擁有不同的進程空間，因此進程間的通信要藉助於內核的中轉來實現。

一般情況下，當一個進程等待硬體操作完成時，會被掛起。當硬體操作完成，進程被恢復執行，而協調這個過程的就是進程間的通信機制。

4、虛擬文件系統
Linux內核中的虛擬文件系統用一個通用的文件模型表示了各種不同的文件系統，這個文件模型屏蔽了很多具體文件系統的差異，使Linux內核支持很多不同的文件系統。

這個文件系統可以分為邏輯文件系統和設備驅動程序：邏輯文件系統指Linux所支持的文件系統，例如ext2、ext3和fat等；設備驅動程序指為每一種硬體控制器所編寫的設備驅動程序模塊。

5、網路介面
網路介面提供了對各種網路標準的實現和各種網路硬體的支持。網路介面一般分為網路協議和網路驅動程序。網路協議部分負責實現每一種可能的網路傳輸協議。

網路設備驅動程序則主要負責與硬體設備進行通信，每一種可能的網路硬體設備都有相應的設備驅動程序。

(7)linux內核csdn擴展閱讀：

Linux 操作系統的誕生、發展和成長過程始終依賴著五個重要支柱：UNIX操作系統、MINIX操作系統、GNU計劃、POSIX標准和Internet 網路。

1981 年IBM公司推出微型計算機IBM PC。

1991年，GNU計劃已經開發出了許多工具軟體，最受期盼的GNU C編譯器已經出現，GNU的操作系統核心HURD一直處於實驗階段，沒有任何可用性，實質上也沒能開發出完整的GNU操作系統，但是GNU奠定了Linux用戶基礎和開發環境。

1991年初，林納斯·托瓦茲開始在一台386sx兼容微機上學習minix操作系統。1991年4月，林納斯·托瓦茲開始醞釀並著手編制自己的操作系統。

1991 年4 月13 日在comp.os.minix 上發布說自己已經成功地將bash 移植到了minix 上，而且已經愛不釋手、不能離開這個shell軟體了。

1993年，大約有100餘名程序員參與了Linux內核代碼編寫/修改工作，其中核心組由5人組成，此時Linux 0.99的代碼大約有十萬行，用戶大約有10萬左右。

1994年3月，Linux1.0發布，代碼量17萬行，當時是按照完全自由免費的協議發布，隨後正式採用GPL協議。

1995年1月，Bob Young創辦了RedHat（小紅帽），以GNU/Linux為核心，集成了400多個源代碼開放的程序模塊，搞出了一種冠以品牌的Linux，即RedHat Linux,稱為Linux"發行版"，在市場上出售。這在經營模式上是一種創舉。

2001年1月，Linux 2.4發布，它進一步地提升了SMP系統的擴展性，同時它也集成了很多用於支持桌面系統的特性：USB，PC卡（PCMCIA）的支持，內置的即插即用，等等功能。

2003年12月，Linux 2.6版內核發布，相對於2.4版內核2.6在對系統的支持都有很大的變化。

2004年的第1月，SuSE嫁到了Novell，SCO繼續頂著罵名四處強行「化緣」， Asianux， MandrakeSoft也在五年中首次宣布季度贏利。3月，SGI宣布成功實現了Linux操作系統支持256個Itanium 2處理器。

8. linux 用戶進程 可以搶占內核進程嗎

1.2.1 調度過程中關閉內核搶占
我們在上一篇linux內核主調度器schele(文章鏈接, CSDN, Github)中在分析主調度器的時候, 我們會發現內核在進行調度之前都會通過preempt_disable關閉內核搶占, 而在完成調度工作後, 又會重新開啟內核搶占
參見主調度器函數schele
do {
preempt_disable(); /* 關閉內核搶占 */
__schele(false); /* 完成調度 */
sched_preempt_enable_no_resched(); /* 開啟內核搶占 */

} while (need_resched()); /* 如果該進程被其他進程設置了TIF_NEED_RESCHED標志，則函數重新執行進行調度 */123456123456

