1、貴州大學人民武裝學院嵌入式操作系統(tǒng)論文嵌入式操作系統(tǒng)課程論文Linux內(nèi)存管理與進程調(diào)度策略學 號 P B 0 9 2 0 2 8 1 0 9 班 級 09計算機科學與技術(shù) 姓 名 王 華 聯(lián)系電話Email ： 810946067 學 院 貴州大學人民武裝學院 2010年 06 月 29 日Linux內(nèi)存管理與進程調(diào)度策略【摘 要】內(nèi)存是Linux內(nèi)核所管理的最重要的資源之一，內(nèi)存管理系統(tǒng)是操作系統(tǒng)中最為重要的部分。對于Linux的學習和熟悉Linux的內(nèi)存管理是非常重要的。進程是運行于虛擬地址空間的一個程序?？梢哉f，任何在Linux系統(tǒng)下運行的程序都是進程。 Li

2、nux系統(tǒng)中包括交互進程和批處理進程。交互進程是由Shell控制和運行的，既可以在前臺運行，也可以在后臺運行。批處理進程不屬于某個終端，被提 交到一個隊列中以便順序執(zhí)行。大多數(shù)的進程都需要虛擬內(nèi)存。因此，Linux進程的學習也是至關(guān)重要的?！娟P(guān)鍵詞】linux; 進程調(diào)度；調(diào)度策略；內(nèi)存管理引 言在Intel 80X86 CPU 中，程序在尋址過程中使用的是由段和偏移值構(gòu)成的地址。該地址并不能直接用來尋址物理內(nèi)存地址，因此被稱為虛擬地址。為了能尋址物理內(nèi)存，就需要一種地址變換機制將虛擬地址映射或變換到物理內(nèi)存中，這種地址變換機制就是內(nèi)存管理的主要功能之一（內(nèi)存管理的另外一個主要功能是內(nèi)存的尋址

3、保護機制。虛擬地址通過段管理機制首先變換成一種中間地址形式CPU 32 位的線性地址，然后使用分頁管理機制將此線性地址映射到物理地址。為了弄清Linux 內(nèi)核對內(nèi)存的管理操作方式，我們需要了解內(nèi)存分頁管理的工作原理，了解其尋址的機制。分頁管理的目的是將物理內(nèi)存頁面映射到某一線性地址處。在分析本章的內(nèi)存管理程序時，需明確區(qū)分清楚給定的地址是指線性地址還是實際物理內(nèi)存的地址。內(nèi)存管理以提高內(nèi)存利用率和擴大內(nèi)存量為主要目標，設(shè)計了各種內(nèi)存分配管理方法、算法和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，通過分析比較，得到不同管理方法的異同。同時，以地址映射為輔線條，描述分區(qū)、分頁、分段、請求分頁和請求分段的映射原理。Linux內(nèi)存管理

4、一個操作系統(tǒng)的內(nèi)存管理方式很大程度上決定了它的效率,時間與空間的對立統(tǒng)一在內(nèi)存管理上體現(xiàn)得最為明顯,首先,分配/釋放內(nèi)存是一個發(fā)生頻率很高的操作,所以它要求有一定的實時性,另外,內(nèi)存又是一種非常寶貴的資源.所以要盡量減少內(nèi)存碎片的產(chǎn)生. Linux采用了伙伴系統(tǒng)算法來管理內(nèi)存,即把內(nèi)頁按20,21,22210大小進行分組.每次分配內(nèi)存時,從相應大小的池中分配內(nèi)存,然后再把余下的內(nèi)存分配給它的下一級緩存池.如右圖      首先,它會到相應大小的(20)的空閑鏈表入隊.判斷相鄰塊的空閑情況,此時,因為第三個是空閑的,所以可以合

