linux0.11文件分析

在kernel包中有几个重要的文件夹和文件，他们各司其职，处理着有关内核的一些功能操作。其中文件夹有三个：blk_drv(块设备驱动)，chr_drv(字符设备驱动)，math(数学协处理器)  文件中asm.s  fork.c   mktime.c   panic.c printk.c  sched.c  signal.c  exit.c   sys.c   traps.c  system_call.c  vsprintf.c   该文件夹下的代码文件从功能上来可以分为三类：

1.硬件中断处理类程序。（asm.s   trap.c）asm.s用于实现大部分硬件异常所引起的中断的汇编语言处理过程。在80X86组成的PC机中，采用了两片8259A可编程中断控制芯片。每片可以管理8个中断源。通过多片的级联方式，能够构成最多可以管理64个中断向量的系统。在PC/AT系列兼容机中，使用了两片8259A芯片，共可管理15级中断向量。如下图：

对于Linux内核来说，中断信号通常分为两类：硬件中断和软件中断（异常）。每个中断时由0-255之间的一个数字来标示。对于中断int0-int31（0x00--0x1f），每个中断的功能有INTEL公司固定设定或者保留用，属于软件中断，单INTEL公司称之为异常。因为这些中断时在CPU执行指令时探测到异常而引起的。中断int32--int255可以由用户自己设定使用，在Linux中int32--int47对应于8259A中断控制芯片发出的硬件中断请求信号IRQ0--IRQ15，并把程序编程发出的系统调用（system_call）中断设置为int128(0x80)。

traps.c程序则实现了asm.s的中断处理过程中调用的C函数。

2.系统调用处理相关程序（system_call.s  fork.c   signal.c  sys.c  exit.c）在Linux中应用程序调用内核的功能是通过中断调用int0x80进行的

3.其他通用类程序（schedule.c   mktime.c  panic.c  printk.c vsprintf.c）   其中，schedule.c最为重要，是内核的核心调度程序，用于对进程的执行进行切换或改变进程的执行状态。

下面是一些具体的文件

1.system_call.s对于软中断，处理过程基本上是首先为调用相应C函数处理程序作准备，将一些参数压入堆栈，然后调用C函数进行相应功能的处理。  对于硬中断请求型号IRQ发来的中断，其处理过程首先是向中断控制芯片8259A发送结束硬件中断控制字指令EOI，然后调用相应的C函数处理程序。   对于系统调用的中断处理过程，可以把它看做是一个“接口”程序，实际每个系统调用功能的处理基本上都是通过调用相应的C函数进行的。即所谓的  下半区  函数。

2.schedule.c是对整个内核进程的调度，这里面把代码贴上，比说什么都要明白。

/*
 * 'schedule()'是调度函数。这是个很好的代码！没有任何理由对它进行修改，因为它可以在所有的
 * 环境下工作（比如能够对IO-边界处理很好的响应等）。只有一件事值得留意，那就是这里的信号
 * 处理代码。
 * 注意！！任务0 是个闲置('idle')任务，只有当没有其它任务可以运行时才调用它。它不能被杀
 * 死，也不能睡眠。任务0 中的状态信息'state'是从来不用的。
 */
void
schedule (void)
{
  int i, next, c;
  struct task_struct **p; // 任务结构指针的指针。

  /* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */
  /* 检测alarm（进程的报警定时值），唤醒任何已得到信号的可中断任务 */

  // 从任务数组中最后一个任务开始检测alarm。
  for (p = &LAST_TASK; p > &FIRST_TASK; --p)
    if (*p)
      {
 // 如果任务的alarm 时间已经过期(alarm<jiffies),则在信号位图中置SIGALRM 信号，然后清alarm。
 //   jiffies 是系统从开机开始算起的滴答数（10ms/滴答）。定义在sched.h 第139 行。
 if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies)
   {
     (*p)->signal |= (1 << (SIGALRM - 1));
     (*p)->alarm = 0;
   }
 // 如果信号位图中除被阻塞的信号外还有其它信号，并且任务处于可中断状态，则置任务为就绪状态。
 // 其中'~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)'用于忽略被阻塞的信号，但SIGKILL 和SIGSTOP 不能被阻塞。
 if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) &&
     (*p)->state == TASK_INTERRUPTIBLE)
   (*p)->state = TASK_RUNNING; //置为就绪（可执行）状态。
      }

