首先来一张图说明GNU/Linux的基本的体系结构：

用户模式和内核模式

执行进程的模式有两种：用户模式和内核模式。你编写的代码和执行所链接的库运行在用户模式下。需要内核服务时执行的内核代码只能在内核模式下运行。这是为了安全性考虑，用户模式可以确保一个进程只能访问自己的内存空间，如果破坏了自己内部结构，它也只能影响到自己，而不涉及其它的进程，更不会影响到整个系统。在用户模式下，进程能访问的内存称为用户空间。内核需要维护数据结构以控制系统中每个进程，它提供了一个所有进程共享的内存区域，为了保证安全性，内核代码和数据结构必须严格独立于用户代码和数据，只有内存代码可以在内核模式下运行，访问的共享内核数据以及执行权限指令。把进程在内核模式下访问的内存区域叫做内核空间。内核空间只有一个，在内核模式下的进程才能访问，但是内核空间是每个进程所特有的。

在典型的32位系统下虚拟地址为3G/1G的分配方式。内核空间位于高地址0xC0000000-0xFFFFFFFF，而实际的物理地址对应的是0x00000000-0x3FFFFFFF

系统调用

进程通过系统调用进入和退出内核模式，许多POSIX函数是系统调用的简单封装，如open，close，ictol，write和read等。驱动设备只能在内核模式下执行，应用程序不能直接调用设备驱动程序，而是使用预定义的系统调用间接的访问驱动程序代码。
下面是系统调用read的一个例子：

#include <syscall.h>
….
n = syscall(SYS_read, fd, buffer, length)

Linux提供的系统调用列表由内核版本决定，并且不随时间变化而变化。然而，用于创建系统调用的机制却会因为不同处理器体系结构而不同。系统调用函数是一个用于创建系统调用的汇编代码的封装。命令strace对于追踪系统调用非常有用，因为利用它可以知道当前任务执行的情况。
通常用户代码先将参数压入堆栈或者保存在预定义的寄存器中，然后在使用中断调用系统调用处理器。中断处理器将进程转入到内核模式，并调用适当的系统调用。在内核模式下，它从寄存器中读取参数或使用特定的函数从用户空间复制参数。可移植程序不能直接使用系统调用，而是依赖库为其实现系统调用。系统调用随着操作系统版本变化而变化，库的调用则无需这些变化。
Linux使用syscall技术称为应用程序二进制接口(ABI)，它并不是Linux所独有的。该技术可以用于其它操作系统，甚至是BOIS系统。它与API是不同的，API要求链接兼容的函数，而ABI步要求链接不需要运行的代码。这是可执行程序无需重建就可以在许多不同内核中运行的原因之一。一个运行在2.2内核下的静态链接的可执行程序可能在2.6内核下仍然可以运行，因为大多数常见的系统调用接口从不会变化。

用户空间和内核空间的数据传递

用户模式下的内核空间是不可见的，当访问用户空间时，内核模式也必须格外注意。因此，通过系统调用传送数据非常的麻烦。虽然简单的参数可以通过寄存器传递，但是大型的内存必须通过复制，导致效率相当的低下。一些系统调用（read/write）需要在用户模式和内核模式之间传递大量数据，虽然这些额外的复制作用不大，但是它能维持内核空间和用户空间的相对独立。
虽然复制在短期看来会降低程序的性能，但从长远来看它有助于性能的提高，例如文件系统高速缓存，当数据写入文件时，数据被写入磁盘之前会先写入到内核空间，所以write这个动作可以在后台完成，应用程序可以通过flush来刷新用户空间的缓冲，使得程序继续执行。

进程调度程序

解决多任务操作系统问题的算法叫做程序调度（Scheduler），Linux内核提供多种调度算法，并且允许用户在系统安装时选择合适的调度算法。
调度程序的调用通常嵌入到系统调用中，并在进程需要等待事件时发生。一个与设备进行大量通信的进程会经常调用调度程序，由于设备的速度很慢，进程的大部分运行时间都浪费在等待过程中，这样运行时不会耗费太多的CPU时间。
注：何为协同多任务处理（Cooperativer multitasking）。
一个进程若不进行I/O，那就会占用大量的CPU时间，从而使得其它进程无法使用CPU，此时需要采用抢占式任务处理（Preemptive multitasking）。
每个Linux进程都有一个执行时间片或quantum，当一个进程因为时间片使用完被内核停止执行时，这个进程被抢占，如果有一个享有更高优先级的进程在就绪队列中，内核同样可以抢占正在执行的进程。一个进程也可以自动放弃CPU，可以通过sched_yield系统调用来放弃CPU。也可以通过其它系统调用（sleep）来实现对CPU的放弃。当进程在内核模式下等待一个事件时，称为阻塞（blocking）。一个阻塞进程既不会占用CPU，也不会被调度程序使用。
所有抢占式多任务处理操作系统都实现了按优先级调度策略。高优先权的进程总是比低优先级的进程先被调度。虽然用户可以影响进程的优先级，但进程的优先级最终还是由内核决定。Linux内核通过使用动态优先级（Dynamic Priority），不断提高和降低正在运行进程的优先级，从而使得低优先级的进程也能运行。
Linux内核调度策略一个重要目的是保证所有进程都有机会被调度，也就是说每个任务都有相应的使用CPU的时间。进程的有效优先级就是静态优先级和额外值之和，这个额外值可正可负。
ps命令选项中-C显示进程与参数的配对项，如-C <proc_name>，-o用于控制输出的格式，如etime,pid,pri,cmd。
内核允许用户通过使用一个名为nice的数值来影响调度程序关于优先级的调度。正的nice可以降低优先级，负的nice可以提高优先级。请查看nice和renice命令。