5、并為一塊21的空閑塊.繼續(xù)判斷21鏈中相鄰塊是否是空閑的,上圖中可以將21的兩個塊合成一個大塊,然后繼續(xù)判斷22中是否可以繼續(xù)合并,依次類推.上述內(nèi)容,涉及到幾個位操作,分析如下:1:得到相鄰塊的的起始page:buddy1 = base + (page_idx (1 << order)align="center"根據(jù)上面的分析,可得知page_idx本身就是order位對齊的,所以,它的低order位為零.此外,再根據(jù)0與任何數(shù)異或值不變,1與數(shù)異或都相反的規(guī)律,我們可以得知,位運算結(jié)果只跟order+1位有關(guān).據(jù)此就可以計算出它的“伙伴塊”2:得到高一級空閑

6、鏈的首空閑塊序號：mask <<= 1;page_idx &= mask;只要按著高一級鏈表的order位對齊就行了3:得到空閑塊在高一級鏈表中對應的分配位圖位index >>= 1;在前面分析過對應位的計算方法，在高一級空閑鏈中的位對應當前除二其實這一個過程在操作系統(tǒng)設(shè)計中也叫“內(nèi)存拼湊”，就是把剩余小內(nèi)存，拼成連續(xù)的大內(nèi)存，以滿足某些程序的需要。在Intel 80x86 體系結(jié)構(gòu)中，Linux 內(nèi)核的內(nèi)存管理程序采用了分頁管理方式。利用頁目錄和頁表結(jié)構(gòu)處理內(nèi)核中其它部分代碼對內(nèi)存的申請和釋放操作。內(nèi)存的管理是以內(nèi)存頁面為單位進行的，一個內(nèi)存頁面是指地址連續(xù)的

7、4K 字節(jié)物理內(nèi)存。通過頁目錄項和頁表項，可以尋址和管理指定頁面的使用情況。在Linux 0.11 的內(nèi)存管理目錄中共有三個文件，如列表10-1 中所示：其中，page.s 文件比較短，僅包含內(nèi)存頁異常的中斷處理過程（int 14）。主要實現(xiàn)了對缺頁和頁寫保護的處理。memory.c 是內(nèi)存頁面管理的核心文件，用于內(nèi)存的初始化操作、頁目錄和頁表的管理和內(nèi)核其它部分對內(nèi)存的申請?zhí)幚磉^程。一·內(nèi)存管理的硬件機理1內(nèi)存分頁管理機制在Intel 80x86 的系統(tǒng)中，內(nèi)存分頁管理是通過頁目錄表和內(nèi)存頁表所組成的二級表進行的。見圖10-1所示。“那么，一個線性地址如何使用這兩個表來映射到一個物

8、理地址上呢？”。為了使用分頁機制，一個32 位的線性地址被分成了三個部分，分別用來指定一個頁目錄項、一個頁表項和對應物理內(nèi)存頁上的偏移地址，從而能間接地尋址到線性地址指定的物理內(nèi)存位置。見圖10-2 所示。 在內(nèi)存管理的函數(shù)中，大量使用了從線性地址到實際物理地址的變換計算。對于給定一個進程的線性地址，通過圖10-2 中所示的地址變換關(guān)系，我們可以很容易地找到該線性地址對應的頁目錄項。若該目錄項有效（被使用），則該目錄項中的頁框地址指定了一個頁表在物理內(nèi)存中的基址，那么結(jié)合線性地址中的頁表項指針，若該頁表項有效，則根據(jù)該頁表項中的指定的頁框地址，我們就可以最終確定指定線性地址對應的實際物理內(nèi)存頁

9、的地址。反之，如果需要從一個已知被使用的物理內(nèi)存頁地址，尋找對應的線性地址，則需要對整個頁目錄表和所有頁表進行搜索。若該物理內(nèi)存頁被共享，我們就可能會找到多個對應的線性地址來。圖10-3 用形象的方法示出了一個給定的線性地址是如何映射到物理內(nèi)存頁上的。對于第一個進程（任務0），其頁表是在頁目錄表之后，共4 頁。對于應用程序的進程，其頁表所使用的內(nèi)存是在進程創(chuàng)建時向內(nèi)存管理程序申請的，因此是在主內(nèi)存區(qū)中。一個系統(tǒng)中可以同時存在多個頁目錄表，而在某個時刻只有一個頁目錄表可用。當前的頁目錄表是用CPU 的寄存器CR3 來確定的，它存儲著當前頁目錄表的物理內(nèi)存地址。但在本書所討論的Linux 內(nèi)核中只

