又一波微內核討論，同時也見到網上太多的言論，甚至把RT-Thread物聯網操做系統歸類到微內核行列。因此從新把這篇科普文章發下，並作部分澄清。
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本篇文章是RT-Thread新加入夥伴，俊小哥 對微內核學習後的科普文章，本文是第一篇；還有第二篇《Fuchsia微內核的性能指標狀況》，已有初稿，後續在整理完畢後再分享給你們，會詳細給出相同硬件平臺下Fuchsia和Linux的應用性能對比指標。git
關於微內核的定義，這裏有一份簡單的描述：內核運行在內核態，只包含基本的多任務調度功能；其餘系統服務都運行在用戶態，包括文件系統，網絡協議棧，甚至內存管理，驅動都是一個個獨立的用戶態進程，並相互作內存隔離。應用須要使用系統服務時，都經過IPC發送消息來使用其餘用戶態服務。而宏內核，用戶應用是經過系統調用直接來使用系統服務。因此微內核，消息傳遞是基本形態。基於這樣的理解，RT-Thread目前是宏內核，更嚴謹些應該是Unikernel（內核與應用都運行在內核態）。github
對於十分碎片化物聯網場景，對其中大部分的海量物聯網節點來講，並不適合使用微內核，由於其中Flash、RAM資源很是緊張（例如Cortex-M架構或其餘MCU，廣泛在數百kB Flash空間，幾十kB RAM空間），甚至是按照字節方式節省着使用，已經負擔不起內核與應用分離的方式來使用。而微內核中常說起的安全隔離優勢，在MCU上也沒有硬件來支撐（沒有MMU，或者MPU能保護的區段數也很是受限）。這也是RT-Thread對這類資源受限設備，始終都維持這樣構架的緣由。web
——熊大瀏覽器
下面讓咱們重溫俊小哥的微內核科普文章：
安全
什麼是微內核
微內核設計的基本思想是簡化內核功能，在內核以外的用戶態儘量多地實現系統服務，同時加入相互之間的安全保護。內核只提供最基礎的服務，好比進程調度，進程通訊（IPC)等。其中進程通訊是做爲鏈接應用與用戶態系統服務的橋樑。微信
下圖是宏內核與微內核的對比示意圖網絡
上圖左側表示宏內核的架構，宏內核系統相關的服務基本都是放於內核態內核中，例如文件系統，設備驅動，虛擬內存管理，網絡協議棧等；而微內核，則把更多的系統服務（例如文件系統，POSIX服務，網絡協議棧，甚至外設驅動）放到用戶態應用，造成一個個服務，等待其餘應用的請求。架構
然後來，爲了在宏內核與微內核之間揚長避短，也發展出了中間的混合內核的形態，部分服務也會放置於內核中。上圖右側表示便是混合內核的架構。app
其實微內核與混合內核，混合內核與宏內核之間並沒有十分明確的界限，通常狀況下把最多隻具有IPC（進程通訊），進程調度，內存管理功能的內核稱爲微內核、把包含全部系統服務的內核稱爲宏內核、有少部分系統服務在用戶態或者比微內核多一些系統服務的內核稱爲混合內核。
微內核的發展歷史
微內核這個概念從提出開始就在不斷地發展、完善進步之中，到目前爲止能夠分爲三代。
第一代微內核：從無到有
第一代微內核的主要表明是Mach，該系統由卡內基-梅隆大學的Avie Tevanian和Richard Rashid主導開發。在Mach剛剛開始設計時，UNIX的發展正如日中天，因此Mach在設計時的一大目標就是兼容UNIX，可是與UNIX不一樣的是Mach嘗試使用微內核架構去設計。Mach以IPC是做爲全部系統服務與內核交換數據的基礎機制，充分運用IPC，虛擬內存，多進程等特性將冗餘的系統服務移出內核做爲進程運行。