這個很容易理解, 我們在內核完成調度器過程中, 這時候如果發生了內核搶占, 我們的調度會被中斷, 而調度卻還沒有完成, 這樣會丟失我們調度的信息.
1.2.2 調度完成檢查need_resched看是否需要重新調度
而同樣我們可以看到, 在調度完成後, 內核會去判斷need_resched條件, 如果這個時候為真, 內核會重新進程一次調度.
這個的原因, 我們在前一篇博客中, 也已經說的很明白了,
內核在thread_info的flag中設置了一個標識來標志進程是否需要重新調度, 即重新調度need_resched標識TIF_NEED_RESCHED, 內核在即將返回用戶空間時會檢查標識TIF_NEED_RESCHED標志進程是否需要重新調度，如果設置了，就會發生調度, 這被稱為用戶搶占
2 非搶占式和可搶占式內核
為了簡化問題，我使用嵌入式實時系統uC/OS作為例子
首先要指出的是，uC/OS只有內核態，沒有用戶態，這和Linux不一樣
多任務系統中, 內核負責管理各個任務, 或者說為每個任務分配CPU時間, 並且負責任務之間的通訊.
內核提供的基本服務是任務切換. 調度（Scheler）,英文還有一詞叫dispatcher, 也是調度的意思.
這是內核的主要職責之一, 就是要決定該輪到哪個任務運行了. 多數實時內核是基於優先順序調度法的, 每個任務根據其重要程度的不同被賦予一定的優先順序. 基於優先順序的調度法指，CPU總是讓處在就緒態的優先順序最高的任務先運行. 然而, 究竟何時讓高優先順序任務掌握CPU的使用權, 有兩種不同的情況, 這要看用的是什麼類型的內核, 是不可剝奪型的還是可剝奪型內核
2.1 非搶占式內核
非搶占式內核是由任務主動放棄CPU的使用權
非搶占式調度法也稱作合作型多任務, 各個任務彼此合作共享一個CPU. 非同步事件還是由中斷服務來處理. 中斷服務可以使一個高優先順序的任務由掛起狀態變為就緒狀態.
但中斷服務以後控制權還是回到原來被中斷了的那個任務, 直到該任務主動放棄CPU的使用權時，那個高優先順序的任務才能獲得CPU的使用權。非搶占式內核如下圖所示.

非搶占式內核的優點有
中斷響應快(與搶占式內核比較)；
允許使用不可重入函數；
幾乎不需要使用信號量保護共享數據, 運行的任務佔有CPU，不必擔心被別的任務搶占。這不是絕對的，在列印機的使用上，仍需要滿足互斥條件。
非搶占式內核的缺點有
任務響應時間慢。高優先順序的任務已經進入就緒態，但還不能運行，要等到當前運行著的任務釋放CPU
非搶占式內核的任務級響應時間是不確定的，不知道什麼時候最高優先順序的任務才能拿到CPU的控制權，完全取決於應用程序什麼時候釋放CPU
2.2 搶占式內核
使用搶占式內核可以保證系統響應時間. 最高優先順序的任務一旦就緒, 總能得到CPU的使用權。當一個運行著的任務使一個比它優先順序高的任務進入了就緒態, 當前任務的CPU使用權就會被剝奪，或者說被掛起了，那個高優先順序的任務立刻得到了CPU的控制權。如果是中斷服務子程序使一個高優先順序的任務進入就緒態，中斷完成時，中斷了的任務被掛起，優先順序高的那個任務開始運行。
搶占式內核如下圖所示

搶占式內核的優點有
使用搶占式內核，最高優先順序的任務什麼時候可以執行，可以得到CPU的使用權是可知的。使用搶占式內核使得任務級響應時間得以最優化。
搶占式內核的缺點有：
不能直接使用不可重入型函數。調用不可重入函數時，要滿足互斥條件，這點可以使用互斥型信號量來實現。如果調用不可重入型函數時，低優先順序的任務CPU的使用權被高優先順序任務剝奪，不可重入型函數中的數據有可能被破壞。
3 linux用戶搶占
3.1 linux用戶搶占
當內核即將返回用戶空間時, 內核會檢查need_resched是否設置, 如果設置, 則調用schele()，此時，發生用戶搶占.
3.2 need_resched標識
內核如何檢查一個進程是否需要被調度呢?
內核在即將返回用戶空間時檢查進程是否需要重新調度，如果設置了，就會發生調度, 這被稱為用戶搶占, 因此內核在thread_info的flag中設置了一個標識來標志進程是否需要重新調度, 即重新調度need_resched標識TIF_NEED_RESCHED
並提供了一些設置可檢測的函數

函數
描述
定義

set_tsk_need_resched 設置指定進程中的need_resched標志 include/linux/sched.h, L2920
clear_tsk_need_resched 清除指定進程中的need_resched標志 include/linux/sched.h, L2926
test_tsk_need_resched 檢查指定進程need_resched標志 include/linux/sched.h, L2931
而我們內核中調度時常用的need_resched()函數檢查進程是否需要被重新調度其實就是通過test_tsk_need_resched實現的, 其定義如下所示
// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/sched.h?v=4.6#L3093
static __always_inline bool need_resched(void)
{
return unlikely(tif_need_resched());
}

// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/thread_info.h?v=4.6#L106
#define tif_need_resched() test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)1234567812345678