10、使用了一個頁目錄表。在圖10.1 中我們看到，每個頁表項對應的物理內(nèi)存頁在4G 的地址范圍內(nèi)是隨機的，是由頁表項中頁框地址內(nèi)容確定的，也即是由內(nèi)存管理程序通過設(shè)置頁表項確定的。每個表項由頁框地址、訪問標志位、臟（已改寫）標志位和存在標志位等構(gòu)成。表項的結(jié)構(gòu)可參見圖10-4 所示。2 Linux 中物理內(nèi)存的管理和分配有了以上概念，我們就可以說明Linux 進行內(nèi)存管理的方法了。但還需要了解一下Linux 0.11 內(nèi)核使用內(nèi)存空間的情況。對于Linux 0.11 內(nèi)核，它默認最多支持16M 物理內(nèi)存。在一個具有16MB 內(nèi)存的80x86 計算機系統(tǒng)中，Linux 內(nèi)核占用物理內(nèi)存最前段的一部分

11、，圖中end 標示出內(nèi)核模塊結(jié)束的位置。隨后是高速緩沖區(qū)，它的最高內(nèi)存地址為4M 。高速緩沖區(qū)被顯示內(nèi)存和ROM BIOS 分成兩段。剩余的內(nèi)存部分稱為主內(nèi)存區(qū)。主內(nèi)存區(qū)就是由本章的程序進行分配管理的。若系統(tǒng)中還存在RAM 虛擬盤時，則主內(nèi)存區(qū)前段還要扣除虛擬盤所占的內(nèi)存空間。當需要使用主內(nèi)存區(qū)時就需要向本章的內(nèi)存管理程序申請，所申請的基本單位是內(nèi)存頁。整個物理內(nèi)存各部分的功能示意圖如圖10-5 所示。為了節(jié)約物理內(nèi)存，在調(diào)用fork()生成新進程時，新進程與原進程會共享同一內(nèi)存區(qū)。只有當其中一個進程進行寫操作時，系統(tǒng)才會為其另外分配內(nèi)存頁面。這就是寫時復制的概念。page.s 程序用于實現(xiàn)頁

12、異常中斷處理過程（int 14）。該中斷處理過程對由于缺頁和頁寫保護引起的中斷分別調(diào)用memory.c 中的do_no_page()和do_wp_page()函數(shù)進行處理。do_no_page()會把需要的頁面從塊設(shè)備中取到內(nèi)存指定位置處。在共享內(nèi)存頁面情況下，do_wp_page()會復制被寫的頁面（copy onwrite，寫時復制），從而也取消了對頁面的共享。3 Linux 內(nèi)核對線性地址空間的使用分配在閱讀本章代碼時，我們還需要了解一個執(zhí)行程序進程的代碼和數(shù)據(jù)在虛擬的線性地址空間中的分布情況，參見下面圖所示。每個進程在線性地址中都是從nr*64M 的地址位置開始（nr 是任務號），占用

13、線性地址空間的范圍是64M。其中最后部的環(huán)境參數(shù)數(shù)據(jù)塊最長為128K，其左面起始堆棧指針。在進程創(chuàng)建時bss 段的第一頁被初始化為全。4關(guān)于寫時復制（copy on write）機制當進程A 使用系統(tǒng)調(diào)用fock 創(chuàng)建一個子進程B 時，由于子進程B 實際上是父進程A 的一個拷貝，因此會擁有與父進程相同的物理頁面。也即為了達到節(jié)約內(nèi)存和加快創(chuàng)建速度的目標，fork()函數(shù)會讓子進程B 以只讀方式共享父進程A 的物理頁面。同時將父進程A 對這些物理頁面的訪問權(quán)限也設(shè)成只讀。詳見memory.c 程序中的copy_page_tables()函數(shù)。這樣一來，當父進程A 或子進程B 任何一方對這些以共享

