1) Linux中主要有哪幾種內(nèi)核鎖？

2) Linux中的用戶模式和內(nèi)核模式是什么含意？

3) 怎樣申請大塊內(nèi)核內(nèi)存？

4) 用戶進(jìn)程間通信主要哪幾種方式？

5) 通過伙伴系統(tǒng)申請內(nèi)核內(nèi)存的函數(shù)有哪些？

6) 通過slab分配器申請內(nèi)核內(nèi)存的函數(shù)有？

7) Linux的內(nèi)核空間和用戶空間是如何劃分的（以32位系統(tǒng)為例）？

8) vmalloc()申請的內(nèi)存有什么特點？

9) 用戶程序使用malloc()申請到的內(nèi)存空間在什么范圍？

10) 在支持并使能MMU的系統(tǒng)中，Linux內(nèi)核和用戶程序分別運行在物理地址模式還是虛擬地址模式？

11) ARM處理器是通過幾級也表進(jìn)行存儲空間映射的？

12) Linux是通過什么組件來實現(xiàn)支持多種文件系通的？

13) Linux虛擬文件系統(tǒng)的關(guān)鍵數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)有哪些？（至少寫出四個）

14) 對文件或設(shè)備的操作函數(shù)保存在那個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中？

15) Linux中的文件包括哪些？

16) 創(chuàng)建進(jìn)程的系統(tǒng)調(diào)用有那些？

17) 調(diào)用schedule()進(jìn)行進(jìn)程切換的方式有幾種？

18) Linux調(diào)度程序是根據(jù)進(jìn)程的動態(tài)優(yōu)先級還是靜態(tài)優(yōu)先級來調(diào)度進(jìn)程的？

19) 進(jìn)程調(diào)度的核心數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是哪個？

20) 如何加載、卸載一個模塊？

21) 模塊和應(yīng)用程序分別運行在什么空間？

22) Linux中的浮點運算由應(yīng)用程序?qū)崿F(xiàn)還是內(nèi)核實現(xiàn)？

23) 模塊程序能否使用可鏈接的庫函數(shù)？

24) TLB中緩存的是什么內(nèi)容？

25) Linux中有哪幾種設(shè)備？

26) 字符設(shè)備驅(qū)動程序的關(guān)鍵數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是哪個？

27) 設(shè)備驅(qū)動程序包括哪些功能函數(shù)？

28) 如何唯一標(biāo)識一個設(shè)備？

29) Linux通過什么方式實現(xiàn)系統(tǒng)調(diào)用？

30) Linux軟中斷和工作隊列的作用是什么？

1. Linux中主要有哪幾種內(nèi)核鎖？

Linux的同步機(jī)制從2.0到2.6以來不斷發(fā)展完善。從最初的原子操作，到后來的信號量，從大內(nèi)核鎖到今天的自旋鎖。這些同步機(jī)制的發(fā)展伴隨Linux從單處理器到對稱多處理器的過渡；伴隨著從非搶占內(nèi)核到搶占內(nèi)核的過度。Linux的鎖機(jī)制越來越有效，也越來越復(fù)雜。

Linux的內(nèi)核鎖主要是自旋鎖和信號量。

自旋鎖最多只能被一個可執(zhí)行線程持有，如果一個執(zhí)行線程試圖請求一個已被爭用（已經(jīng)被持有）的自旋鎖，那么這個線程就會一直進(jìn)行忙循環(huán)——旋轉(zhuǎn)——等待鎖重新可用。要是鎖未被爭用，請求它的執(zhí)行線程便能立刻得到它并且繼續(xù)進(jìn)行。自旋鎖可以在任何時刻防止多于一個的執(zhí)行線程同時進(jìn)入臨界區(qū)。

Linux中的信號量是一種睡眠鎖。如果有一個任務(wù)試圖獲得一個已被持有的信號量時，信號量會將其推入等待隊列，然后讓其睡眠。這時處理器獲得自由去執(zhí)行其它代碼。當(dāng)持有信號量的進(jìn)程將信號量釋放后，在等待隊列中的一個任務(wù)將被喚醒，從而便可以獲得這個信號量。

信號量的睡眠特性，使得信號量適用于鎖會被長時間持有的情況；只能在進(jìn)程上下文中使用，因為中斷上下文中是不能被調(diào)度的；另外當(dāng)代碼持有信號量時，不可以再持有自旋鎖。

Linux 內(nèi)核中的同步機(jī)制：原子操作、信號量、讀寫信號量和自旋鎖的API，另外一些同步機(jī)制，包括大內(nèi)核鎖、讀寫鎖、大讀者鎖、RCU (Read-Copy Update，顧名思義就是讀-拷貝修改)，和順序鎖。