1986年，通過兩年的開發，初版的Mach發佈後的第二年，Mach就發佈了第2版，不過因爲時間倉促，加之沒有足夠的人手與資金，因此此時Mach內核並不提供徹底的系統服務。爲了支撐系統上層運行，這一版的內核包含了大量4.3版本的BSD系統(UNIX的一個分支)代碼提供系統服務，而且BSD系統服務運行在內核狀態，這致使Mach內核的代碼體積甚至大於常規UNIX內核。初版和第二版的Mach主要作了以下工做：1. 驗證了微內核的可行性；2. 在多處理器計算機上進行移植驗證了微內核在多處理器計算機上的運行；3. 最後爲了提升IPC的效率，Mach使用共享內存機制來完成IPC。而Mach的共享內存機制是在虛擬內存技術的支持下實現的，只有須要對內存進行寫入時才進行復制。這麼一處理比每次都複製一遍內存節省了內存使用同時又加快了IPC機制的處理時間，這個改進稱爲寫時複製，而且在現在的通用操做系統如Linux中經常用到。
通過測試，Mach 2.5的效率最多比UNIX少25%，考慮到Mach帶來的可靠性，可拓展性，安全性，這個損失尚能夠接受。固然此時Mach內核還不算徹底的微內核。而考慮到微內核能夠更高效地利用多處理器計算機的處理器核心資源，人們期待着等Mach把系統服務都搬到內核以外後能夠把運行效率損失降下來。同時Mach在微內核方面小小的嘗試迅速吸引了大批公司與組織的注意，開放軟件基金會(Open Software Foundation， OSF)宣佈下一代系統OSF/1將基於Mach的內核， NeXTSTEP也將使用Mach2.5， 甚至IBM也打算利用Mach構建Workplace OS。蘋果公司這個時候也出手了，蘋果公司也今後基於Mach2.5打造其操做系統內核XNU，XNU的構成以下圖所示，Mach做爲內核的內環，外環右側是蘋果的驅動框架（I/O Kit），外環左側是BSD的系統服務代碼提供UNIX兼容的服務層，這三者共同協做向上層提供完整的系統服務。XNU普遍地使用在蘋果公司的OSX，IOS等系統中。
第二代微內核：解決性能問題
第二代微內核的主要表明是L3和L4，以及QNX系統使用的Neutrino內核。前面第一代的微內核Mach因爲效率問題雖然失敗了，可是微內核的理念並無被放棄，德國的計算機科學家Jochen Liedtke認爲Mach的IPC效率低下的緣由就是由於IPC部分不夠精簡，因而他開發了L3和L4微內核，對IPC部分進行了很完全的精簡：1. 內核的IPC機制只是單純地傳遞信息，諸如安全權限檢查這類的代碼都省略掉，省略掉的功能所有由用戶進程本身處理。如此一來IPC功能部分的代碼執行時間大大縮短；2. IPC不使用內存傳遞消息，而使用寄存器傳遞消息，同時限制IPC每次傳遞的信息長度，這樣省去了對內存的訪問時間。L4微內核的IPC速度通過測試要比Mach快20倍，這個使人驚訝的優化效果吸引了衆多的目光，使微內核的研究從新火熱起來。後面L4內核又發展出了不少相關係統，好比Pistachio，L4/MIPS，與Fiasco等等，這些內核組成了L4的你們族。
第二代微內核的表明除了有L4內核，也還有其餘微內核好比Exokernel，Rambler，不過商業上最成功的則是目前黑莓公司旗下的QNX系統所使用的Neutrino內核（QNX，1980年時最先以QUICK UNIX誕生；2004年QNX被Harman國際收購；2010年被黑莓收購Harman國際下的QNX資產），QNX主要爲高可靠領域提供解決方案，好比交通，能源，醫療，航天航空等。
第三代微內核：主要重視安全問題等
在前面兩代的基礎上，第三代微內核蓬勃發展，許許多多微內核都被開發出來，主要表明有：seL4， Fiasco.OC， NOVA等。原本第一代微內核的設計隔離了使內核安全性下降的系統服務，讓系統服務漏洞不會影響內核，進而提升了內核安全性，能夠說是關上了破壞系統的門， 可是第二代系統卻又給攻擊者開了個窗戶；因爲第二代微內核在內核中省去了關於安全性檢查等步驟，把全部關於安全檢查功能的實現都交給系統服務本身去實現，這致使系統服務的通訊接口直接暴露給用戶態，任何進程均可能無限制地請求系統服務，系統服務不得不花費額外的代價來區分請求是否合法，容易形成拒絕服務攻擊。好比正常的文件服務應該是從虛擬文件系統服務->文件系統服務->磁盤驅動服務這個流程來完成的，可是若是攻擊者若是繞過虛擬文件系統服務，直接無限制地請求攻擊者自己沒有權限訪問的文件系統服務，使文件系統服務長期處於滿載狀態，讓其餘進程沒法經過正常的虛擬文件系統獲得文件系統服務。爲了加強安全性，且不過度影響性能，人們開始研發第三代微內核。