14、的物理頁面執(zhí)行寫操作時，都會產(chǎn)生頁面出錯異常(page_fault int14)中斷，此時CPU 會執(zhí)行系統(tǒng)提供的異常處理函數(shù)進程是運行于虛擬地址空間的一個程序。可以說，任何在Linux系統(tǒng)下運行的程序都是進程。 Linux系統(tǒng)中包括交互進程和批處理進程。交互進程是由Shell控制和運行的，既可以在前臺運行，也可以在后臺運行。批處理進程不屬于某個終端，被提 交到一個隊列中以便順序執(zhí)行。大多數(shù)的進程都需要虛擬內(nèi)存。存儲管理子系統(tǒng)是操作系統(tǒng)中最重要的組成部分之一。在早期計算時代，由于人們所需要的內(nèi)存數(shù) 目遠遠大于物理內(nèi)存，因此設(shè)計出了各種各樣的策略來解決此問題，其中最成功的就是虛擬內(nèi)存技術(shù)，它使得

15、系統(tǒng)中有限的物理內(nèi)存競爭進程所需內(nèi)存空間得到滿 足。虛擬內(nèi)存通過在各個進程之間共享內(nèi)存，而使系統(tǒng)看起來有多于實際內(nèi)存的內(nèi)存容量。Linux支持虛擬內(nèi)存, 就是使用磁盤作為RAM的擴展，使可用內(nèi)存相應地有效擴大。核心把當前不用的內(nèi)存塊存到硬盤，騰出內(nèi)存給其它目的。當原來的內(nèi)容又要使用時，再讀回內(nèi)存。 運行于Linux的程序只看到大量的可用內(nèi)存，而不關(guān)心哪部分在磁盤上。當然，讀寫硬盤比真的內(nèi)存慢(大約慢千倍)，所以程序運行較慢。用做虛擬內(nèi)存的這 部分硬盤叫對換空間。虛擬內(nèi)存技術(shù)不僅僅讓我們可以使用更多的內(nèi)存，它還提供了下面這些功能：1.巨大的尋址空間:操作系統(tǒng)讓系統(tǒng)看上去有比實際內(nèi)存大得多的內(nèi)存空

16、間。虛擬內(nèi)存可以是系統(tǒng)中實際物理空間的許 多倍。每個進程運行在其獨立的虛擬地址空間中，這些虛擬空間相互之間都完全隔離開來，所以進程間不會互相影響。同時，硬件虛擬內(nèi)存機構(gòu)可以將內(nèi)存的某些區(qū) 域設(shè)置成不可寫，這樣可以保護代碼與數(shù)據(jù)不會受惡意程序的干擾。2.公平的物理內(nèi)存分配:內(nèi)存管理子系統(tǒng)允許系統(tǒng)中每個運行的進程公平地共享系統(tǒng)中的物理內(nèi)存。3.共享虛擬內(nèi)存:盡管虛擬內(nèi)存允許進程有其獨立的虛擬地址空間，但有時也需要在進程之間共享內(nèi)存。例如，有可 能系統(tǒng)中有幾個進程同時運行BASH命令外殼程序。為了避免在每個進程的虛擬內(nèi)存空間內(nèi)都存在BASH程序的拷貝，較好的解決辦法是系統(tǒng)物理內(nèi)存中只存在 一份BAS

17、H的拷貝，并在多個進程間共享。動態(tài)庫則是另外一種進程間共享執(zhí)行代碼的方式。共享內(nèi)存可用來作為進程間通信(IPC)的手段，多個進程通過共 享內(nèi)存來交換信息。Linux支持SYSTEM V的共享內(nèi)存IPC機制。 4.進程的保護:系統(tǒng)中的每一個進程都有自己的虛擬地址空間。這些虛擬地址空間是完全分開的，這樣一個進程的運行不會影響其它進程，并且硬件上的虛擬內(nèi)存機制是被保護的，內(nèi)存不能被寫入。這樣可以防止迷失的應用程序覆蓋代碼的數(shù)據(jù)。 5.Linux虛擬內(nèi)存實現(xiàn)機制:Linux虛擬內(nèi)存的實現(xiàn)需要6種機制的支持：地址映射機制、內(nèi)存分配回收機制、緩存和刷新機制、請求頁機制、交換機制和內(nèi)存共享機制。 內(nèi)存管理程

