《Essential Linux Device Drivers》第2章（下）-白红宇

你可以使用mod_timer()修改my_timer的到期时间，使用del_timer()取消定时器，或使用timer_pending()以查看my_timer当前是否处于pending状态。查看kernel/timer.c源代码，你会发现schedule_timeout()内部就使用了这些API。

用户空间的

clock_settime()

和

clock_gettime()

函数可用于获得内核定时器服务。用户应用程序可以使用

setitimer()

和

getitimer()

来控制一个

alarm

信号在特定的超时后发生。

短延时

在内核中，小于

jiffy

的延时被认为是短延时。这种延时在进程或中断上下文都可能发生。由于不可能使用基于

jiffy

的方法实现短延时，之前讨论的睡眠等待将不再能用于小的超时。这种情况下，唯一的解决途径就是忙等待。

实现短延时的内核

API

包括

mdelay()

、

udelay()

和

ndelay()

，分别支持毫秒、微妙和纳秒级的延时。这些函数的实际实现依赖于体系结构，而且也并非在所有平台上都被完整实现。忙等待的实现方法是测量

CPU

执行一条指令的时间，为了延时，执行一定数量的指令。从前文可知，内核会在启动过程中进行测量出一个

loops_per_jiffy

值。短延时

API

就使用了

loops_per_jiffy

值来决定它们需要进行循环的数量。

为了实现握手进程中

微妙的延时，

USB

主机控制器驱动（

drivers/usb/host/ehci-hcd.c

）会调用

udelay()

，而

udelay()

的内部会调用

loops_per_jiffy

：

do {

result = ehci_readl(ehci, ptr);

/* ... */

if (result == done) return 0;

udelay(1); /* Internally uses loops_per_jiffy */

usec--;

} while (usec > 0);

Pentium

时间戳计数器

时间戳计数器（

TSC

）是

Pentium

兼容处理器中的一个计数器，它记录自启动以来

CPU

消耗的时钟周期数。由于

TSC

睡着处理器周期速率的比例正常，它提供了非常高的精确度。

TSC

通常被用于剖析

和监测

代码。使用

rdtsc

指令可测量某段代码的执行时间，其精度达到微妙级。

TSC

的节拍可以被转化为秒，方法是将其除以

CPU

时钟速率（包含在内核变量

cpu_khz

中）。

在如下的代码片段中。

low_tsc_ticks

和

high_tsc_ticks

分别包含了

TSC

的低

位和高

位。低

位可能在数秒内溢出（具体时间依赖于处理器速度），但是这已经用于许多代码的

剖析

了：

unsigned long low_tsc_ticks0, high_tsc_ticks0;

unsigned long low_tsc_ticks1, high_tsc_ticks1;

unsigned long exec_time;

rdtsc(low_tsc_ticks0, high_tsc_ticks0); /* Timestamp

before */

printk("Hello World\n"); /* Code to be

profiled */

rdtsc(low_tsc_ticks1, high_tsc_ticks1); /* Timestamp after */

exec_time = low_tsc_ticks1 - low_tsc_ticks0;

在

1.8GHz Pentium

处理器上，

exec_time

的结果为

871

（或半微妙）。

在

2.6.21

内核中，针对高精度定时器的支持

(CONFIG_HIGH_RES_TIMERS)

已经被融入了内核。它使用了硬件特定的高速定时器来提供对

nanosleep()

等

API

高精度的支持。

在基于

Pentium

的机器上，内核借助的是

TSC

。

实时钟

RTC

在非易失性存储器上记录绝对时间。在

x86 PC

上，

RTC

位于由电池供电

^[4]

