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虚拟文件系统

  Linux系统中支持多种不同的文件系统，为了是用户可以通过一个文件系统操作界面，对各种不同的文件系统进行操作，在具体的文件系统（ext2/ext4等）之上增加了一层抽象一个统一的虚拟文件系统界面，向上提供归一化的文件操作，这个抽象层就称为虚拟文件系统。 为了实现抽象层，Linux内核定义了4个重要的数据结构对象。 supper block: 管理文件系统的相关描述信息。 Inode:一个文件对

文件系统磁盘管理

磁盘空间布局   Extx将磁盘划分为等份的若干区域（最后一个区域可能会小一些），这些区域称为块组（block group）。磁盘以块组为单位进行管理。每个块组再划分为相同大小的block，这些block按功能分为原数据区和数据区。原数据区域也是占用block空间，但是是用于描述管理磁盘的信息，其中块0的原数据区域是相对比较复杂的，其包含了引导块、超级块、块组描述符、GDT、数据块位图、inode

文件系统基本概念

mount的机制是如何实现的？ inode是如何分配的。磁盘inode和内存inode有什么区别？ dentry缓存是怎么回事？如何管理？ free命令中Cache和buff有什么区别？Page cache了？如何管理文件数据缓存？ 扇区与簇 物理块和扇区，逻辑块和簇是相同概念。扇区（物理块）是磁盘最小的存储单元，磁头从磁盘读取数据的最小单元，一般是512B，即磁头每次从磁盘读取数据，都是一个扇区

负载均衡之均衡

何时均衡 在linux内核中，有一些场景会触发任务均衡的分布在系统的各个cpu上，可以分为以下几个场景： 任务放置：task placement，fork创建的任务、sched_exec的任务或者阻塞被唤醒的任务，这些任务加入就绪队列时，可以确定放置任务到那个cpu上。 主动均衡：active upmigration，一个低算力的cpu无法运行某个重载任务时（misfit task），可以主动将m

负载均衡之调度组和调度域

概述 从上一章节大概应该能够理解负载和利用率的区别了，当一个进程正在运行或者即使没有在cpu上运行，而在就绪队列中等待运行，那么他依旧消耗cpu的负载。这是合理的，因为cpu的就绪队列有10个任务等待着运行与5个任务等待运行，明显是10个任务的负载重。而利用率只是关注正在运行的任务而不包含在就绪队列的任务，在某个时间段内可能某个任务的cpu利用率很高，但是占用完之后一直睡眠，那么其队系统的负载贡献

负载均衡之负载跟踪

各任务负载、各cpu的算力（频率+架构）、任务迁移开销（调度域，调度组）。 root@Linux:/# cat /proc/loadavg 3.49 3.43 3.54 4/131 3065 cat /proc/loadavg可以获取CPU全局平均负载，前面的三个值分别表示为1分钟、5分钟、15分钟系统平均负载，第四个字段正在运行的进程数量/总进程数量，第五个字段最后一个运行的进程ID。 公式①：

CFS调度实现

时间计算 vruntime与runtime static void update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq) { struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr; u64 now = rq_clock_task(rq_of(cfs_rq)); u64 delta_exec; if (unlikely(!curr)) return;

CFS分组调度

  Linux系统都是支持多用户登录，如果一个Linux系统两个用户存在不同的数量的进程，假设A用户有10个进程，B用户有20个进程，如果系统对这30个进程进行平分CPU，实际上是不公平的，因此引入了组调度的概念，即A用户对CPU的占用应该跟B用对CPU的占用各自为50 如上图，组A的进程分别分配到了CPU0和CPU1上运行，在CPU0和CPU1上的进程各自组合成一个调度实体G1，两个组在各自的C

CFS调度原理

  上一章节中描述了Linux系统中支持多种调度，不同的调度有不同的优先级范围。对于普通进程使用的CFS调度（Completely Fair Scheduler，CFS）。完全公平调度主要核心思想就是保证在一段时间内，每个进程能够运行的时间趋于相等。   为了尽可能的保证一段时间内，每个进程能够运行的时间相等，那么系统就需要计算出每个进程每次能够运行的时间runtime，计算出每个进程的runti