  /* this is the scheduler proper: */
  /* 这里是调度程序的主要部分 */

  while (1)
    {
      c = -1;
      next = 0;
      i = NR_TASKS;
      p = &task[NR_TASKS];
      // 这段代码也是从任务数组的最后一个任务开始循环处理，并跳过不含任务的数组槽。比较每个就绪
      // 状态任务的counter（任务运行时间的递减滴答计数）值，哪一个值大，运行时间还不长，next 就
      // 指向哪个的任务号。
      while (--i)
 {
   if (!*--p)
     continue;
   if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)
     c = (*p)->counter, next = i;
 }
      // 如果比较得出有counter 值大于0 的结果，则退出124 行开始的循环，执行任务切换（141 行）。
      if (c)
 break;
      // 否则就根据每个任务的优先权值，更新每一个任务的counter 值，然后回到125 行重新比较。
      // counter 值的计算方式为counter = counter /2 + priority。[右边counter=0??]
      for (p = &LAST_TASK; p > &FIRST_TASK; --p)
 if (*p)
   (*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) + (*p)->priority;
    }
  switch_to (next);  // 切换到任务号为next 的任务，并运行之。
}

//// pause()系统调用。转换当前任务的状态为可中断的等待状态，并重新调度。
// 该系统调用将导致进程进入睡眠状态，直到收到一个信号。该信号用于终止进程或者使进程调用
// 一个信号捕获函数。只有当捕获了一个信号，并且信号捕获处理函数返回，pause()才会返回。
// 此时pause()返回值应该是-1，并且errno 被置为EINTR。这里还没有完全实现（直到0.95 版）。
int
sys_pause (void)
{
  current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
  schedule ();
  return 0;
}

// 把当前任务置为不可中断的等待状态，并让睡眠队列头的指针指向当前任务。
// 只有明确地唤醒时才会返回。该函数提供了进程与中断处理程序之间的同步机制。
// 函数参数*p 是放置等待任务的队列头指针。（参见列表后的说明）。
void
sleep_on (struct task_struct **p)
{
  struct task_struct *tmp;

  // 若指针无效，则退出。（指针所指的对象可以是NULL，但指针本身不会为0)。
  if (!p)
    return;
  if (current == &(init_task.task)) // 如果当前任务是任务0，则死机(impossible!)。
    panic ("task[0] trying to sleep");
  tmp = *p;   // 让tmp 指向已经在等待队列上的任务(如果有的话)。
  *p = current;   // 将睡眠队列头的等待指针指向当前任务。
  current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; // 将当前任务置为不可中断的等待状态。
  schedule ();   // 重新调度。
  // 只有当这个等待任务被唤醒时，调度程序才又返回到这里，则表示进程已被明确地唤醒。
  // 既然大家都在等待同样的资源，那么在资源可用时，就有必要唤醒所有等待该资源的进程。该函数
  // 嵌套调用，也会嵌套唤醒所有等待该资源的进程。然后系统会根据这些进程的优先条件，重新调度
  // 应该由哪个进程首先使用资源。也即让这些进程竞争上岗。
  if (tmp)   // 若还存在等待的任务，则也将其置为就绪状态（唤醒）。
    tmp->state = 0;
}

// 将当前任务置为可中断的等待状态，并放入*p 指定的等待队列中。参见列表后对sleep_on()的说明。
void
interruptible_sleep_on (struct task_struct **p)
{
  struct task_struct *tmp;

  if (!p)
    return;
  if (current == &(init_task.task))
    panic ("task[0] trying to sleep");
  tmp = *p;
  *p = current;
repeat:current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
  schedule ();
  // 如果等待队列中还有等待任务，并且队列头指针所指向的任务不是当前任务时，则将该等待任务置为
  // 可运行的就绪状态，并重新执行调度程序。当指针*p 所指向的不是当前任务时，表示在当前任务被放
  // 入队列后，又有新的任务被插入等待队列中，因此，既然本任务是可中断的，就应该首先执行所有
  // 其它的等待任务。
  if (*p && *p != current)
    {
      (**p).state = 0;
      goto repeat;
    }
  // 下面一句代码有误，应该是*p = tmp，让队列头指针指向其余等待任务，否则在当前任务之前插入
  // 等待队列的任务均被抹掉了。参见图4.3。
  *p = NULL;
  if (tmp)
    tmp->state = 0;
}

// 唤醒指定任务*p。
void
wake_up (struct task_struct **p)
{
  if (p && *p)
    {
      (**p).state = 0;  // 置为就绪（可运行）状态。
      *p = NULL;
    }
}

　

3.signal.c主要对信号的判断，对于一个进程，当收到一个信号时，可以由三种不同的处理或者操作方式。a。忽略该信号，但是SIGKILL和SIGSTOP不能忽略。b。捕获该信号。c。执行默认操作，内核为每种信号都提供一种默认操作，通常这些默认操作就是终止进程的执行。（对于信号的具体内容还有待研究）

4.fork.c主要是copy_process函数。该函数通过get_free_page ()（为新任务数据结构分配内存）函数得到一个新的task_struct空间。然后将current的信息复制给对方。得到新进程

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