2. Linux中的用戶模式和內(nèi)核模式是什么含意？

MS-DOS等操作系統(tǒng)在單一的CPU模式下運行，但是一些類Unix的操作系統(tǒng)則使用了雙模式，可以有效地實現(xiàn)時間共享。在Linux機(jī)器上，CPU要么處于受信任的內(nèi)核模式，要么處于受限制的用戶模式。除了內(nèi)核本身處于內(nèi)核模式以外，所有的用戶進(jìn)程都運行在用戶模式之中。

內(nèi)核模式的代碼可以無限制地訪問所有處理器指令集以及全部內(nèi)存和I/O空間。如果用戶模式的進(jìn)程要享有此特權(quán)，它必須通過系統(tǒng)調(diào)用向設(shè)備驅(qū)動程序或其他內(nèi)核模式的代碼發(fā)出請求。另外，用戶模式的代碼允許發(fā)生缺頁，而內(nèi)核模式的代碼則不允許。

在2.4和更早的內(nèi)核中，僅僅用戶模式的進(jìn)程可以被上下文切換出局，由其他進(jìn)程搶占。除非發(fā)生以下兩種情況，否則內(nèi)核模式代碼可以一直獨占CPU：

(1) 它自愿放棄CPU；

(2) 發(fā)生中斷或異常。

2.6內(nèi)核引入了內(nèi)核搶占，大多數(shù)內(nèi)核模式的代碼也可以被搶占。

3. 怎樣申請大塊內(nèi)核內(nèi)存？

在Linux內(nèi)核環(huán)境下，申請大塊內(nèi)存的成功率隨著系統(tǒng)運行時間的增加而減少，雖然可以通過vmalloc系列調(diào)用申請物理不連續(xù)但虛擬地址連續(xù)的內(nèi)存，但畢竟其使用效率不高且在32位系統(tǒng)上vmalloc的內(nèi)存地址空間有限。所以，一般的建議是在系統(tǒng)啟動階段申請大塊內(nèi)存，但是其成功的概率也只是比較高而已，而不是100%。如果程序真的比較在意這個申請的成功與否，只能退用“啟動內(nèi)存”（Boot Memory）。下面就是申請并導(dǎo)出啟動內(nèi)存的一段示例代碼：

void* x_bootmem = NULL;  
EXPORT_SYMBOL(x_bootmem);  
unsigned long x_bootmem_size = 0;  
EXPORT_SYMBOL(x_bootmem_size);  
static int __init x_bootmem_setup(char *str)  
{  
x_bootmem_size = memparse(str, &str);  
x_bootmem = alloc_bootmem(x_bootmem_size);  
printk("Reserved %lu bytes from %p for x\n", x_bootmem_size, x_bootmem);  
return 1;  
}  
__setup("x-bootmem=", x_bootmem_setup); 

可見其應(yīng)用還是比較簡單的，不過利弊總是共生的，它不可避免也有其自身的限制：

內(nèi)存申請代碼只能連接進(jìn)內(nèi)核，不能在模塊中使用。被申請的內(nèi)存不會被頁分配器和slab分配器所使用和統(tǒng)計，也就是說它處于系統(tǒng)的可見內(nèi)存之外，即使在將來的某個地方你釋放了它。一般用戶只會申請一大塊內(nèi)存，如果需要在其上實現(xiàn)復(fù)雜的內(nèi)存管理則需要自己實現(xiàn)。在不允許內(nèi)存分配失敗的場合，通過啟動內(nèi)存預(yù)留內(nèi)存空間將是我們唯一的選擇。

4. 用戶進(jìn)程間通信主要哪幾種方式？

（1）管道（Pipe）：管道可用于具有親緣關(guān)系進(jìn)程間的通信，允許一個進(jìn)程和另一個與它有共同祖先的進(jìn)程之間進(jìn)行通信。

（2）命名管道（named pipe）：命名管道克服了管道沒有名字的限制，因此，除具有管道所具有的功能外，它還允許無親緣關(guān)系進(jìn)程間的通信。命名管道在文件系統(tǒng)中有對應(yīng)的文件名。命名管道通過命令mkfifo或系統(tǒng)調(diào)用mkfifo來創(chuàng)建。

