LINUX內(nèi)核經(jīng)典面試題

1、LINUX內(nèi)核經(jīng)典面試題 2015-05-02 23:08:14分類： LINUX原文地址：LINUX內(nèi)核經(jīng)典面試題 作者：sunjiangang-ok1) Linux中主要有哪幾種內(nèi)核鎖？2) Linux中的用戶模式和內(nèi)核模式是什么含意？3) 怎樣申請大塊內(nèi)核內(nèi)存？4) 用戶進程間通信主要哪幾種方式？5) 通過伙伴系統(tǒng)申請內(nèi)核內(nèi)存的函數(shù)有哪些？6) 通過slab分配器申請內(nèi)核內(nèi)存的函數(shù)有？7) Linux的內(nèi)核空間和用戶空間是如何劃分的（以32位系統(tǒng)為例）？8) vmalloc()申請的內(nèi)存有什么特點？9) 用戶程序使用malloc()申請到的內(nèi)存空間在什么范圍

2、？10) 在支持并使能MMU的系統(tǒng)中，Linux內(nèi)核和用戶程序分別運行在物理地址模式還是虛擬地址模式？11) ARM處理器是通過幾級也表進行存儲空間映射的？12) Linux是通過什么組件來實現(xiàn)支持多種文件系通的？13) Linux虛擬文件系統(tǒng)的關(guān)鍵數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)有哪些？（至少寫出四個）14) 對文件或設(shè)備的操作函數(shù)保存在那個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中？15) Linux中的文件包括哪些？16) 創(chuàng)建進程的系統(tǒng)調(diào)用有那些？17) 調(diào)用schedule()進行進程切換的方式有幾種？18) Linux調(diào)度程序是根據(jù)進程的動態(tài)優(yōu)先級還是靜態(tài)優(yōu)先級來調(diào)度進程的？19) 進程調(diào)度的核心數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是哪個？20) 如何加載、卸載一

3、個模塊？21) 模塊和應(yīng)用程序分別運行在什么空間？22) Linux中的浮點運算由應(yīng)用程序?qū)崿F(xiàn)還是內(nèi)核實現(xiàn)？23) 模塊程序能否使用可鏈接的庫函數(shù)？24) TLB中緩存的是什么內(nèi)容？25) Linux中有哪幾種設(shè)備？26) 字符設(shè)備驅(qū)動程序的關(guān)鍵數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是哪個？27) 設(shè)備驅(qū)動程序包括哪些功能函數(shù)？28) 如何唯一標(biāo)識一個設(shè)備？29) Linux通過什么方式實現(xiàn)系統(tǒng)調(diào)用？30) Linux軟中斷和工作隊列的作用是什么？1.     Linux中主要有哪幾種內(nèi)核鎖？Linux的同步機制從2.0到2.6以來不斷發(fā)展完善。從最初的原子操作，到后來的信

4、號量，從大內(nèi)核鎖到今天的自旋鎖。這些同步機制的發(fā)展伴隨Linux從單處理器到對稱多處理器的過渡；伴隨著從非搶占內(nèi)核到搶占內(nèi)核的過度。Linux的鎖機制越來越有效，也越來越復(fù)雜。Linux的內(nèi)核鎖主要是自旋鎖和信號量。自旋鎖最多只能被一個可執(zhí)行線程持有，如果一個執(zhí)行線程試圖請求一個已被爭用（已經(jīng)被持有）的自旋鎖，那么這個線程就會一直進行忙循環(huán)旋轉(zhuǎn)等待鎖重新可用。要是鎖未被爭用，請求它的執(zhí)行線程便能立刻得到它并且繼續(xù)進行。自旋鎖可以在任何時刻防止多于一個的執(zhí)行線程同時進入臨界區(qū)。Linux中的信號量是一種睡眠鎖。如果有一個任務(wù)試圖獲得一個已被持有的信號量時，信號量會將其推入等待隊列，然后讓其睡眠。

