linux內核文件/內存/io

MMU 虛擬地址轉爲物理地址的硬件 （進程內存3G超出也會頁交換，到文件）
page(4K.8K內存管理基本單位) 每一個物理頁一個結構 4G會佔用20M 被用戶空間進程/動態分配內核數據/靜態內核代碼/頁高速緩存等引用

flag 髒/鎖 ；count引用計數，0空閒 ；*virtual 虛擬地址

RAM
分區 DDMA normal highem動態映射的頁
分配：

alloc_pages 整個頁
kmalloc 字節 連續內存虛擬地址，物理地址也連續
vmalloc 虛擬連續，物理不必定，創建頁表項須要一個一個的映射
slab層，防止每一個進程本身單首創建free鏈，不能全局判斷
    高低度緩衝組。kmem_cache。每一個類型好比task_struct,inode，通用的。3個鏈表empty,full,parti
    kmem_Cache_alloc.內存緊缺/顯示撤銷才釋放
高端內存(頁並不必定永久映射，好比內核1G要訪問8G物理內存，動態映射)  
        kmap。可睡眠，永久映射
        kmap_atomic 臨時，原子，不睡眠，不阻塞，禁止內核搶佔
cpu上數據，alloc_percpu

Linux內核高端內存的理解
前 面咱們解釋了高端內存的由來。 Linux將內核地址空間劃分爲三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端內存HIGH_MEM地址空間範圍爲 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那麼如內核是如何藉助128MB高端內存地址空間是如何實現訪問能夠全部物理內存？
當內核想訪問高於896MB物理地址內存時，從0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空間範圍內找一段相應大小空閒的邏輯地址空間，借用一會。借用這段邏輯地址空間，創建映射到想訪問的那段物理內存（即填充內核PTE頁面表），臨時用一會，用完後歸還。這樣別人也能夠借用這段地址空間訪問其餘物理內存，實現了使用有限的地址空間，訪問全部全部物理內存。

1.不管CPU運行於用戶態仍是核心態，CPU執行程序所訪問的地址都是虛擬地址，MMU 必須經過讀取控制寄存器CR3中的值做爲當前頁面目錄的指針，進而根據分頁內存映射機制（參看相關文檔）將該虛擬地址轉換爲真正的物理地址才能讓CPU真 正的訪問到物理地址。
2.每一個進程都有其自身的頁面目錄PGD，Linux將該目錄的指針存放在與進程對應的內存結構task_struct.(struct mm_struct)mm->pgd中。每當一個進程被調度（schedule()）即將進入運行態時，Linux內核都要用該進程的PGD指針設 置CR3（switch_mm()）
3.當建立一個新的進程時，都要爲新進程建立一個新的頁面目錄PGD，並從內核的頁面目錄swapper_pg_dir中複製內核區間頁面目錄項至新建進程頁面目錄PGD的相應位置
4.系統調用的具體實現是將系統調用的參數依次存入寄存器ebx,ecx,edx,esi,edi（最多5個參數，該情景有兩個 name和len），接着將系統調用號存入寄存器eax，而後經過中斷指令「int 80」使進程A進入系統空間。因爲進程的CPU運行級別小於等於爲系統調用設置的陷阱門的准入級別3，因此能夠暢通無阻的進入系統空間去執行爲int 80設置的函數指針system_call()。因爲system_call()屬於內核空間，其運行級別DPL爲0，CPU要將堆棧切換到內核堆棧，即 進程A的系統空間堆棧。咱們知道內核爲新建進程建立task_struct結構時，共分配了兩個連續的頁面，即8K的大小，並將底部約1k的大小用於 task_struct（如#define alloc_task_struct() ((struct task_struct ) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）,而其他部份內存用於系統空間的堆棧空間，即當從用戶空間轉入系統空間時，堆棧指針 esp變成了（alloc_task_struct()+8192），這也是爲何系統空間一般用宏定義current（參看其實現）獲取當前進程的 task_struct地址的緣由。每次在進程從用戶空間進入系統空間之初，系統堆棧就已經被依次壓入用戶堆棧SS、用戶堆棧指針ESP、EFLAGS、 用戶空間CS、EIP，接着system_call()將eax壓入，再接着調用SAVE_ALL依次壓入ES、DS、EAX、EBP、EDI、ESI、 EDX、ECX、EBX，而後調用sys_call_table+4%EAX，本情景爲sys_sethostname()
5.調用copy_from_user(to,from,n），其中to指向內核空間 system_utsname.nodename，譬如0xE625A000，from指向用戶空間譬如0x8010FE00。如今進程A進入了內核，在 系統空間中運行，MMU根據其PGD將虛擬地址完成到物理地址的映射，最終完成從用戶空間到系統空間數據的複製

虛擬內存交換等

VFS 虛擬文件系統
磁盤 分區：文件，數據，交換區域
文件系統：ext2 引導塊，超級塊（包含塊大小等），i節點（可對應多級塊3IPB,2IPB等），數據

崩潰恢復，元數據不一致，檢查要遍歷=》日誌文件ext3,ext4

write()->sys_write(VFS)->ext2等的write->物理
文件，目錄(目錄項緩存)，inode，mount point
file {鏈表，pathh file_operations}
目錄包含文件名，inode編號。目錄自身的Inode中的類型不一樣，rename僅操做目錄條目不動文件。
文件名到Inode有多個。硬連接指向一個Inode。軟連接指向文件名

塊IO，硬盤等，隨機訪問的，區別於字符設備只能順序訪問
塊緩衝區，已經合成一個頁緩存
塊IO請求隊列（一個塊設備一個）
調度：linusx電梯 合併請求，臨近插入

最終期限  超時時間（讀500ms，寫5s）三個隊列：讀FIFO/寫FIFO/排序隊列同linus=>超時派發隊列
 預測IO  超時後等幾ms，相鄰合併
 徹底公正，每一個進程一個隊列
 空IO，只合並相鄰的

進程地址空間 連續虛擬地址
mm_struct 分配，撤銷……{內存區域vm_area_struct紅黑樹和鏈表，pgd,全部mm_struct鏈表，每段起始地址等}
vm_area_strict區間地址等。
虛擬地址=》物理頁面 三級頁表（pgd,pmd,pte）硬件效率有限，TLB緩存
在堆上分配，sbrk。改變programm break位置，進程能夠訪問這部分地址，若RAM未分配，內核會在進程是首次訪問這些虛擬內存地址時自動分配新RAM頁
malloc,free內找/分割，不夠sbrk

頁緩存（磁盤和內存ms/ns的差距）
頁告訴緩存是RAM組成，對應硬盤上的物理塊（扇區整數倍但比頁小，通常512B/1kb/4kb），
linux 寫緩存，標記髒，髒頁鏈表， 回寫進程刷會磁盤
緩存回收 LRU 雙鏈（活躍/非活躍）
address_space 每頁一個
頁內搜索 基樹。回收時要反向檢查引用的項。根據頁內偏移起終範圍找vma，起點基樹，終點堆，不少個共同引用優先搜索樹（堆+基樹）。
回寫線程flusher 一個設備一個線程，每一個收集本身的。之前固定線程數，當一個設備阻塞會阻塞其上個全部線程。由於擁塞發生次數太頻繁改一個設備一個線程。