seL4是在第二代內核L4的基礎上發展而來的。seL4不只僅繼承了L4內核家族的高性能特性，還具有基於端點(enndpoint)的IPC機制。這種IPC機制最大的特色是使用了能力空間的概念，進程在使用IPC請求系統服務時必須具有相對應的能力，進程持有不可僞造的令牌來表示擁有請求某種服務的能力。令牌能夠被複制，能夠被轉移，還能夠經過IPC進行傳輸。令牌實際上是一個指向存在於內核空間內核對象的指針，因此普通進程並不能修改自身以及其餘進程的權限分配，可是內核能夠對令牌指定的權限進行控制，從而保證了用戶態不能繞過能力空間這個機制對系統服務形成濫用。
seL4仍是第一個徹底經過形式化驗證的內核，通俗說形式化驗證就是在數學軟件的幫助下使用數學語言自動化地推導檢查系統的每個運行狀態。seL4形式化驗證相關論文。
其餘的微內核系統：Fuchsia，Minix
Fuchsia是Google開發的一款全新操做系統，試圖覆蓋手機，平板，甚至筆記本等一系列領域。Google爲該系統配備了Vulkan圖形接口，3D桌面渲染Scenic，Flutter應用開發框架，還有一個稱爲zircon的微內核。zircon內核是從高通平臺的一個Bootloader項目：Little Kernel發展而來。zircon內核屬於微內核設計，只提供IPC，進程管理，地址空間管理功能。zircon區別於以進程或者以文件爲核心的設計，zircon是之內存爲核心來設計的，內存在zircon中是以對象的方式存在，能夠經過channel通訊機制傳遞虛擬內存對象（Virtual memory object）的句柄，進程拿到句柄後能夠把這塊內存映射到本身的空間。
Minix系統則由荷蘭阿姆斯特丹的Vrije大學的Andrew S. Tanenbaum教授所開發。該系統最大的特色是能夠故障隔離，自動重啓失敗的服務。Minix使用分層設計，最底層的微內核提供中斷處理，進程管理，進程通訊等服務，中間層提供輪迴服務(Reincarnation Server)，這一層運行在內核態；文件服務，進程管理，X圖形服務以及驅動等，這一層運行在用戶態；最上層爲用戶進程。其中輪迴服務負責在中間層的服務出現崩潰時重啓這些服務，從而保證服務的自我修復。Minix因爲其自我修復特性被英特爾管理引擎（ME）所選用，該管理引擎主要負責管理英特爾芯片的內部模塊。
微內核的優缺點
優勢
系統服務模塊化，可移植性高；
內核安全性提升(模塊內部的bug不影響內核穩定，將黑客利用軟件漏洞形成的破壞限制在單個模塊內部)；
能夠多套系統服務共存，至關於同時運行多種操做系統；
穩定統一的接口(能夠獨立維護私有驅動以及服務，不須要跟內核源碼綁定)；
在商業上，微內核能夠避免代碼受到一些開源協議的影響，好比GPL協議。
內核精簡，能夠進行形式化驗正，利用數學證實內核的安全性；
數學可證實的實時性；
很是適合多處理器系統設計，在多處理器核心計算機上，互相依賴的系統服務能夠同時運行；
缺點
經過進程通訊的方式交換數據或者調用系統服務，而不是使用系統調用，形成額外的操做系統開銷。
使用一些頻繁使用的系統服務時，好比網絡收發數據，形成的進程上下文切換對操做系統來講也是一個負擔。
因爲系統服務高度模塊化，系統服務之間存在大量的內存複製。
對互相之間存在複雜調用關係的系統服務，難以設計通訊接口。
系統服務與內核在地址空間上分離，形成代碼局部性差，下降了cache命中率。
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