的

互补金属氧化物半导体

（

CMOS

）存储器的顶部。从第

章《字符设备驱动》的图

5.1

可以看出传统

体系结构中

CMOS

的位置。在嵌入式系统中，

RTC

可能被集成到处理器中，也可能通过

I2C

或

SPI

总线在外部连接，见第

章。

[4]RTC

的电池能够持续使用很多年，通过会超过电脑的使用寿命，因此，你从来都不需要替换它。

使用

RTC

，你可以完成如下工作：

（

）读取、设置绝对时间，在时钟更新时产生中断；

（

）产生频率从

2HZ

到

8192HZ

之间的周期性中断；

（

）设置

alarm

许多应用程序需要使用绝对时间或称墙上时间（

wall time

）。

jiffies

是相对于系统启动后的时间，它不包含墙上时间。内核将墙上时间记录在

xtime

变量中，在启动过程中，会根据从

RTC

读取到的目前的墙上时间初始化

xtime

，在系统停机后，墙上时间会被写回

RTC

。你可以使用

do_gettimeofday()

读取墙上时间，其最高精度

由

硬件

决定：

#include <linux/time.h>

static struct timeval curr_time;

do_gettimeofday(&curr_time);

my_timestamp = cpu_to_le32(curr_time.tv_sec); /* Record timestamp */

用户空间也包含一系列可以访问墙上时间的函数，包括：

（

）

time()

，该函数返回日历时间，或从

Epoch

（

1970

年

月

日

00:00:00

）以来经历的秒数；

（

）

localtime()

，以分散的形式返回日历时间；

（

）

mktime()

，

进行

localtime()

的反向工作；

（

）

gettimeofday()

，如果你的平台支持的话，该函数将以微妙精度返回日历时间。

用户空间使用

RTC

的另一种途径是通过字符设备

/dev/rtc

来进行，同一时刻只有一个进程允许返回该字符设备。

在第

章和第

章，本书将对

RTC

驱动进行更深入的讨论。另外，在第

章给出了一个使用

/dev/rtc

以微妙级精度执行周期性工作的应用程序例子。

内核中的并发

随

着多核笔记本电脑时代的到来，对称多处理器（

SMP

）的使用不再被限于高科技用户。

SMP

和内核抢占是多线程执行的

种场景。多个线程能够同时操作共享的内核数据结构，因此，对这些数据结构的访问必须被串行化。

接下来，我们会讨论并发访问情况下保护共享内核资源的基本概念。我们以一个简单的例子开始，并逐步引入中断、内核抢占和

SMP

等复杂概念。

自旋锁和互斥体

访问共享资源的代码区域称作临界区。自选锁（

spinlock

）和互斥体（

mutex

，

mutual exclusion

的缩写）是保护内核临界区的

种基本机制。我们一个一个分析。

自选锁可以确保在同时只有一个线程进入临界区。其他想进入临界区的线程必须不停地原地打转，知道第1个线程释放自选锁。

注意：这里所说的线程不仅限于内核线程，还包含用户线程进入内核后的代表。

下面的例子演示了自选锁的基本用法：

#include <linux/spinlock.h>

spinlock_t mylock = SPIN_LOCK_UNLOCKED; /* Initialize */

/* Acquire the spinlock. This is inexpensive if there

* is no one inside the critical section. In the face of

* contention, spinlock() has to busy-wait.

spin_lock(&mylock);

/* ... Critical Section code ... */

spin_unlock(&mylock); /* Release the lock */

与自选锁不同的是，互斥体在进入一个被占用的临界区之前，不会原地打转而是使当前线程进入睡眠状态。如果要等待的时间较长，互斥体比自选锁会更合适，因为自选锁会消耗CPU资源。在使用互斥体的场合，多于2次进程切换时间都可被认为是长时间，因此一个互斥体会引起本线程睡眠，而当其被唤醒时，它需要被切换回来。

因此，在很多情况下，决定使用自选锁还是互斥体相对来说很容易：

（1）如果临界区需要睡眠，只能使用互斥体，因为在获得自选锁后进行调度、抢占以及在等待队列上睡眠都是非法的；

（2）由于互斥体会在面临竞争的情况下将当前线程置于睡眠状态，因此，在中断处理函数中，只能使用自选锁。（在第4章中，你将学习到更多的关于中断上下文的限制。）

下面的例子演示了互斥体使用的基本方法：

#include <linux/mutex.h>

/* Statically declare a mutex. To dynamically

create a mutex, use mutex_init() */

static DEFINE_MUTEX(mymutex);