18、序通過映射機制把用戶程序的邏輯地址映射到物理地址。當用戶程序運行時，如果發(fā)現(xiàn) 程序中要用的虛地址沒有對應的物理內(nèi)存，就發(fā)出了請求頁要求。如果有空閑的內(nèi)存可供分配，就請求分配內(nèi)存(于是用到了內(nèi)存的分配和回收)，并把正在使用的 物理頁記錄在緩存中(使用了緩存機制)。如果沒有足夠的內(nèi)存可供分配，那么就調(diào)用交換機制；騰出一部分內(nèi)存。另外，在地址映射中要通過TLB(翻譯后援存 儲器)來尋找物理頁；交換機制中也要用到交換緩存，并且把物理頁內(nèi)容交換到交換文件中，也要修改頁表來映射文件地址。6.虛擬內(nèi)存容量設(shè)定:也許有人說，虛擬內(nèi)存容量的設(shè)定應該分配2倍于物理內(nèi)存，但這只是個規(guī)律。如果物理內(nèi)存比較 小，可以這

19、樣設(shè)定。如果有256MB物理內(nèi)存或更多的話，就可以縮小虛擬內(nèi)存。Linux會把大量的內(nèi)存用做Cache，但在資源緊張時會收回。只要看到 swap為0，或者該數(shù)很小就可以放心了，內(nèi)存放著不用才是最大的浪費。 內(nèi)存泄露和回收內(nèi)存的方法 1.內(nèi)存泄漏的定義:一般常說的內(nèi)存泄漏是指堆內(nèi)存的泄漏。堆內(nèi)存是指程序從堆中分配的、大小任意的（內(nèi)存塊的大 小可以在程序運行期決定）、使用完后必須顯示釋放的內(nèi)存。應用程序一般使用malloc、realloc、new等函數(shù)從堆中分配到一塊內(nèi)存，使用完后， 程序必須負責相應的調(diào)用free或delete釋放該內(nèi)存塊。否則，這塊內(nèi)存就不能被再次使用，我們就說這塊內(nèi)存泄漏了。

20、 2.內(nèi)存泄露的危害:從用戶使用程序的角度來看，內(nèi)存泄漏本身不會產(chǎn)生什么危害。作為一般的用戶，根本感覺不到內(nèi) 存泄漏的存在。真正有危害的是內(nèi)存泄漏的堆積，這會最終消耗盡系統(tǒng)所有的內(nèi)存。從這個角度來說，一次性內(nèi)存泄漏并沒有什么危害，因為它不會堆積。而隱式內(nèi) 存泄漏危害性則非常大，因為較之于常發(fā)性和偶發(fā)性內(nèi)存泄漏它更難被檢測到。存在內(nèi)存泄漏問題的程序除了會占用更多的內(nèi)存外，還會使程序的性能急劇下降。對 于服務器而言，如果出現(xiàn)這種情況，即使系統(tǒng)不崩潰，也會嚴重影響使用。 3.內(nèi)存泄露的檢測和回收:對于內(nèi)存溢出之類的麻煩，大家可能在編寫指針比較多的復雜程序時就會遇到。在 Linux或Unix下，C和C

21、+語言是最常使用的工具。但是C+程序缺乏相應的手段來檢測內(nèi)存信息，只能使用top指令觀察進程的動態(tài)內(nèi)存總額。而 且程序退出時，我們無法獲知任何內(nèi)存泄漏信息。 使用Linux命令回收內(nèi)存，可以使用ps、kill兩個命令檢測內(nèi)存使用情況和進行 回收。在使用超級用戶權(quán)限時使用命令“ps”，它會列出所有正在運行的程序名稱和對應的進程號（PID）。kill命令的工作原理是向Linux 操作系統(tǒng)的內(nèi)核送出一個系統(tǒng)操作信號和程序的進程號（PID）。二·Linux內(nèi)存管理源代碼分析由于CPU調(diào)度的結(jié)果,才能提高CPU的使用率和計算機對用戶的響應速度.但是,為了實現(xiàn)這一性能改進,必須將多個進程保存在內(nèi)