5、這時處理器獲得自由去執(zhí)行其它代碼。當(dāng)持有信號量的進程將信號量釋放后，在等待隊列中的一個任務(wù)將被喚醒，從而便可以獲得這個信號量。信號量的睡眠特性，使得信號量適用于鎖會被長時間持有的情況；只能在進程上下文中使用，因為中斷上下文中是不能被調(diào)度的；另外當(dāng)代碼持有信號量時，不可以再持有自旋鎖。Linux 內(nèi)核中的同步機制：原子操作、信號量、讀寫信號量和自旋鎖的API，另外一些同步機制，包括大內(nèi)核鎖、讀寫鎖、大讀者鎖、RCU (Read-Copy Update，顧名思義就是讀-拷貝修改)，和順序鎖。2.     Linux中的用戶模式和

6、內(nèi)核模式是什么含意？MS-DOS等操作系統(tǒng)在單一的CPU模式下運行，但是一些類Unix的操作系統(tǒng)則使用了雙模式，可以有效地實現(xiàn)時間共享。在Linux機器上，CPU要么處于受信任的內(nèi)核模式，要么處于受限制的用戶模式。除了內(nèi)核本身處于內(nèi)核模式以外，所有的用戶進程都運行在用戶模式之中。內(nèi)核模式的代碼可以無限制地訪問所有處理器指令集以及全部內(nèi)存和I/O空間。如果用戶模式的進程要享有此特權(quán)，它必須通過系統(tǒng)調(diào)用向設(shè)備驅(qū)動程序或其他內(nèi)核模式的代碼發(fā)出請求。另外，用戶模式的代碼允許發(fā)生缺頁，而內(nèi)核模式的代碼則不允許。在2.4和更早的內(nèi)核中，僅僅用戶模式的進程可以被上下文切換出局，由其他進程搶占。除非發(fā)生以下兩

7、種情況，否則內(nèi)核模式代碼可以一直獨占CPU：(1) 它自愿放棄CPU；(2) 發(fā)生中斷或異常。2.6內(nèi)核引入了內(nèi)核搶占，大多數(shù)內(nèi)核模式的代碼也可以被搶占。3.     怎樣申請大塊內(nèi)核內(nèi)存？在Linux內(nèi)核環(huán)境下，申請大塊內(nèi)存的成功率隨著系統(tǒng)運行時間的增加而減少，雖然可以通過vmalloc系列調(diào)用申請物理不連續(xù)但虛擬地址連續(xù)的內(nèi)存，但畢竟其使用效率不高且在32位系統(tǒng)上vmalloc的內(nèi)存地址空間有限。所以，一般的建議是在系統(tǒng)啟動階段申請大塊內(nèi)存，但是其成功的概率也只是比較高而已，而不是100%。如果程序真的比較在意這個申請的

8、成功與否，只能退用“啟動內(nèi)存”（Boot Memory）。下面就是申請并導(dǎo)出啟動內(nèi)存的一段示例代碼：void* x_bootmem = NULL;EXPORT_SYMBOL(x_bootmem);unsigned long x_bootmem_size = 0;EXPORT_SYMBOL(x_bootmem_size);static int _init x_bootmem_setup(char *str)       

9、0;x_bootmem_size = memparse(str, &str);        x_bootmem = alloc_bootmem(x_bootmem_size);        printk("Reserved %lu bytes from %p for xn", x_bootmem_size, x_bootmem);

10、60;       return 1;_setup("x-bootmem=", x_bootmem_setup);可見其應(yīng)用還是比較簡單的，不過利弊總是共生的，它不可避免也有其自身的限制：內(nèi)存申請代碼只能連接進內(nèi)核，不能在模塊中使用。被申請的內(nèi)存不會被頁分配器和slab分配器所使用和統(tǒng)計，也就是說它處于系統(tǒng)的可見內(nèi)存之外，即使在將來的某個地方你釋放了它。一般用戶只會申請一大塊內(nèi)存，如果需要在其上實現(xiàn)復(fù)雜的內(nèi)存管理則需要自己實現(xiàn)。在不允許內(nèi)存分配失敗的場合，通過啟動內(nèi)存預(yù)留內(nèi)存空間將是我

