linux内核文件/内存/io

MMU 虚拟地址转为物理地址的硬件 （进程内存3G超出也会页交换，到文件）
page(4K.8K内存管理基本单位) 每一个物理页一个结构 4G会占用20M 被用户空间进程/动态分配内核数据/静态内核代码/页高速缓存等引用

flag 脏/锁 ；count引用计数，0空闲 ；*virtual 虚拟地址

RAM
分区 DDMA normal highem动态映射的页
分配：

alloc_pages 整个页
kmalloc 字节 连续内存虚拟地址，物理地址也连续
vmalloc 虚拟连续，物理不必定，创建页表项须要一个一个的映射
slab层，防止每一个进程本身单首创建free链，不能全局判断
    高低度缓冲组。kmem_cache。每一个类型好比task_struct,inode，通用的。3个链表empty,full,parti
    kmem_Cache_alloc.内存紧缺/显示撤销才释放
高端内存(页并不必定永久映射，好比内核1G要访问8G物理内存，动态映射)  
        kmap。可睡眠，永久映射
        kmap_atomic 临时，原子，不睡眠，不阻塞，禁止内核抢占
cpu上数据，alloc_percpu

Linux内核高端内存的理解
前 面咱们解释了高端内存的由来。 Linux将内核地址空间划分为三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端内存HIGH_MEM地址空间范围为 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那么如内核是如何借助128MB高端内存地址空间是如何实现访问能够全部物理内存？
当内核想访问高于896MB物理地址内存时，从0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空间范围内找一段相应大小空闲的逻辑地址空间，借用一会。借用这段逻辑地址空间，创建映射到想访问的那段物理内存（即填充内核PTE页面表），临时用一会，用完后归还。这样别人也能够借用这段地址空间访问其余物理内存，实现了使用有限的地址空间，访问全部全部物理内存。

1.不管CPU运行于用户态仍是核心态，CPU执行程序所访问的地址都是虚拟地址，MMU 必须经过读取控制寄存器CR3中的值做为当前页面目录的指针，进而根据分页内存映射机制（参看相关文档）将该虚拟地址转换为真正的物理地址才能让CPU真 正的访问到物理地址。
2.每一个进程都有其自身的页面目录PGD，Linux将该目录的指针存放在与进程对应的内存结构task_struct.(struct mm_struct)mm->pgd中。每当一个进程被调度（schedule()）即将进入运行态时，Linux内核都要用该进程的PGD指针设 置CR3（switch_mm()）
3.当建立一个新的进程时，都要为新进程建立一个新的页面目录PGD，并从内核的页面目录swapper_pg_dir中复制内核区间页面目录项至新建进程页面目录PGD的相应位置
4.系统调用的具体实现是将系统调用的参数依次存入寄存器ebx,ecx,edx,esi,edi（最多5个参数，该情景有两个 name和len），接着将系统调用号存入寄存器eax，而后经过中断指令“int 80”使进程A进入系统空间。因为进程的CPU运行级别小于等于为系统调用设置的陷阱门的准入级别3，因此能够畅通无阻的进入系统空间去执行为int 80设置的函数指针system_call()。因为system_call()属于内核空间，其运行级别DPL为0，CPU要将堆栈切换到内核堆栈，即 进程A的系统空间堆栈。咱们知道内核为新建进程建立task_struct结构时，共分配了两个连续的页面，即8K的大小，并将底部约1k的大小用于 task_struct（如#define alloc_task_struct() ((struct task_struct ) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）,而其他部份内存用于系统空间的堆栈空间，即当从用户空间转入系统空间时，堆栈指针 esp变成了（alloc_task_struct()+8192），这也是为何系统空间一般用宏定义current（参看其实现）获取当前进程的 task_struct地址的缘由。每次在进程从用户空间进入系统空间之初，系统堆栈就已经被依次压入用户堆栈SS、用户堆栈指针ESP、EFLAGS、 用户空间CS、EIP，接着system_call()将eax压入，再接着调用SAVE_ALL依次压入ES、DS、EAX、EBP、EDI、ESI、 EDX、ECX、EBX，而后调用sys_call_table+4%EAX，本情景为sys_sethostname()
5.调用copy_from_user(to,from,n），其中to指向内核空间 system_utsname.nodename，譬如0xE625A000，from指向用户空间譬如0x8010FE00。如今进程A进入了内核，在 系统空间中运行，MMU根据其PGD将虚拟地址完成到物理地址的映射，最终完成从用户空间到系统空间数据的复制

虚拟内存交换等

VFS 虚拟文件系统
磁盘 分区：文件，数据，交换区域
文件系统：ext2 引导块，超级块（包含块大小等），i节点（可对应多级块3IPB,2IPB等），数据

崩溃恢复，元数据不一致，检查要遍历=》日志文件ext3,ext4

write()->sys_write(VFS)->ext2等的write->物理
文件，目录(目录项缓存)，inode，mount point
file {链表，pathh file_operations}
目录包含文件名，inode编号。目录自身的Inode中的类型不一样，rename仅操做目录条目不动文件。
文件名到Inode有多个。硬连接指向一个Inode。软连接指向文件名

块IO，硬盘等，随机访问的，区别于字符设备只能顺序访问
块缓冲区，已经合成一个页缓存
块IO请求队列（一个块设备一个）
调度：linusx电梯 合并请求，临近插入

最终期限  超时时间（读500ms，写5s）三个队列：读FIFO/写FIFO/排序队列同linus=>超时派发队列
 预测IO  超时后等几ms，相邻合并
 彻底公正，每一个进程一个队列
 空IO，只合并相邻的

进程地址空间 连续虚拟地址
mm_struct 分配，撤销……{内存区域vm_area_struct红黑树和链表，pgd,全部mm_struct链表，每段起始地址等}
vm_area_strict区间地址等。
虚拟地址=》物理页面 三级页表（pgd,pmd,pte）硬件效率有限，TLB缓存
在堆上分配，sbrk。改变programm break位置，进程能够访问这部分地址，若RAM未分配，内核会在进程是首次访问这些虚拟内存地址时自动分配新RAM页
malloc,free内找/分割，不够sbrk

页缓存（磁盘和内存ms/ns的差距）
页告诉缓存是RAM组成，对应硬盘上的物理块（扇区整数倍但比页小，通常512B/1kb/4kb），
linux 写缓存，标记脏，脏页链表， 回写进程刷会磁盘
缓存回收 LRU 双链（活跃/非活跃）
address_space 每页一个
页内搜索 基树。回收时要反向检查引用的项。根据页内偏移起终范围找vma，起点基树，终点堆，不少个共同引用优先搜索树（堆+基树）。
回写线程flusher 一个设备一个线程，每一个收集本身的。之前固定线程数，当一个设备阻塞会阻塞其上个全部线程。由于拥塞发生次数太频繁改一个设备一个线程。