/* Acquire the mutex. This is inexpensive if there

* is no one inside the critical section. In the face of

* contention, mutex_lock() puts the calling thread to sleep.

mutex_lock(&mymutex);

/* ... Critical Section code ... */

mutex_unlock(&mymutex); /* Release the mutex */

为了论证并发保护的用法，我们首先以一个仅存在于进程上下文的临界区开始，并以下面的顺序逐步引入复杂性：

（1）非抢占内核，单CPU情况下存在于进程上下文的临界区；

（2）非抢占内核，单CPU情况下存在于进程和中断上下文的临界区；

（3）可抢占内核，单CPU情况下存在于进程和中断上下文的临界区；

（4）可抢占内核，SMP情况下存在于进程和中断上下文的临界区。

老的信号量接口

互斥体接口代替了老的信号量接口（semaphore），它互斥体诞生于-rt树，在2.6.16内核中被融入主线内核。

尽管如此，但是老的信号量仍然在内核和驱动中被广泛使用。信号量接口的基本用法如下：

#include <asm/semaphore.h> /* Architecture dependent

header */

/* Statically declare a semaphore. To dynamically

create a semaphore, use init_MUTEX() */

static DECLARE_MUTEX(mysem);

down(&mysem); /* Acquire the semaphore */

/* ... Critical Section code ... */

up(&mysem); /* Release the semaphore */

信号量可以被配置为允许多个预定数量的线程同时进入临界区，但是，这种用法非常罕见。

案例

：进程上下文，单

CPU

，非抢占内核

这种情况最为简单，不需要加锁，因此不再赘述。

案例

：进程和上下文，单

CPU

，非抢占内核

在这种情况下，为了保护临界区，仅仅需要禁止中断。如图2.4，假定进程上下文的执行单元A、B以及中断上下文的执行单元C都企图进入相同的临界区。

图2.4 进程和中断上下文进入临界区

由于执行单元C总是在中断上下文执行，它会优先于执行单元A和B，因此，它不要担心保护的问题。执行单元A和B也不必关心彼此会被互相打断，因为内核是非抢占的。因此，执行单元A和B仅仅需要担心C会在它们进入临界区的时候横行进入。为了实现此目的，它们会在进入临界区之前禁止中断：

Point A

：

local_irq_disable(); /* Disable Interrupts in local CPU */

/* ... Critical Section ... */

local_irq_enable(); /* Enable Interrupts in local CPU */

但是，如果当执行到Point A的时候已经被禁止，local_irq_enable()将产生副作用，它会重新使能中断，而不是恢复之前的中断状态。可以这样修复它：

unsigned long flags;

Point A:

local_irq_save(flags); /* Disable Interrupts */

/* ... Critical Section ... */

local_irq_restore(flags); /* Restore state to what

it was at Point A */

不论Point A的中断处于什么状态，上述工作都将正确执行。

案例

：进程和中断上下文，单

CPU

，抢占内核

如果内核使能了抢占，仅仅禁止中断将不再能确保对临界区的保护，因为另一个处于进程上下文的执行单元可能会进入临界区。重新回到图2.4，现在，除了C以外，执行单元A和B必须提防彼此。显而易见，解决该问题的方法是在进入临界区之前禁止内核抢占、中断，并在退出临界区的时候恢复内核抢占和中断。因此，执行单元A和B使用了自选锁API附带irq的变体：

unsigned long flags;

Point A:

/* Save interrupt state.