11、們唯一的選擇。4.   用戶進程間通信主要哪幾種方式？（1）管道（Pipe）：管道可用于具有親緣關(guān)系進程間的通信，允許一個進程和另一個與它有共同祖先的進程之間進行通信。（2）命名管道（named pipe）：命名管道克服了管道沒有名字的限制，因此，除具有管道所具有的功能外，它還允許無親緣關(guān)系進程間的通信。命名管道在文件系統(tǒng)中有對應(yīng)的文件名。命名管道通過命令mkfifo或系統(tǒng)調(diào)用mkfifo來創(chuàng)建。（3）信號（Signal）：信號是比較復(fù)雜的通信方式，用于通知接受進程有某種事件發(fā)生，除了用于進程間通信外，進程還可以發(fā)送信號給進程本身；linux除了支持Unix早期信

12、號語義函數(shù)sigal外，還支持語義符合Posix.1標(biāo)準(zhǔn)的信號函數(shù)sigaction（實際上，該函數(shù)是基于BSD的，BSD為了實現(xiàn)可靠信號機制，又能夠統(tǒng)一對外接口，用sigaction函數(shù)重新實現(xiàn)了signal函數(shù)）。（4）消息（Message）隊列：消息隊列是消息的鏈接表，包括Posix消息隊列system V消息隊列。有足夠權(quán)限的進程可以向隊列中添加消息，被賦予讀權(quán)限的進程則可以讀走隊列中的消息。消息隊列克服了信號承載信息量少，管道只能承載無格式字節(jié)流以及緩沖區(qū)大小受限等缺（5）共享內(nèi)存：使得多個進程可以訪問同一塊內(nèi)存空間，是最快的可用IPC形式。是針對其他通信機制運行效率較低而設(shè)計的。往

13、往與其它通信機制，如信號量結(jié)合使用，來達(dá)到進程間的同步及互斥。（6）信號量（semaphore）：主要作為進程間以及同一進程不同線程之間的同步手段。（7）套接字（Socket）：更為一般的進程間通信機制，可用于不同機器之間的進程間通信。起初是由Unix系統(tǒng)的BSD分支開發(fā)出來的，但現(xiàn)在一般可以移植到其它類Unix系統(tǒng)上：Linux和System V的變種都支持套接字。5.     通過伙伴系統(tǒng)申請內(nèi)核內(nèi)存的函數(shù)有哪些？在物理頁面管理上實現(xiàn)了基于區(qū)的伙伴系統(tǒng)（zone based buddy system）。對不同區(qū)的內(nèi)存使用單獨的伙伴系統(tǒng)(bu

14、ddy system)管理,而且獨立地監(jiān)控空閑頁。相應(yīng)接口alloc_pages(gfp_mask, order)，_ _get_free_pages(gfp_mask, order)等。補充知識：1.原理說明Linux內(nèi)核中采 用了一種同時適用于32位和64位系統(tǒng)的內(nèi) 存分頁模型，對于32位系統(tǒng)來說，兩級頁表足夠用了，而在x86_64系 統(tǒng)中，用到了四級頁表。* 頁全局目錄(Page Global Directory)* 頁上級目錄(Page Upper Directory)* 頁中間目錄(Page Middle Directory