实时优先权

响应时间是指软件响应外部事件的时间，比如中断。严格的响应时间的应用程序通常被称为实时应用程序。Linux中实时进程的优先级范围是41-139，实时优先级越大，优先级越高。实时优先级在整个生命周期中值是不变的。
在设计实时进程时，必须确定它的调度策略，POSIX为实时进程指定了两种策略：先进先出（FIFO）和时间片法（round robin）。
创建实时进程的方法就是使用chrt命令，chrt在内部调用fork和exec和POSIX函数来设置优先级，函数如下：
int sched_setscheduler(pid_t pid, int policy, const struct sched_paramp);
int pthread_setschedparam(pthread_t thread, int policy, const struct sched_paramp);
int sched_get_priority_min/max(int policy)；
第一个为进程服务，第二个为线程服务。

sodu chrt --fifo 50 ./chewer &

Linux内核源码基础、

对于Linux内核的单内核模式的系统，可以把它分为如下：

Linux内核又可以分为5个大的模块：主要由进程调度(SCHED)、内存管理(MM)、虚拟文件系统(VFS)、网络接口(NET)和进程间通信(IPC)五个子系统组成。

Linux中进程间通信机制包括:管道(有名管道和无名管道)、消息队列、信号、套接字、共享内存、信号量。Linux中线程间的通信机制主要有：锁机制(包括互斥锁、条件变量、读写锁)、信号量机制(Semaphore：包括无名线程信号量和命名线程信号量)、信号机制(Signal：类似进程间的信号处理)。线程间通信的作用主要是用于线程之间的同步，所以线程间没有像进程通信中的用于数据交换的机制

Linux内核模块

Linux内核的组成部分的关系

1. 进程调度

进程调度控制系统中的多个进程对CPU的访问，使得多个进程能在CPU中“微观串行，宏观并行”地执行。进程调度处于系统的中心位置，内核中其他的子系统都依赖它，因为每个子系统都需要挂起或恢复进程。

Linux进程状态转换

Linux的进程在几个状态间进行切换。在设备驱动编程中，当请求的资源不能得到满足时，驱动一般会调度其他进程执行，并使本进程进入睡眠状态，直到它请求的资源被释放，才会被唤醒而进入就绪态。睡眠分成可被打断的睡眠和不可被打断的睡眠，两者的区别在于可被打断的睡眠在收到信号的时候会醒。在设备驱动编程中，当请求的资源不能得到满足时，驱动一般会调度其他进程执行，其对应进程进入睡眠状态，直到它请求的资源被释放，才会被唤醒而进入就绪态。设备驱动中，如果需要几个并发执行的任务，可以启动内核线程，启动内核线程的函数为：pid_t kernel_thread(int (*fn)(void *), void *arg, unsigned long flags);

当用户使用系统提供的库函数进行进程编程，用户可以动态地创建进程，进程之间还有等待，互斥等操作，这些操作都是由linux内核来实现的。linux内核通过进程管理子系统实现了进程有关的操作，在linux系统上，所有的计算工作都是通过进程表现的，进程可以是短期的（执行一个命令），也可以是长期的（一种网络服务）。linux系统是一种动态系统，通过进程管理能够适应不断变化的计算需求。

在用户空间，进程是由进程标示符（PID）表示的。从用户角度看，一个PID是一个数字值，可以唯一标识一个进程，一个PID值在进程的整个生命周期中不会更改，但是PID可以在进程销毁后被重新使用。创建进程可以使用几种方式，可以创建一个新的进程，也可以创建当前进程的子进程。

在linux内核空间，每个进程都有一个独立的数据结构，用来保存该进程的ID、优先级、地址的空间等信息，这个结构也被称做进程控制块（Process Control Block）。所谓的进程管理就是对进程控制块的管理。
linux的进程是通过fork()函数系统调用产生的。调用fork()的进程叫做父进程，生成的进程叫做子进程。子进程被创建的时候，除了进程ID外，其它数据结构与父进程完全一致。在fork()系统调用创建内存之后，子进程马上被加入内核的进程调试队列，然后使用exec()系统调用，把程序的代码加入到子进程的地址空间，之后子进程就开始执行自己的代码。