* Disable interrupts - this implicitly disables preemption */

spin_lock_irqsave(&mylock, flags);

/* ... Critical Section ... */

/* Restore interrupt state to what it was at Point A */

spin_unlock_irqrestore(&mylock, flags);

我们不需要在最后显示地恢复Point A的抢占状态，因为内核自身会通过一个名叫抢占计数器的变量维护它。在抢占被禁止时（通过调用preempt_disable()），计数器会增加；在抢占被使能时（通过调用preempt_enable()），计数器被减少。只有在计数器为0的时候，抢占才发挥作用。

案例

：进程和中断上下文，

SMP

机器，抢占内核

现在临界区执行于SMP机器上，而且你的内核配置了CONFIG_SMP和CONFIG_PREEMPT。到目前为止讨论的场景中，自旋锁原语发挥的作用仅限于使能和禁止抢占和中断，时间的锁功能并未被完全编译进来。在SMP机器内，锁逻辑被编译进来，而且自旋锁原语确保了SMP安全性。SMP使能的含义如下：

unsigned long flags;

Point A:

- Save interrupt state on the local CPU

- Disable interrupts on the local CPU. This implicitly disables

preemption.

- Lock the section to regulate access by other CPUs

spin_lock_irqsave(&mylock, flags);

/* ... Critical Section ... */

- Restore interrupt state and preemption to what it

was at Point A for the local CPU

- Release the lock

spin_unlock_irqrestore(&mylock, flags);

在SMP系统上，获取自旋锁时，仅仅本CPU上的中断被禁止。因此，一个进程上下文的执行单元（图2.4中的执行单元A）在一个CPU上运行的同时，一个中断处理函数（图2.4中的执行单元C）可能运行在另一个CPU上。非本CPU上的中断处理函数必须自旋等待本CPU上的进程上下文代码退出临界区。中断上下文需要调用spin_lock()/spin_unlock()：

spin_lock(&mylock);

/* ... Critical Section ... */

spin_unlock(&mylock);

除了有irq变体以外，自旋锁也有底半部（BH）变体。在锁被获取的时候，spin_lock_bh()会禁止底半部，而spin_unlock_bh()则会在锁被释放时重新使能底半部。我们将在第4章讨论底半部。

-rt

树

实时（-rt）树，也被称作CONFIG_PREEMPT_RT补丁集，实现了内核中一些针对低延时的修改。该补丁集可以从下载，它允许内核的大部分位置可被抢占，但是用自旋锁代替了一些互斥体。它也合并了一些高精度的定时器。数个-rt功能已经被融入了主线内核。在工程的wiki页上，能找到详细的文档，地址为。

为了提供性能，内核也定义了一些针对特定环境的特定的锁原语。使能实用于你的代码执行场景的互斥机制将使你的代码更高效。下面我们来看一下这些特定的互斥机制。

原子操作

原子操作原子执行轻量级的、仅执行一次的操作，例如修改计数器、有条件的增1、设置位等。原子操作可以确保操作的串行化，不再需要锁进行并发访问保护。原子操作的具体实现依赖于体系结构。

为了在释放内核网络缓冲区（称为skbuff）之前检查是否还有余留的数据引用，定义于net/core/skbuff.c的skb_release_data()函数将进行如下操作：

if (!skb->cloned ||

/* Atomically decrement and check if the returned value is zero */

!atomic_sub_return(skb->nohdr ? (1 << SKB_DATAREF_SHIFT) + 1 :

1,&skb_shinfo(skb)->dataref)) {

/* ... */

kfree(skb->head);

}

当skb_release_data()执行的时候，另一个调用skbuff_clone()（也定义于net/core/skbuff.c）的执行单元也许在同步地增加数据引用计数:

/* ... */

/* Atomically bump up the data reference count */

atomic_inc(&(skb_shinfo(skb)->dataref));

/* ... */

原子操作的使用将确保数据引用计数不会被这2个执行单元“蹂躏”。它也消除了使用锁去保护单一整型变量的争论。

内核也支持set_bit()、clear_bit()和test_and_set_bit()操作，它们可用于原子地进行位修改。查看include/asm-your-arch/atomic.h文件可以看出你所在体系结构所支持的原子操作。