（3）信號（Signal）：信號是比較復(fù)雜的通信方式，用于通知接受進(jìn)程有某種事件發(fā)生，除了用于進(jìn)程間通信外，進(jìn)程還可以發(fā)送信號給進(jìn)程本身；linux除了支持Unix早期信號語義函數(shù)sigal外，還支持語義符合Posix.1標(biāo)準(zhǔn)的信號函數(shù)sigaction（實際上，該函數(shù)是基于BSD的，BSD為了實現(xiàn)可靠信號機(jī)制，又能夠統(tǒng)一對外接口，用sigaction函數(shù)重新實現(xiàn)了signal函數(shù)）。

（4）消息（Message）隊列：消息隊列是消息的鏈接表，包括Posix消息隊列system V消息隊列。有足夠權(quán)限的進(jìn)程可以向隊列中添加消息，被賦予讀權(quán)限的進(jìn)程則可以讀走隊列中的消息。消息隊列克服了信號承載信息量少，管道只能承載無格式字節(jié)流以及緩沖區(qū)大小受限等缺

（5）共享內(nèi)存：使得多個進(jìn)程可以訪問同一塊內(nèi)存空間，是最快的可用IPC形式。是針對其他通信機(jī)制運行效率較低而設(shè)計的。往往與其它通信機(jī)制，如信號量結(jié)合使用，來達(dá)到進(jìn)程間的同步及互斥。

（6）信號量（semaphore）：主要作為進(jìn)程間以及同一進(jìn)程不同線程之間的同步手段。

（7）套接字（Socket）：更為一般的進(jìn)程間通信機(jī)制，可用于不同機(jī)器之間的進(jìn)程間通信。起初是由Unix系統(tǒng)的BSD分支開發(fā)出來的，但現(xiàn)在一般可以移植到其它類Unix系統(tǒng)上：Linux和System V的變種都支持套接字。

5. 通過伙伴系統(tǒng)申請內(nèi)核內(nèi)存的函數(shù)有哪些？

在物理頁面管理上實現(xiàn)了基于區(qū)的伙伴系統(tǒng)（zone based buddy system）。對不同區(qū)的內(nèi)存使用單獨的伙伴系統(tǒng)(buddy system)管理,而且獨立地監(jiān)控空閑頁。相應(yīng)接口alloc_pages(gfp_mask, order)，_ _get_free_pages(gfp_mask, order)等。

補充知識：

1.原理說明

Linux內(nèi)核中采 用了一種同時適用于32位和64位系統(tǒng)的內(nèi) 存分頁模型，對于32位系統(tǒng)來說，兩級頁表足夠用了，而在x86_64系 統(tǒng)中，用到了四級頁表。

* 頁全局目錄(Page Global Directory)

* 頁上級目錄(Page Upper Directory)

* 頁中間目錄(Page Middle Directory)

* 頁表(Page Table)

頁全局目錄包含若干頁上級目錄的地址，頁上級目錄又依次包含若干頁中間目錄的地址，而頁中間目錄又包含若干頁表的地址，每一個頁表項指 向一個頁框。Linux中采用4KB大小的 頁框作為標(biāo)準(zhǔn)的內(nèi)存分配單元。

多級分頁目錄結(jié)構(gòu)

1.1.伙伴系統(tǒng)算法

在實際應(yīng)用中，經(jīng)常需要分配一組連續(xù)的頁框，而頻繁地申請和釋放不同大小的連續(xù)頁框，必然導(dǎo)致在已分配頁框的內(nèi)存塊中分散了許多小塊的 空閑頁框。這樣，即使這些頁框是空閑的，其他需要分配連續(xù)頁框的應(yīng)用也很難得到滿足。

為了避免出現(xiàn)這種情況，Linux內(nèi)核中引入了伙伴系統(tǒng)算法(buddy system)。把所有的空閑頁框分組為11個 塊鏈表，每個塊鏈表分別包含大小為1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024個連續(xù)頁框的頁框塊。***可以申請1024個連 續(xù)頁框，對應(yīng)4MB大小的連續(xù)內(nèi)存。每個頁框塊的***個頁框的物理地址是該塊大小的整數(shù)倍。

假設(shè)要申請一個256個頁框的塊，先從256個頁框的鏈表中查找空閑塊，如果沒有，就去512個 頁框的鏈表中找，找到了則將頁框塊分為2個256個 頁框的塊，一個分配給應(yīng)用，另外一個移到256個頁框的鏈表中。如果512個頁框的鏈表中仍沒有空閑塊，繼續(xù)向1024個頁 框的鏈表查找，如果仍然沒有，則返回錯誤。