在一个系统上可以有多个进程，但是一般情况下只有一个CPU，在同一个时刻只能有一个进程在工作，即使有多个CPU，也不可能和进程的数量一样多。如果让若干的进程都能在CPU上工作，这就是进程管理子系统的工作。linux内核设计了存放进程队列的结构，在一个系统上会有若干队列，分别存放不同状态的进程。一个进程可以有若干状态，具体是由操作系统来定义的，但是至少包含运行态、就绪态和等待3种状态，内核设计了对应的队列存放对应状态的进程控制块。

当一个用户进程被加载后，会进入就绪态，被加入到就绪态队列，CPU时间被轮转到就绪态队列后，切换到进程的代码，进程被执行，当进程的时间片到了以后被换出。如果进程发生I/O操作也会被提前被换出，并且存放到等待队列，当I/O请求返回后，进程又被放入就绪队列。linux系统对进程队列的管理设计了若干不同的方法，主要的目的是提高进程调试的稳定性。

2. 内存管理

内存管理的主要作用是控制多个进程安全地共享主内存区域。当CPU提供内存管理单元（MMU）时，Linux内存管理完成为每个进程进行虚拟内存到物理内存的转换。Linux 2.6引入了对无MMU CPU的支持。

使用虚拟内存技术的计算机，内存管理的硬件按照分页方式管理内存。分页方式是把计算机系统的物理内存按照相同大小等分，每个内存分片称作内存页，通常内存页大小是4KB。Linux内核的内存管理子系统管理虚拟内存与物理内存之间的映射关系，以及系统可用内存空间。内存管理要管理的不仅是4KB缓冲区。Linux提供了对4KB缓冲区的抽象，例如slab分配器。这种内存管理模式使用4KB缓冲区为基数，然后从中分配结构，并跟踪内存页使用情况，比如哪些内存页是满的，哪些页面没有完全使用，哪些页面为空。这样就允许该模式根据系统需要来动态调整内存使用。

在支持多用户的系统上，由于内存占用的增大，容易出现物理内存被消耗尽的情况。为了解决物理内存被耗尽的问题，内存管理子系统规定页面可以移出内存并放入磁盘中，这个过程称为交换。内存管理的源代码可以在./linux/mm中找到。

3. 虚拟文件系统

Linux虚拟文件系统（VFS）隐藏各种了硬件的具体细节，为所有的设备提供了统一的接口。而且，它独立于各个具体的文件系统，是对各种文件系统的一个抽象，它使用超级块super block存放文件系统相关信息，使用索引节点inode存放文件的物理信息，使用目录项dentry存放文件的逻辑信息。

Linux文件系统

在不同格式的文件分区上，程序都可以正确地读写文件，并且结果是一样的。有时在使用linux系统的时候发现，可以在不同类型的文件分区内直接复制文件，对应用程序来说，并不知道文件系统的类型，甚至不知道文件的类型，这就是虚拟文件系统在背后做的工作。虚拟文件系统屏蔽了不同文件系统间的差异，向用户提供了统一的接口。

虚拟文件系统，即VFS（Virtual File System）是Linux内核中的一个软件抽象层。它通过一些数据结构及其方法向实际的文件系统如ext2，vfat等提供接口机制。通过使用同一套文件 I/O 系统调用即可对Linux中的任意文件进行操作而无需考虑其所在的具体文件系统格式；更进一步，文件操作可以在不同文件系统之间进行。在linux系统中，一切都可以被看做是文件。不仅普通的文本文件、目录可以当做文件进行处理，而且字符设备、块设备、套接字等都可以被当做文件进行处理。这些文件虽然类型不同，但是却使用同一种操作方法。这也是UNIX/Linux设计的基本哲学之一。

虚拟文件系统(简称VFS)是实现“一切都是文件”特性的关键，是Linux内核的一个软件层，向用户空间的程序提供文件系统接口；同时提供了内核中的一个抽象功能，允许不同类型的文件系统存在。VFS可以被理解为一种抽象的接口标准，系统中所有的文件系统不仅依靠VFS共存，也依靠VFS协同工作。为了能够支持不同的文件系统，VFS定义了所有文件系统都支持的、最基本的一个概念上的接口和数据结构，在实现一个具体的文件系统的时候，需要向VFS提供符合VFS标准的接口和数据结构，不同的文件系统可能在实体概念上有差别，但是使用VFS接口时需要和VFS定义的概念保持一致，只有这样，才能实现对用户的文件系统无关性。VFS隐藏了具体文件系统的操作细节，所以，在VFS这一层以及内核其他部分看来，所有的文件系统都是相同的。对文件系统访问的系统调用通过VFS软件层处理，VFS根据访问的请求调用不同的文件系统驱动的函数处理用户的请求。文件系统的代码在访问物理设备的时候，需要使用物理设备驱动访问真正的硬件。