读

者—

写

者

锁

另一个特定的并发保护机制是自旋锁的变体读者—写者锁。如果每个执行单元在访问临界区的时候要么是读，要么是写共享的数据结构，但是它们都不会同时进行读和写操作，这种锁是最好的选择。多则读执行单元被允许同时进入临界区。读者自旋锁可以这样定义：

rwlock_t myrwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;

read_lock(&myrwlock); /* Acquire reader lock */

/* ... Critical Region ... */

read_unlock(&myrwlock); /* Release lock */

但是，如果一个写执行单元进入了临界区，其他的读和写都不被允许进入。写者锁的用法如下：

rwlock_t myrwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;

write_lock(&myrwlock); /* Acquire writer lock */

/* ... Critical Region ... */

write_unlock(&myrwlock); /* Release lock */

net/ipx/ipx_route.c

中的IPX路由代码是使用读者—写者锁的真实例子。一个称作ipx_routes_lock的读者—写者锁将保护IPX路由表的并发访问。要通过查找路由表实现包转发的执行单元需要请求读者锁。需要添加和删除路由表中入口的执行单元必须获取写者锁。由于通过读路由表的情况比更新路由表的情况多地多，使用读者—写者锁重大地提供了性能。

和传统的自旋锁一样，读者—写者锁也有相应的irq变体：read_lock_irqsave()、read_lock_irqrestore()、write_lock_irqsave()和write_lock_irqrestore()。这些函数的含义与传统自旋锁相应的变体相似。

2.6

内核引入的顺序锁（seqlock）是一种支持写着多于读者的读者—写者锁。在在一个变量的写操作比读操作多地多的情况下，这种锁非常有用。前文讨论的jiffies_64变量就是使用顺序锁的一个例子。写执行单元不必等待一个已经进入临界区的读者，因此，读执行单元也许会它们进入临界区的操作会失败因此需要重试：

u64 get_jiffies_64(void) /* Defined in kernel/time.c */

{

unsigned long seq;

u64 ret;

do {

seq = read_seqbegin(&xtime_lock);

ret = jiffies_64;

} while (read_seqretry(&xtime_lock, seq));

return ret;

}

写者会使用write_seqlock()和write_sequnlock()保护临界区。

2.6

内核还引入了另一种称为读—拷贝—更新（RCU）的机制，该锁用于提高读操作远多于写操作时的性能。其基本理念是读执行单元不需要加锁，但是写执行单元会变得更加复杂，它们会在数据结构的一份拷贝上执行更新操作，并代替读者看到的指针。为了确保所有正在进行的读操作的完成，原子拷贝会一直被保持到所有CPU上的下一次上下文切换。使用RCU的情况很复杂，因此，只有在确保你确实需要使用它而不是前文的其他原语的时候，才适宜选择它。include/linux/rcupdate.h文件中定义了RCU的数据结构和接口函数，Documentation/RCU/*包含丰富的文档。

fs/dcache.c

文件中包含一个RCU的使用例子。在Linux中，每个文件都与一个目录入口信息（dentry结构体）、元数据信息（存放在inode中）和实际的数据（存放在数据块中）关联。每次你操作一个文件的时候，文件路径中的组件会被解析，相应的dentry会被获取。为了加速未来的操作，dentry结构体被缓存在称为dcache的数据结构中。任何时候，对dcache进行查找的数量都远多于dcache的更新操作，因此，对dcache的访问适宜用RCU原语进行保护。

调试

由于难于重现，并发相关的问题通常非常难调试。在编译和测试你的代码的时候使能SMP（CONFIG_SMP）和抢占（CONFIG_PREEMPT）是一种很好的理念，即便你的产品将运行在当CPU、禁止抢占的情况下。在Kernel hacking下有一个称为Spinlock and rw-lock debugging的配置选项CONFIG_DEBUG_SPINLOCK，它能帮助你找到一些常见的自旋锁错误。Lockmeter（）等工具可用于锁相关的统计信息。