頁框塊在釋放時，會主動將兩個連續(xù)的頁框塊合并為一個較大的頁框塊。

1.2.slab分配器

slab分配器源于 Solaris 2.4 的 分配算法，工作于物理內(nèi)存頁框分配器之上，管理特定大小對象的緩存，進(jìn)行快速而高效的內(nèi)存分配。

slab分配器為每種使用的內(nèi)核對象建立單獨的緩沖區(qū)。Linux 內(nèi)核已經(jīng)采用了伙伴系統(tǒng)管理物理內(nèi)存頁框，因此 slab分配器直接工作于伙伴系 統(tǒng)之上。每種緩沖區(qū)由多個 slab 組成，每個 slab就是一組連續(xù)的物理內(nèi)存頁框，被劃分成了固定數(shù)目的對象。根據(jù)對象大小的不同，缺省情況下一個 slab 最多可以由 1024個頁框構(gòu)成。出于對齊 等其它方面的要求，slab 中分配給對象的內(nèi)存可能大于用戶要求的對象實際大小，這會造成一定的 內(nèi)存浪費。

2.常用內(nèi)存分配函數(shù)

2.1.__get_free_pages

unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)

__get_free_pages函數(shù)是最原始的內(nèi)存分配方式，直接從伙伴系統(tǒng)中獲取原始頁框，返回值為***個頁框的起始地址。__get_free_pages在實現(xiàn)上只是封裝了alloc_pages函 數(shù)，從代碼分析，alloc_pages函數(shù)會分配長度為1<

2.2.kmem_cache_alloc

struct kmem_cache *kmem_cache_create(const char *name, size_t size

size_t align, unsigned long flags,

void (*ctor)(void*, struct kmem_cache *, unsigned long),

void (*dtor)(void*, struct kmem_cache *, unsigned long))

void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *c, gfp_t flags)

kmem_cache_create/ kmem_cache_alloc是基于slab分配器的一種內(nèi)存分配方式，適用于反復(fù)分配釋放同一大小內(nèi)存塊的場合。首先用kmem_cache_create創(chuàng)建一個高速緩存區(qū)域，然后用kmem_cache_alloc從 該高速緩存區(qū)域中獲取新的內(nèi)存塊。kmem_cache_alloc一次能分配的***內(nèi)存由mm/slab.c文件中的MAX_OBJ_ORDER宏定義，在默認(rèn)的2.6.18內(nèi)核版本中，該宏定義為5，于是一次最多能申請1<<5 * 4KB也就是128KB的連續(xù)物理內(nèi)存。分析內(nèi)核源碼發(fā)現(xiàn)，kmem_cache_create函數(shù)的size參數(shù)大于128KB時會調(diào)用BUG()。測試結(jié)果驗證了分析結(jié)果，用kmem_cache_create分配超過128KB的內(nèi)存時使內(nèi)核崩潰。

2.3.kmalloc

void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)

kmalloc是內(nèi)核中最常用的一種內(nèi)存分配方式，它通過調(diào)用kmem_cache_alloc函數(shù)來實現(xiàn)。kmalloc一次最多能申請的內(nèi)存大小由include/linux/Kmalloc_size.h的 內(nèi)容來決定，在默認(rèn)的2.6.18內(nèi)核版本中，kmalloc一次最多能申請大小為131702B也就是128KB字節(jié)的連續(xù)物理內(nèi)存。測試結(jié)果表明，如果試圖用kmalloc函數(shù)分配大于128KB的內(nèi)存，編譯不能通過。

2.4.vmalloc

void *vmalloc(unsigned long size)

前面幾種內(nèi)存分配方式都是物理連續(xù)的，能保證較低的平均訪問時間。但是在某些場合中，對內(nèi)存區(qū)的請求不是很頻繁，較高的內(nèi)存訪問時間也 可以接受，這是就可以分配一段線性連續(xù)，物理不連續(xù)的地址，帶來的好處是一次可以分配較大塊的內(nèi)存。圖3-1表 示的是vmalloc分配的內(nèi)存使用的地址范圍。vmalloc對 一次能分配的內(nèi)存大小沒有明確限制。出于性能考慮，應(yīng)謹(jǐn)慎使用vmalloc函數(shù)。在測試過程中， ***能一次分配1GB的空間。

Linux內(nèi)核部分內(nèi)存分布

2.5.dma_alloc_coherent

void *dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size,

ma_addr_t *dma_handle, gfp_t gfp)