4. 网络接口

网络接口提供了对各种网络标准的存取和各种网络硬件的支持。如下图5所示，在Linux中网络接口可分为网络协议和网络驱动程序，网络协议部分负责实现每一种可能的网络传输协议，网络设备驱动程序负责与硬件设备通信，每一种可能的硬件设备都有相应的设备驱动程序。

写网络应用程序，使用socket通过TCP/IP协议与其他机器通信，和前面介绍的内核子系统相似，socket相关的函数也是通过内核的子系统完成的，担当这部分任务的是内核的网络子系统，有时也把这部分代码称为“网络堆栈”。Linux内核提供了优秀的网络处理能力和功能，这与网络堆栈代码的设计思想是分不开的，Linux的网络堆栈部分沿袭了传统的层次结构，网络数据从用户进程到达实际的网络设备需要四个层次：用户进程，套接字，网络协议，网络设备。

实际上，在每层里面还可以分为好多层次，数据传输的路径是按照层次来的，不能跨越某个层次。linux网络子系统对网络层次采用了类似面向对象的设计思路，把需要处理的层次抽象为不同的实体，并且定义了实体之间的关系和数据处理流程：

1. 网络协议：网络协议可以理解为一种语言，用于网络中不同设备之间的通信，是一种通信的规范。
2. 套接字：套接字是内核与用户程序的接口，一个套接字对应一个数据连接，并且向用户提供了文件I/O，用户可以像操作文件一样在数据连接上收发数据，具体的协议处理由网络协议部分处理。套接字是用户使用网络的接口。
3. 设备接口：设备接口是网络子系统中软件和硬件的接口，用户的数据最终是需要通过网络硬件设备发送和接收的，网络设备千差万别，设备驱动也不尽相同，通过设备接口屏蔽了具体设备驱动的差异。
4. 网络缓冲区：网络缓冲区也称为套接字缓冲区（sk_buff），是网络子系统中的一个重要结构。网络传输数据存在许多不定因素，除了物理设备对传输数据的限制（例如MMU），网络受到干扰、丢包、重传等，都会造成数据的不稳定，网络缓冲区通过对网络数据的重新整理，使业务处理的数据包是完整的。网络缓冲区是内存中的一块缓冲区，是网络系统与内存管理的接口。

5. 进程间通信

进程通信支持提供进程之间的通信，Linux支持进程间的多种通信机制，包含信号量、共享内存、管道等，这些机制可协助多个进程、多资源的互斥访问、进程间的同步和消息传递。

子系统之间的依赖关系：
Linux内核的5个组成部分之间的依赖关系如下：

1. 进程调度与内存管理之间的关系：这两个子系统互相依赖。在多道程序环境下，程序要运行必须为之创建进程，而创建进程的第一件事情，就是将程序和数据装入内存。
2. 进程间通信与内存管理的关系：进程间通信子系统要依赖内存管理支持共享内存通信机制，这种机制允许两个进程除了拥有自己的私有空间，还可以存取共同的内存区域。
3. 虚拟文件系统与网络接口之间的关系：虚拟文件系统利用网络接口支持网络文件系统(NFS)，也利用内存管理支持RAMDISK设备。
4. 内存管理与虚拟文件系统之间的关系：内存管理利用虚拟文件系统支持交换，交换进程（swapd）定期由调度程序调度，这也是内存管理依赖于进程调度的惟一原因。当一个进程存取的内存映射被换出时，内存管理向文件系统发出请求，同时，挂起当前正在运行的进程。

除了这些依赖关系外，内核中的所有子系统还要依赖于一些共同的资源。这些资源包括所有子系统都用到的例程，如分配和释放内存空间的函数、打印警告或错误信息的函数及系统提供的调试例程等。

Linux中的物理内存可以分为以下的部分：内核占用内存开始部分；接下来是共硬盘，软盘使用的高速缓冲区部分，其中扣除显存和bios的640k到1m；然后是虚拟盘；最后一部分是为所有程序可以使用的主内存区。

关于Linux进程

进程可以在内核态或者用户态运行，当资源可用就被唤醒，进入就绪态；当进程处于可中断睡眠状态，收到信号可被唤醒；当处于不可中断睡眠状态，只能被使用wakeup等的唤醒；当进程处于暂停状态，可发送信号使其进入就绪态；当僵死状态，当已经停止运行，父进程还没有调用wait查询状态，一旦父进程调用完wait取得子进程信息后，这个进程任务数据结构就会被释放掉。