22、存中,也就是說必須共享內(nèi)存,所以這就應該對內(nèi)存更好的管理,才能滿足需求,使得運行的效率和資源的利用率更高.所以各種內(nèi)存管理方法和機制都要更好的掌握,Linux0.11內(nèi)存管理內(nèi)核代碼更好了解釋了管理機制的底層機理. 進程是運行于虛擬地址空間的一個程序?？梢哉f，任何在Linux系統(tǒng)下運行的程序都是進程。 Linux系統(tǒng)中包括交互進程和批處理進程。交互進程是由Shell控制和運行的，既可以在前臺運行，也可以在后臺運行。批處理進程不屬于某個終端，被提 交到一個隊列中以便順序執(zhí)行。大多數(shù)的進程都需要虛擬內(nèi)存。Linux進程中最知名的屬性就是它的進程號（Process Identity Number，P

23、ID）以其父進程號（Parent Process ID，PPID）。PID、PPID都是非零正整數(shù)。一個PID唯一地標識一個進程。一個進程創(chuàng)建新進程稱為創(chuàng)建了子進程（Child Process），創(chuàng)建子進程的進程稱為父進程。所有進程追溯其祖先最終都會落到進程號為1的進程身上，這個進程叫做init進程，是內(nèi)核自舉后第一個啟動的進程。Init進程的作用是扮演終結(jié)父進程的角色。因為init進程永遠不會被終止，所以系統(tǒng)總是確信它的存在，并在必要時以它為參照。如果某個進程在它衍生出來的全部子進程結(jié)束之前被終止，就會出現(xiàn)必須以init為參照的情況。此時那些失去了父進程的子進程就都會以init作為其父進程。

24、通過執(zhí)行ps-af命令，可以列出許多父進程ID為1的進程。Linux提供了一條pstree命令，允許用戶查看系統(tǒng)內(nèi)正在運行的各個進程之間的繼承關(guān)系。直接在命令行輸入pstree，程序會以樹狀結(jié)構(gòu)方式列出系統(tǒng)中正在運行的各進程之間的繼承關(guān)系。三·Linux內(nèi)存管理之slab分配器分析前面我們分析過了大內(nèi)存分配的實現(xiàn)機制，事實上,若為小塊內(nèi)存而請求整個頁面，這樣對于內(nèi)存來說是一種極度的浪費。因此linux采用了slab來管理小塊內(nèi)存的分配與釋放。Slab最早是由sun的工程師提出。它的提出是基于以下因素考慮的：1：內(nèi)核函數(shù)經(jīng)常傾向于反復請求相同的數(shù)據(jù)類型。比如：創(chuàng)建進程時，會請求一塊內(nèi)存

25、來存放mm結(jié)構(gòu)。2：不同的結(jié)構(gòu)使用不同的分配方法可以提高效率。同樣，如果進程在撤消的時候，內(nèi)核不把mm結(jié)構(gòu)釋放掉，而是存放到一個緩沖區(qū)里，以后若有請求mm存儲空間的行為就可以直接從緩沖區(qū)中取得，而不需重新分配內(nèi)存.3:前面我們曾分析過，如果伙伴系統(tǒng)頻繁分配，釋放內(nèi)存會影響系統(tǒng)的效率，以此，可以把要釋放到的內(nèi)存放到緩沖區(qū)中，直至超過一個閥值才把它釋放至伙伴系統(tǒng)，這樣可以在一定程度上緩減減伙伴系統(tǒng)的壓力4:為了緩減“內(nèi)碎片”的產(chǎn)生，通?？梢园研?nèi)存塊按照2的倍數(shù)組織在一起，這一點和伙伴系統(tǒng)類似slab分配器概貌：Slab將緩存分為兩種：一種是專用高速緩存，另外一種是普通高速緩存。請注意，這里所說的