一个常见的并发问题在访问共享资源之前忘记加锁。这会导致一些不同的执行单元杂乱地竞争。这种问题，被称作“竞态”，可能会导致一些其他的行为。

另一个可能的问题是在某些代码路径里你忘记了释放锁，这会导致死锁。为了理解这个问题，让我们分析如下代码：

spin_lock(&mylock); /* Acquire lock */

/* ... Critical Section ... */

if (error) {

/* This error condition occurs rarely */

return -EIO; /* Forgot to release the lock! */

}

spin_unlock(&mylock); /* Release lock */

在if (error)被满足后，任何要获取mylock的执行单元都会死锁，内核也可能因此而冻结。

如果在你写完代码的数月或数年以后首次出现了问题，回过头来调试它将变地更为辣手。（在第21章《设备驱动的调试》一章的《Kdump》一节有一个相关的调试例子。）因此，为了避免遭遇这种不快，在你设计软件的结构的时候，就应该考虑并发逻辑。

roc

文件系统

proc

文件系统（procfs）是一种虚拟的文件系统，它创建内核内部的视窗。你浏览procfs看到的数据是在内核运行过程中产生的。procfs中文件可被用于配置内核参数、查看内核结构体、从设备驱动中收集统计信息或者获取通用的系统信息。

Procfs

是一种虚假的文件系统，这意味着驻留于procfs中的文件并不与物理存储设备如硬盘等关联。相反地，这些文件中的数据由内核中相应的入口点按需动态创建。因此，procfs中的文件大小都显示为0。Procfs通常被在启动过程中挂载在/proc目录，通过运行mount命令你可以看出这一点。

为了取得procfs能力的第一感觉，请查看/proc/cpuinfo、/proc/meminfo、 /proc/interrupts、/proc/tty/driver/serial、/proc/bus/usb/devices和/proc/stat的内容。通过写/proc/sys/目录中的文件可以在运行时修改某些内核参数。例如，通过向/proc/sys/kernel/printk文件echo一个新的值，你可以改变内核printk 日志的级别。许多实用程序（如ps）和系统性能监视工具（如sysstat）就是通过驻留于/proc中的文件来获取信息的。

2.6

内核引入的seq文件简化了大的procfs操作。附录C《Seq文件》对此进行了描述。

内存分配

一些设备驱动必须意识到内存zone的存在，另外，许多驱动需要内存分配函数的服务。本节我们将简要地对此二者进行讨论。

内核会以分页形式组织物理内存，而页大小则依赖于具体的体系结构。在基于x86的机器上，其大小为4096字节。物理内存中的每一页都有一个与之对应的page结构体（定义在include/linux/mm_types.h文件中）：

struct page {

unsigned long flags; /* Page status */

atomic_t _count; /* Reference count */

/* ... */

void * virtual; /* Explained later on */

};

在32位x86系统上，缺省的内核配置会将4GB的地址空间分成给用户空间的3GB的虚拟内存空间和给内核空间的1GB的空间（如图2.5）。这导致内核能处理的处理内存有1GB的限制。现实情况是，限制为896MB，因为地址空间的128MB已经被内核数据结构占据。通过改变3GB/1GB的分割线你可以增加这个限制，但是由于减少了用户进程虚拟地址空间的大小，对于内存密集型的应用程序，可能会导致一些问题。

图

2.5 32

位

系统上缺省的地址空间分布

内核中用于映射低于896MB物理内存的地址与物理地址之间存在线性便宜，被称作逻辑地址。在支持“高端内存”的情况下，在通过特定的方式映射这些区域产生对应的虚拟地址后，内核将能访问超过896MB的内存。所有的逻辑地址都是内核虚拟地址，而所有的虚拟地址并非一定是逻辑地址。

因此，存在如下的内存zone:

（1）ZONE_DMA (<16MB)，该zone用于直接内存访问（DMA）。由于传统的ISA设备有24条地址线，只能访问开始的16MB，因此，内核将该区域献给了这些设备；