进程调度简介

调度类别   进程调度依赖于调度策略（schedule policy），linux内核把相同的调度策略抽象成调度类（schedule class）。不同类型的进程采用不同的调度策略，目前Linux内核中默认采用5种调度类，分别是stop、deadline、realtime、CFS和idle。 Stop：最高优先级的进程，只在多核场景下启用，用于热插拔等场景下停止CPU。 Dealine：用于有严格

进程创建

fork创建了一个新的进程，也就是fork执行后就会返回两次，分别是父进程返回和子进程返回。 exec可以加载新的程序运行（原程序是A，可以在A中运行后加载可执行程序B，B是A的子进程）。而如果没有exec，A程序执行fork后，仅只是将fork之后的代码复制了一份。exec最早是为了实现shell而涉及的，目的是能够A程序启动B程序后，可以改变进程的环境变量实现如 ps > 1.txt这种处理。

markdown使用说明

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进程基本概念

进程标识   进程是程序加载到内存的执行过程。进程与程序相比用于操作系统的资源如内存空间、文件、signal等。对于进程的标识我们使用process id来标识（PID）。   线程是进程中活跃状态的实体，也是操作系统实际调度的基本单元。进程中的所有线程是共享一些资源的。在linux中，实际上不区分进程和线程，进程和线程都是task_struct结构体来描述。在linux中使用thread ID（

中断小结

上下文 是否抢占 顶半部 中断 否 Softirq/tasklet 软中断 是 workqueue 进程 是 threaded_irq 进程 是 Tasklet：底半部，优先级比较高，处理函数中不能睡眠。 workqueue：底半部，处理函数可以睡眠，也可以执行比较长的应用。 threaded_irq：底半部，处理函数可以睡眠，也可以执行比较长的应用，支持IRQ_ONESHOT。 中断处理过程 为

workqueue

API接口 初始化 函数 说明 DECLARE_WORK(n, f) 静态定义一个work，实际就是定义一个struct work_struct的全局变量。 DECLARE_DELAYED_WORK(_work, _func) 静态定义一个work，与上面的区别就是work可以在指定时间之后再由线程来执行。 INIT_WORK(_work, _func) 可以动态的分配一个struct work_

软中断和tasklet

Linux的中断分为上下部机制，上半部在中断上下文中关闭了本地CPU中断响应，下半部是在中断线程中处理。在Linux系统没有引入中断线程化机制之前，就已经出现了一些下半部的机制，如软中断SoftIRQ，Tasklet和workqueue。 SoftIRQ是预留给系统对时间要求比较严格进行使用的，Linux系统已经定义了软中断的类型，通常情况下用户部需要修改软中断的类型，对于用户来说可以使用task

Linux中断实现

interrupt controller初始化 设备树中对gic-v3的描述如下，其中interrupt-controller标识了该设备是一个中断控制器。 interrupt-controller@3400000 { compatible = \"arm,gic-v3\"; #interrupt-cells = <0x03>; #address-cells = <0x00>;

wordpress使用笔记

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中断基本概念

在现代嵌入式系统中，处理器上会挂接很多个外设，CPU在执行任务的时候，可能会同时由多个中断发生，那么中断必要要进行响应处理并维护一个队列一一运行，这样自然会影响CPU的效率，为了让CPU专注于实际运算，中断控制器孕育而生，各中断信号源都先交给中断控制器处理，由中断控制器进行管理，同时接受多个中断请求并进行优先级判断，然后选中一个最高优先级的请求送个CPU进行处理，在CPU响应处理中断时，中断控制器

Arm64体系结构简介

ARM简介 ARM版本 典型处理器 主要特性 v1 26位地址空间 v2 增加乘法、乘加法、支持协处理指令等 v3 地址空间扩展到32位，增加SPSP和CPSR等 v4 ARM7TDMI/ARM920T 增加Thumb指令等 v5 ARM926EJ-S 增加Jazelle和VFPv2等 v6 ARM11 MPCore 增加SIMD、TrustZone以及Thumb-2等 v7 Cortex-A8/