26、高速緩存和硬件沒有必然的關(guān)系，它只是slab分配器中的一個軟件概念。專用高速緩存中用來存放內(nèi)核使用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，例如：mm,skb,vm等等普通高速緩存是指存放一般的數(shù)據(jù)，比如內(nèi)核為指針分配一段內(nèi)存所有的高速緩存區(qū)都通過鏈表的方式組織在一起，它的首結(jié)點是cache_chain另外，普通高速緩存將分配區(qū)分為32*(20),32*(21),32*(22) .32*(212)大小，共13個區(qū)域大小，另外，每個大小均有兩個高速緩存，一個為DMA高速緩存，一個是常規(guī)高速緩存。它們都存放在一個名這cache_size的表中.Slab分配器把每一個請求的內(nèi)存稱之為對象（和oop設(shè)計方法中的對象類似，都有初始化

27、與析構(gòu)）.對象又存放在slab中.slab又按照空，末滿，全滿全部鏈接至高速緩存中.如下圖所示： align="center" slab分配器相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)高速緩存：typedef struct kmem_cache_s kmem_cache_t;struct kmem_cache_s struct array_cache *arrayNR_CPUS; unsigned int  batchcount;  unsigned int   limit;  /* arrayNR_CPUS中所允許的最大空

28、閑數(shù) */struct kmem_list3  lists;   /*將在后面分析*/unsigned int   objsize; /*slab中的對象大小*/  unsigned int  flags;   /* cache標志*/  unsigned int  num; /*每個slab中的對象數(shù)量 */ unsigned int  free_limit; spinlock_t  

29、spinlock; unsigned int   gfporder; /*2gfporder即為cache中slab的大小*/  unsigned int  gfpflags;   size_t  colour;       /*著色機制，后面會詳細分析 */  unsigned int   colour_off;    unsigned int 

30、 colour_next;   kmem_cache_t   *slabp_cache; unsigned int  slab_size;  /*每一個slab的大小*/ unsigned int       dflags;       void (*ctor)(void *, kmem_cache_t *, unsigned long); /*構(gòu)造函數(shù)*/ void (*dtor)(v

31、oid *, kmem_cache_t *, unsigned long); /*析構(gòu)函數(shù)*/const char     *name; /*cache的名字*/struct list_head   next; /*下一個cache 用來構(gòu)成鏈表*/ /* statistics */#if STATS     unsigned long   num_active;     unsigned long 

32、60; num_allocations;     unsigned long  high_mark;     unsigned long   grown;     unsigned long   reaped;     unsigned long    errors;     unsign

33、ed long   max_freeable;     atomic_t   allochit;     atomic_t    allocmiss;     atomic_t   freehit;     atomic_t    freemiss;#endif#if DEBUG 

34、0;   int   dbghead;     int   reallen;#endif注意，這里與前面的相比，slab部份的結(jié)構(gòu)與成員位置發(fā)生了很大改變。一般來說經(jīng)常用的成員放在結(jié)構(gòu)體的前面。后面會解述為什么。在cache這個結(jié)構(gòu)里，有兩個很重要的結(jié)構(gòu)：struct array_cache   *arrayNR_CPUS與struct kmem_list3   lists;詳細分析一下struct array_cache   

35、;   unsigned int avail;    /當前空閑對象的位置       unsigned int limit;    /允許的空閑對象的最大值  unsigned int batchcount;    unsigned int touched;   /如果從該組中分配了對象，則把此值置為1struct kmem_list3     

36、 struct list_head   slabs_partial;    /*末滿的slab鏈 */     struct list_head   slabs_full;   /*滿的slab鏈*/     struct list_head   slabs_free;   /*完全空閑的slab鏈*/     unsigned long free

37、_objects;       /*空鏈的對象數(shù)*/     int   free_touched;     unsigned long next_reap;   struct array_cache *shared;       /*全局shar數(shù)組*/Slab的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct slab      struct list

38、_head   list;         /*用來構(gòu)成鏈表*/     unsigned long  colouroff;    /*著色機制，后面會詳解*/     void    *s_mem;       /* 首個對象的起始地址 */   

39、  unsigned int   inuse;        /* slab中的使用對象個數(shù) */     kmem_bufctl_t   free;     /*slab中的第一個空閑對象的序號*/;Linux的進程調(diào)度策略一·調(diào)度時機： 內(nèi)核中：進程自己通過系統(tǒng)調(diào)用schedule()或者schedule_timeout()自愿放棄CPU,讓CPU調(diào)度其他的進程。（sche