15、)* 頁表(Page Table)頁全局目錄包含若干頁上級目錄的地址，頁上級目錄又依次包含若干頁中間目錄的地址，而頁中間目錄又包含若干頁表的地址，每一個頁表項指 向一個頁框。Linux中采用4KB大小的 頁框作為標(biāo)準(zhǔn)的內(nèi)存分配單元。多級分頁目錄結(jié)構(gòu)1.1.伙伴系統(tǒng)算法在實際應(yīng)用中，經(jīng)常需要分配一組連續(xù)的頁框，而頻繁地申請和釋放不同大小的連續(xù)頁框，必然導(dǎo)致在已分配頁框的內(nèi)存塊中分散了許多小塊的 空閑頁框。這樣，即使這些頁框是空閑的，其他需要分配連續(xù)頁框的應(yīng)用也很難得到滿足。為了避免出現(xiàn)這種情況，Linux內(nèi)核中引入了伙伴系統(tǒng)算法(buddy system)

16、。把所有的空閑頁框分組為11個 塊鏈表，每個塊鏈表分別包含大小為1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024個連續(xù)頁框的頁框塊。最大可以申請1024個連 續(xù)頁框，對應(yīng)4MB大小的連續(xù)內(nèi)存。每個頁框塊的第一個頁框的物理地址是該塊大小的整數(shù)倍。假設(shè)要申請一個256個頁框的塊，先從256個頁框的鏈表中查找空閑塊，如果沒有，就去512個 頁框的鏈表中找，找到了則將頁框塊分為2個256個 頁框的塊，一個分配給應(yīng)用，另外一個移到256個頁框的鏈表中。如果512個頁框的鏈表中仍沒有空閑塊，繼續(xù)向1024個頁 框的鏈表查找，如果仍然沒有，

17、則返回錯誤。頁框塊在釋放時，會主動將兩個連續(xù)的頁框塊合并為一個較大的頁框塊。1.2.slab分配器slab分配器源于 Solaris 2.4 的 分配算法，工作于物理內(nèi)存頁框分配器之上，管理特定大小對象的緩存，進行快速而高效的內(nèi)存分配。slab分配器為每種使用的內(nèi)核對象建立單獨的緩沖區(qū)。Linux 內(nèi)核已經(jīng)采用了伙伴系統(tǒng)管理物理內(nèi)存頁框，因此 slab分配器直接工作于伙伴系 統(tǒng)之上。每種緩沖區(qū)由多個 slab 組成，每個 slab就是一組連續(xù)的物理內(nèi)存頁框，被劃分成了固定數(shù)目的對象。根據(jù)對象大小的不同，缺

18、省情況下一個 slab 最多可以由 1024個頁框構(gòu)成。出于對齊 等其它方面的要求，slab 中分配給對象的內(nèi)存可能大于用戶要求的對象實際大小，這會造成一定的 內(nèi)存浪費。2.常用內(nèi)存分配函數(shù)2.1._get_free_pagesunsigned long _get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)_get_free_pages函數(shù)是最原始的內(nèi)存分配方式，直接從伙伴系統(tǒng)中獲取原始頁框，返回值為第一個頁框的起始地址。_get_free_pages在實現(xiàn)上只是封裝了alloc_pa

19、ges函 數(shù)，從代碼分析，alloc_pages函數(shù)會分配長度為1<2.2.kmem_cache_allocstruct kmem_cache *kmem_cache_create(const char *name, size_t size,size_t align, unsigned long flags,void (*ctor)(void*, struct kmem_cache *, unsigned long),void (*dtor)(void*, struct kmem_cache *, unsigned long)void *kmem_cache_alloc(str

20、uct kmem_cache *c, gfp_t flags)kmem_cache_create/ kmem_cache_alloc是基于slab分配器的一種內(nèi)存分配方式，適用于反復(fù)分配釋放同一大小內(nèi)存塊的場合。首先用kmem_cache_create創(chuàng)建一個高速緩存區(qū)域，然后用kmem_cache_alloc從 該高速緩存區(qū)域中獲取新的內(nèi)存塊。kmem_cache_alloc一次能分配的最大內(nèi)存由mm/slab.c文件中的MAX_OBJ_ORDER宏定義，在默認(rèn)的2.6.18內(nèi)核版本中，該宏定義為5， 于是一次最多能申請1<<5 * 4KB也就是128KB的&