3.3 用戶搶占的發生時機(什麼時候需要重新調度need_resched)
一般來說，用戶搶占發生幾下情況：
從系統調用返回用戶空間；
從中斷(異常)處理程序返回用戶空間
從這里我們可以看到, 用戶搶占是發生在用戶空間的搶占現象.
更詳細的觸發條件如下所示, 其實不外乎就是前面所說的兩種情況: 從系統調用或者中斷返回用戶空間
時鍾中斷處理常式檢查當前任務的時間片，當任務的時間片消耗完時，scheler_tick()函數就會設置need_resched標志；
信號量、等到隊列、completion等機制喚醒時都是基於waitqueue的，而waitqueue的喚醒函數為default_wake_function，其調用try_to_wake_up將被喚醒的任務更改為就緒狀態並設置need_resched標志。
設置用戶進程的nice值時，可能會使高優先順序的任務進入就緒狀態；
改變任務的優先順序時，可能會使高優先順序的任務進入就緒狀態；
新建一個任務時，可能會使高優先順序的任務進入就緒狀態；
對CPU(SMP)進行負載均衡時，當前任務可能需要放到另外一個CPU上運行
4 linux內核搶占
4.1 內核搶占的概念
對比用戶搶占, 顧名思義, 內核搶占就是指一個在內核態運行的進程, 可能在執行內核函數期間被另一個進程取代.
4.2 為什麼linux需要內核搶占
linux系統中, 進程在系統調用後返回用戶態之前, 或者是內核中某些特定的點上, 都會調用調度器. 這確保除了一些明確指定的情況之外, 內核是無法中斷的, 這不同於用戶進程.
如果內核處於相對耗時的操作中, 比如文件系統或者內存管理相關的任務, 這種行為可能會帶來問題. 這種情況下, 內核代替特定的進程執行相當長的時間, 而其他進程無法執行, 無法調度, 這就造成了系統的延遲增加, 用戶體驗到」緩慢」的響應. 比如如果多媒體應用長時間無法得到CPU, 則可能發生視頻和音頻漏失現象.
在編譯內核時如果啟用了對內核搶占的支持, 則可以解決這些問題. 如果高優先順序進程有事情需要完成, 那麼在啟用了內核搶占的情況下, 不僅用戶空間應用程序可以被中斷, 內核也可以被中斷,
linux內核搶占是在Linux2.5.4版本發布時加入的, 盡管使內核可搶占需要的改動特別少, 但是該機制不像搶佔用戶空間進程那樣容易實現. 如果內核無法一次性完成某些操作(例如, 對數據結構的操作), 那麼可能出現靜態條件而使得系統不一致.
內核搶占和用戶層進程被其他進程搶占是兩個不同的概念, 內核搶佔主要是從實時系統中引入的, 在非實時系統中的確也能提高系統的響應速度, 但也不是在所有情況下都是最優的，因為搶占也需要調度和同步開銷，在某些情況下甚至要關閉內核搶占, 比如前面我們將主調度器的時候, linux內核在完成調度的過程中是關閉了內核搶占的.
內核不能再任意點被中斷, 幸運的是, 大多數不能中斷的點已經被SMP實現標識出來了. 並且在實現內核搶占時可以重用這些信息. 如果內核可以被搶占, 那麼單處理器系統也會像是一個SMP系統
4.3 內核搶占的發生時機
要滿足什麼條件，kernel才可以搶佔一個任務的內核態呢?
沒持有鎖。鎖是用於保護臨界區的，不能被搶占。
Kernel code可重入(reentrant)。因為kernel是SMP-safe的，所以滿足可重入性。
內核搶占發生的時機，一般發生在：
當從中斷處理程序正在執行，且返回內核空間之前。當一個中斷處理常式退出，在返回到內核態時(kernel-space)。這是隱式的調用schele()函數，當前任務沒有主動放棄CPU使用權，而是被剝奪了CPU使用權。
當內核代碼再一次具有可搶占性的時候，如解鎖（spin_unlock_bh）及使能軟中斷(local_bh_enable)等, 此時當kernel code從不可搶占狀態變為可搶占狀態時(preemptible again)。也就是preempt_count從正整數變為0時。這也是隱式的調用schele()函數
如果內核中的任務顯式的調用schele(), 任務主動放棄CPU使用權
如果內核中的任務阻塞(這同樣也會導致調用schele()), 導致需要調用schele()函數。任務主動放棄CPU使用權
內核搶占，並不是在任何一個地方都可以發生，以下情況不能發生
內核正進行中斷處理。在Linux內核中進程不能搶佔中斷(中斷只能被其他中斷中止、搶占，進程不能中止、搶佔中斷)，在中斷常式中不允許進行進程調度。進程調度函數schele()會對此作出判斷，如果是在中斷中調用，會列印出錯信息。
內核正在進行中斷上下文的Bottom Half(中斷下半部，即軟中斷)處理。硬體中斷返回前會執行軟中斷，此時仍然處於中斷上下文中。如果此時正在執行其它軟中斷，則不再執行該軟中斷。
內核的代碼段正持有spinlock自旋鎖、writelock/readlock讀寫鎖等鎖，處干這些鎖的保護狀態中。內核中的這些鎖是為了在SMP系統中短時間內保證不同CPU上運行的進程並發執行的正確性。當持有這些鎖時，內核不應該被搶占。
內核正在執行調度程序Scheler。搶占的原因就是為了進行新的調度，沒有理由將調度程序搶佔掉再運行調度程序。
內核正在對每個CPU「私有」的數據結構操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，對於per-CPU數據結構未用spinlocks保護，因為這些數據結構隱含地被保護了(不同的CPU有不一樣的per-CPU數據，其他CPU上運行的進程不會用到另一個CPU的per-CPU數據)。但是如果允許搶占，但一個進程被搶占後重新調度，有可能調度到其他的CPU上去，這時定義的Per-CPU變數就會有問題，這時應禁搶占。