40、dule_timeout() 可以指定放棄CPU的時間）1：自愿調(diào)度： 用戶空間：進程通過系統(tǒng)調(diào)用pause()或者nanosleep()而自 愿放棄CPU。（nanosleep()也可以指定放棄CPU的時間，此外，Sleep()、Sleep_on()是庫函數(shù)，不是系統(tǒng)調(diào)用，最終也是通過系統(tǒng)調(diào)用實現(xiàn)放棄CPU）2:自愿調(diào)度：主要發(fā)生在系統(tǒng)從內(nèi)核態(tài)返回到用戶態(tài)時（即從系統(tǒng)空間返回到用戶空間），主要發(fā)生以下幾種情況：用戶進程進行系統(tǒng)調(diào)用返回時（系統(tǒng)調(diào)用在系統(tǒng)空間中完成）；中處理完成時（中斷處理也是在系統(tǒng)空間）；異常處理完成時（異常處理也在系統(tǒng)空間）。CPU每次從系統(tǒng)空間返回到用戶空間時，都會進行一

41、次進程調(diào)度。此外，每次時鐘中斷產(chǎn)生時，發(fā)現(xiàn)當前運行進程的時間片超時，也會進行一次進程調(diào)度（這也是LINUX系統(tǒng)中各個進程都能夠得到執(zhí)行的原因，否則，如果某個進程不進行系統(tǒng)調(diào)用，自身運行有沒有異常，又不自愿放棄CPU，系統(tǒng)中又沒有中斷，則該進程會一直等到時間片用完為止）。也就是說，強制進程調(diào)度只發(fā)生在用戶空間，絕對不會發(fā)生在系統(tǒng)空間中。二·調(diào)度方式：“有條件可剝奪”方式通過以上調(diào)度時機的分析，可見，LINUX內(nèi)核使用的是“有條件可剝奪”方式的進程調(diào)度，當系統(tǒng)運行在系統(tǒng)空間時，是不可已被剝奪的，但是，一旦系統(tǒng)從系統(tǒng)空間返回返回到用戶空間時，當前進程就有可能被剝奪CPU的占用權(quán)。三

42、3;調(diào)度策略：“以進程各自的優(yōu)先級和調(diào)度策略“為基礎(chǔ)的調(diào)度策略1：總的調(diào)度策略：系統(tǒng)會根據(jù)每個進程的優(yōu)先級和它所采用的調(diào)度策略，通過某種算法計算出各個進程的一個運行“權(quán)值”，系統(tǒng)每次調(diào)度時，就根據(jù)這個權(quán)值進行調(diào)度，權(quán)值最高的，最先被調(diào)度。但是，這個權(quán)值并不是一成不變的，而是隨著被執(zhí)行進程執(zhí)行的時間而遞減，這樣，原來權(quán)值較低的進程也可以有機會得到執(zhí)行（保證進程調(diào)度的“公正”性）。當所有進程的權(quán)值都減小到0時(注意：如果有線程采用下面將要提到的SCHED_FIFO或者，SCHED_RR調(diào)度策略，則不可能所有進程的權(quán)值都變成0，至少采用這兩種調(diào)度策略的進程的權(quán)值最少會保持1000)，系統(tǒng)就會重新計算一次所有進程的權(quán)值，再次重復上述調(diào)度過程。2：進程自己的調(diào)度策略：為適應不同的需要，LINUX內(nèi)核設(shè)計了三種不同的進程調(diào)度政策：SCHED_FIFO-適用于對時間性要求比較強，而且每次運行時所用的時間比較短，實時應用程序適合這種策略。 SCHED_RR-“RR”是 Round Robin（輪流）的意思，適合程序比較大，每次運行都需要花費很長時間的進程。 SCHED_OTHER-傳統(tǒng)的調(diào)度策略，適用于交互式得分時應用此外，各個進程可以通過系統(tǒng)調(diào)用sched_setscheduler()設(shè)置自己的調(diào)度策略。四：通過以上對LINUX進程調(diào)度策略的分析，可以得出這種調(diào)度策略不能保證實