21、#160;連續(xù)物理內(nèi)存。分析內(nèi)核源碼發(fā)現(xiàn)，kmem_cache_create函數(shù)的size參數(shù)大于128KB時會調(diào)用BUG()。測試結(jié)果驗證了分析結(jié)果，用kmem_cache_create分 配超過128KB的內(nèi)存時使內(nèi)核崩潰。2.3.kmallocvoid *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)kmalloc是內(nèi)核中最常用的一種內(nèi)存分配方式，它通過調(diào)用kmem_cache_alloc函數(shù)來實現(xiàn)。kmalloc一次最多能申請的內(nèi)存大小由include/linux/Kmalloc_size.h的 內(nèi)容來決定，在默認(rèn)的2.6.18內(nèi)核版本中，kma

22、lloc一 次最多能申請大小為131702B也就是128KB字 節(jié)的連續(xù)物理內(nèi)存。測試結(jié)果表明，如果試圖用kmalloc函數(shù)分配大于128KB的內(nèi)存，編譯不能通過。2.4.vmallocvoid *vmalloc(unsigned long size)前面幾種內(nèi)存分配方式都是物理連續(xù)的，能保證較低的平均訪問時間。但是在某些場合中，對內(nèi)存區(qū)的請求不是很頻繁，較高的內(nèi)存訪問時間也 可以接受，這是就可以分配一段線性連續(xù)，物理不連續(xù)的地址，帶來的好處是一次可以分配較大塊的內(nèi)存。圖3-1表 示的是vmalloc分配的內(nèi)存使用的地址范圍。vmalloc對 

23、一次能分配的內(nèi)存大小沒有明確限制。出于性能考慮，應(yīng)謹(jǐn)慎使用vmalloc函數(shù)。在測試過程中， 最大能一次分配1GB的空間。Linux內(nèi)核部分內(nèi)存分布2.5.dma_alloc_coherentvoid *dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size,ma_addr_t *dma_handle, gfp_t gfp)DMA是一種硬件機制，允許外圍設(shè)備和主存之間直接傳輸IO數(shù)據(jù)，而不需要CPU的參與，使用DMA機制能大幅提高與設(shè)備通信的 吞吐量。DMA操作中，涉及到CPU高速緩 存和對應(yīng)的內(nèi)存數(shù)據(jù)一致性的問題，必

24、須保證兩者的數(shù)據(jù)一致，在x86_64體系結(jié)構(gòu)中，硬件已經(jīng)很 好的解決了這個問題，dma_alloc_coherent和_get_free_pages函數(shù)實現(xiàn)差別不大，前者實際是調(diào)用_alloc_pages函 數(shù)來分配內(nèi)存，因此一次分配內(nèi)存的大小限制和后者一樣。_get_free_pages分配的內(nèi) 存同樣可以用于DMA操作。測試結(jié)果證明，dma_alloc_coherent函 數(shù)一次能分配的最大內(nèi)存也為4M。2.6.ioremapvoid * ioremap (unsigned long offset, unsigned long size)iorema

25、p是一種更直接的內(nèi)存“分配”方式，使用時直接指定物理起始地址和需要分配內(nèi)存的大小，然后將該段 物理地址映射到內(nèi)核地址空間。ioremap用到的物理地址空間都是事先確定的，和上面的幾種內(nèi)存 分配方式并不太一樣，并不是分配一段新的物理內(nèi)存。ioremap多用于設(shè)備驅(qū)動，可以讓CPU直接訪問外部設(shè)備的IO空間。ioremap能映射的內(nèi)存由原有的物理內(nèi)存空間決定，所以沒有進行測試。 2.7.Boot Memory如果要分配大量的連續(xù)物理內(nèi)存，上述的分配函數(shù)都不能滿足，就只能用比較特殊的方式，在Linux內(nèi) 核引導(dǎo)階段來預(yù)留部分內(nèi)存。2.7.1.在內(nèi)核引導(dǎo)時分配內(nèi)