（2）ZONE_NORMAL (16MB to 896MB),常规地址区域，也被称作低端内存。低端内存页的page结构体的virtual字段包含了对应的逻辑地址；

（3）ZONE_HIGH (>896MB), 仅仅在通过kmap()映射页为虚拟地址后才能访问。（通过kunmap()可去除映射)。相应的内核地址为虚拟地址而非逻辑地址。如果相应的页未被映射的话，高端内存页的page结构体的virtual字段将指向NULL。

kmalloc()

是一个用于从ZONE_NORMAL区域返回连续内存的内存分配函数，其原型如下：

void *kmalloc(int count, int flags);

count

是要分配的字节数，flags是一个模式说明符。支持的所有标志列在include/linux./gfp.h文件中（gfp的意思是“get free page”），如下的标志最常用：

（1）GFP_KERNEL，被进程上下文用来分配内存。如果指定了该标志，kmalloc()将被允许睡眠以等待其他页被释放；

（2）GFP_ATOMIC，用于在中断上下问获取内存。在这种模式下，kmalloc()不允许进行睡眠等待以获得空闲页，因此GFP_ATOMIC分配成功的可能性比用GFP_KERNEL低。

由于kmalloc()返回的内存保留了“前世”的内容，因此，如果将它暴露给用户空间，可到会导致安全问题，因此我们可以kzalloc()获得被填充为0的内存。

如果你需要分配大的内存缓冲区，而且也不要求内存在物理上联系，可以用vmalloc()代替kmalloc()：

void *vmalloc(unsigned long count);

count

是要请求分配的内存大小，该函数返回内核虚拟地址。

Vmalloc()

允许比kmalloc()更大的分配尺寸，但是它更慢，而且不能从中断上下文调用。另外，你不能用vmalloc()返回的物理上不连续的内存执行DMA。在设备打开时，高性能的网络驱动通常会使用vmalloc()来分配较大的描述符环行缓冲区。

内核还提供了一些更复杂的内存分配技术，包括后备缓冲区（look aside buffer）、slab和mempool，它们超出了本章的范围。

查看源代码

内存启动始于执行arch/x86/boot/目录中的实模式汇编代码。查看arch/x86/kernel/setup_32.c文件可以看出保护模式的内核怎样获取实模式内核收集的信息。

第一条信息来自于init/main.c中的代码，深入挖掘init/calibrate.c可以对BogoMIPS校准理解地更清楚，而include/asm-your-arch/bugs.h则包含体系结构相关的检查。

内核中的时间服务由驻留于arch/your-arch/kernel/中的体系结构相关的部分和实现于kernel/timer.c中的通用部分组成。从include/linux/time*.h可以获取相关的定义。

jiffies

定义于linux/jiffies.h文件。HZ的值与处理器相关，可以从include/asm-your-arch/param.h找到。

内存管理源代码存放在顶级mm/目录中。

表2.1给出了本章中主要的数据结构以及其在源代码树中定义的位置。表2.2则列出了本章中主要内核编程接口及其定义的位置。

表2.1 数据结构总结

数据结构	位置	描述
HZ	include/asm-your-arch/param.h	Number of times the system timer ticks in 1 second
loops_per_jiffy	init/main.c	Number of times the processor executes an internal delay-loop in 1 jiffy
timer_list	include/linux/timer.h	Used to hold the address of a routine that you want to execute at some point in the future
timeval	include/linux/time.h	Timestamp
spinlock_t	include/linux/spinlock_types.h	A busy-locking mechanism to ensure that only a single thread enters a critical section
semaphore	include/asm-your-arch/semaphore.h	A sleep-locking mechanism that allows a predetermined number of users to enter a critical section
mutex	include/linux/mutex.h	The new interface that replaces semaphore
rwlock_t	include/linux/spinlock_types.h	Reader-writer spinlock
page	include/linux/mm_types.h	Kernel's representation of a physical memory page