DMA是一種硬件機(jī)制，允許外圍設(shè)備和主存之間直接傳輸IO數(shù)據(jù)，而不需要CPU的參與，使用DMA機(jī)制能大幅提高與設(shè)備通信的 吞吐量。DMA操作中，涉及到CPU高速緩 存和對應(yīng)的內(nèi)存數(shù)據(jù)一致性的問題，必須保證兩者的數(shù)據(jù)一致，在x86_64體系結(jié)構(gòu)中，硬件已經(jīng)很 好的解決了這個問題，dma_alloc_coherent和__get_free_pages函數(shù)實現(xiàn)差別不大，前者實際是調(diào)用__alloc_pages函 數(shù)來分配內(nèi)存，因此一次分配內(nèi)存的大小限制和后者一樣。__get_free_pages分配的內(nèi) 存同樣可以用于DMA操作。測試結(jié)果證明，dma_alloc_coherent函 數(shù)一次能分配的***內(nèi)存也為4M。

2.6.ioremap

void * ioremap (unsigned long offset, unsigned long size)

ioremap是一種更直接的內(nèi)存“分配”方式，使用時直接指定物理起始地址和需要分配內(nèi)存的大小，然后將該段 物理地址映射到內(nèi)核地址空間。ioremap用到的物理地址空間都是事先確定的，和上面的幾種內(nèi)存 分配方式并不太一樣，并不是分配一段新的物理內(nèi)存。ioremap多用于設(shè)備驅(qū)動，可以讓CPU直接訪問外部設(shè)備的IO空間。ioremap能映射的內(nèi)存由原有的物理內(nèi)存空間決定，所以沒有進(jìn)行測試。

2.7.Boot Memory

如果要分配大量的連續(xù)物理內(nèi)存，上述的分配函數(shù)都不能滿足，就只能用比較特殊的方式，在Linux內(nèi) 核引導(dǎo)階段來預(yù)留部分內(nèi)存。

2.7.1.在內(nèi)核引導(dǎo)時分配內(nèi)存

void* alloc_bootmem(unsigned long size)

可以在Linux內(nèi)核引導(dǎo)過程中繞過伙伴系統(tǒng)來分配大塊內(nèi)存。使用方法是在Linux內(nèi)核引導(dǎo)時，調(diào)用mem_init函數(shù)之前 用alloc_bootmem函數(shù)申請指定大小的內(nèi)存。如果需要在其他地方調(diào)用這塊內(nèi)存，可以將alloc_bootmem返回的內(nèi)存首地址通過EXPORT_SYMBOL導(dǎo) 出，然后就可以使用這塊內(nèi)存了。這種內(nèi)存分配方式的缺點是，申請內(nèi)存的代碼必須在鏈接到內(nèi)核中的代碼里才能使用，因此必須重新編譯內(nèi)核，而且內(nèi)存管理系統(tǒng) 看不到這部分內(nèi)存，需要用戶自行管理。測試結(jié)果表明，重新編譯內(nèi)核后重啟，能夠訪問引導(dǎo)時分配的內(nèi)存塊。

2.7.2.通過內(nèi)核引導(dǎo)參數(shù)預(yù)留頂部內(nèi)存

在Linux內(nèi)核引導(dǎo)時，傳入?yún)?shù)“mem=size”保留頂部的內(nèi)存區(qū)間。比如系統(tǒng)有256MB內(nèi) 存，參數(shù)“mem=248M”會預(yù)留頂部的8MB內(nèi)存，進(jìn)入系統(tǒng)后可以調(diào)用ioremap(0xF800000，0x800000)來申請這段內(nèi)存。

3.幾種分配函數(shù)的比較

分配原理***內(nèi)存其他

__get_free_pages直接對頁框進(jìn)行操作4MB適用于分配較大量的連續(xù)物理內(nèi)存

kmem_cache_alloc基于slab機(jī)制實現(xiàn)128KB適合需要頻繁申請釋放相同大小內(nèi)存塊時使用

kmalloc基于kmem_cache_alloc實現(xiàn)128KB最常見的分配方式，需要小于頁框大小的內(nèi)存時可以使用

vmalloc建立非連續(xù)物理內(nèi)存到虛擬地址的映射物理不連續(xù)，適合需要大內(nèi)存，但是對地址連續(xù)性沒有要求的場合

dma_alloc_coherent基于__alloc_pages實現(xiàn)4MB適用于DMA操 作

ioremap實現(xiàn)已知物理地址到虛擬地址的映射適用于物理地址已知的場合，如設(shè)備驅(qū)動

alloc_bootmem在啟動kernel時，預(yù)留一段內(nèi)存，內(nèi)核看不見小于物理內(nèi)存大小，內(nèi)存管理要求較高

原文鏈接：http://blog.csdn.net/zheng123123123123/article/details/11555081