表2.2 内核编程接口总结

内核接口	位置	描述
time_after() time_after_eq() time_before() ime_before_eq()	include/linux/jiffies.h	Compares the current value of jiffies with a specified future value
schedule_timeout()	kernel/timer.c	Schedules a process to run after a specified timeout has elapsed
wait_event_timeout()	include/linux/wait.h	Resumes execution if a specified condition becomes true or if a timeout occurs
DEFINE_TIMER()	include/linux/timer.h	Statically defines a timer
init_timer()	kernel/timer.c	Dynamically defines a timer
add_timer()	include/linux/timer.h	Schedules the timer for execution after the timeout has elapsed
mod_timer()	kernel/timer.c	Changes timer expiration
timer_pending()	include/linux/timer.h	Checks if a timer is pending at the moment
udelay()	include/asm-your-arch/delay.h arch/your-arch/lib/delay.c	Busy-waits for the specified number of microseconds
rdtsc()	include/asm-x86/msr.h	Gets the value of the TSC on Pentium-compatible processors
do_gettimeofday()	kernel/time.c	Obtains wall time
local_irq_disable()	include/asm-your-arch/system.h	Disables interrupts on the local CPU
local_irq_enable()	include/asm-your-arch/system.h	Enables interrupts on the local CPU
local_irq_save()	include/asm-your-arch/system.h	Saves interrupt state and disables interrupts
local_irq_restore()	include/asm-your-arch/system.h	Restores interrupt state to what it was when the matching local_irq_save() was called
spin_lock()	include/linux/spinlock.h kernel/spinlock.c	Acquires a spinlock.
spin_unlock()	include/linux/spinlock.h	Releases a spinlock
spin_lock_irqsave()	include/linux/spinlock.h kernel/spinlock.c	Saves interrupt state, disables interrupts and preemption on local CPU, and locks their critical section to regulate access by other CPUs
spin_unlock_irqrestore()	include/linux/spinlock.h kernel/spinlock.c	Restores interrupt state and preemption and releases the lock
DEFINE_MUTEX()	include/linux/mutex.h	Statically declares a mutex
mutex_init()	include/linux/mutex.h	Dynamically declares a mutex
mutex_lock()	kernel/mutex.c	Acquires a mutex
mutex_unlock()	kernel/mutex.c	Releases a mutex
DECLARE_MUTEX()	include/asm-your-arch/semaphore.h	Statically declares a semaphore
init_MUTEX()	include/asm-your-arch/semaphore.h	Dynamically declares a semaphore
up()	arch/your-arch/kernel/semaphore.c	Acquires a semaphore
down()	arch/your-arch/kernel/semaphore.c	Releases a semaphore
atomic_inc() atomic_inc_and_test() atomic_dec() atomic_dec_and_test() clear_bit() set_bit() test_bit() test_and_set_bit()	include/asm-your-arch/atomic.h	Atomic operators to perform lightweight operations
read_lock() read_unlock() read_lock_irqsave() read_lock_irqrestore() write_lock() write_unlock() write_lock_irqsave() write_lock_irqrestore()	include/linux/spinlock.h kernel/spinlock.c	Reader-writer variant of spinlocks
down_read() up_read() down_write() up_write()	kernel/rwsem.c	Reader-writer variant of semaphores
read_seqbegin() read_seqretry() write_seqlock() write_sequnlock()	include/linux/seqlock.h	Seqlock operations
kmalloc()	include/linux/slab.h mm/slab.c	Allocates physically contiguous memory from ZONE_NORMAL
kzalloc()	include/linux/slab.h mm/util.c	Obtains zeroed kmalloced memory
kfree()	mm/slab.c	Releases kmalloced memory
vmalloc()	mm/vmalloc.c	Allocates virtually contiguous memory that is not guaranteed to be physically contiguous.

本文转自 21cnbao 51CTO博客，原文链接：http://blog.51cto.com/21cnbao/120804，如需转载请自行联系原作者