bytex的博客

主要数据结构

struct tasklet_head
{
 struct tasklet_struct *list;
};

struct tasklet_struct
{
 struct tasklet_struct *next;
 unsigned long state;
 atomic_t count;
 void (*func)(unsigned long);
 unsigned long data;
};

tasklet 是在 softirq 的基础上实现的，基于HI_SOFTIRQ（软中断0） 和 TASKLET_SOFTIRQ(软中断5)。
这两个tasklet只是在优先级上有区别。
在初始化的时候，对应的HI_SOFTIRQ 和 TASKLET_SOFTIRQ 的 action分别被设置为 tasklet_hi_action() 和 tasklet_action()。

tasklet 和 高优先级tasklet 分别存放在 PER_CPU  变量 tasklet_vec 和 tasklet_hi_vec 中，类型为 struct tasklet_head.

对于每一个CPU，维护一个tasklet的链表，如下图所示：

                               &

主要数据结构：

struct softirq_action
{
 void (*action)(struct softirq_action *);
 void *data;
};

软中断使用 struct softirq_action 来表示。
所有的软中断在数组 softirq_vec 中, 该数组有32项，也就是说最多支持32个软中断。
数组的下标即为软中断的优先级，0最高，31最低。
当前linux只使用了6个：
0 - HI_SOFTIRQ
1 - TIMER_SOFTIRQ
2 - NET_TX_SOFTIRQ
3 - NET_RX_SOFTIRQ
4 - SCSI_SOFTIRQ
5 - TASKLET_SOFTIRQ

其中0 和 5 用于tasklet

如图所示:
                           
                                        

主要数据结构

struct input_dev {

 void *private;

 const char *name;
 const char *phys;
 const char *uniq;
 struct input_id id;

 unsigned long evbit[NBITS(EV_MAX)];
 unsigned long keybit[NBITS(KEY_MAX)];
 unsigned long relbit[NBITS(REL_MAX)];
 unsigned long absbit[NBITS(ABS_MAX)];
 unsigned long mscbit[NBITS(MSC_MAX)];
 unsigned long ledbit[NBITS(LED_MAX)];
 unsigned long sndbit[NBITS(SND_MAX)];
 unsigned long ffbit[NBITS(FF_MAX)];
 unsigned long swbit[NBITS(SW_MAX)];

 unsigned int keycodemax;
 unsigned int keycodesize;
 void *keycode;
 int (*setkeycode)(struct input_dev *dev, int scancode, int keycode);
 int (*getkeycode)(struct input_dev *dev, int scancode, int *keycode);

 struct ff_device *ff;

 unsigned int repeat_key;
 struct time

另外，对于Linux，可以将多个文件系统 mount 到同一个目录上，这样的话， 新 mount 的文件系统会覆盖原来mount的文件系统。
比如我们再把一个 '/dve/hdb2' 的设备 mount 到 '/home/xpl'  目录下，
这样，如果我们访问 '/home/xpl' 的时候，就会访问到 '/dev/hdb2'
当新mount的文件系统被 unmount 之后，原来被覆盖的文件系统就会再次显露出来了。

这个过程的之所以是这样的，是因为在路径查找的时候，如果发现要查找的目录上mount了 文件系统（其dentry的d_mounted 不为0），会切换文件系统。
比如我们上面的例子，当路径查找 '/home/xpl' 的时候，当查找到根文件系统的目录 'xpl' 的dentry时，发现有一个文件系统已经mount到这个目录上，就会切换文件系统，进而找到 '/dev/hdb1' 的根目录的 dentry
这样，路径查找'/home/xpl' 返回的时候，返回的是 '/dve/hdb1' 根目录的 dentry

这样，在我们 mount 第二个文件系统 '/dev/hdb2' 的时候，其mountpoint 就是 '/dev/hdb1' 的根目录的 dentry。
这个过程如下图所示：

找到了要 mount 的目录，下面就开始实际的mount过程
mount的过程就是把设备的文件系统加入到 vfs 框架中
1. 首先，要mount一个新的设备，需要创建一个新的 super block。
 这通过要mount的文件系统的 file_system_type， 调用其 get_sb 方法来创建一个新的 super block

2. 对于任何一个 mount 的文件系统，都要有一个 vfsmount， 创建这个vfsmount， 并设置好其属性（就是 vfsmount 中的各个成员）

3. 将创建好的 vfsmount 加入到系统中。

整个过程如下所示：
                                                                             
      

mount 文件系统

主要数据结构：

struct namespace {
 atomic_t  count;  
 struct vfsmount * root; 
 struct list_head list; 
 struct rw_semaphore sem; 
};

struct vfsmount
{
 struct list_head mnt_hash;  
 struct vfsmount *mnt_parent; 
 struct dentry *mnt_mountpoint; 
 struct dentry *mnt_root;  
 struct super_block *mnt_sb;  
 struct list_head mnt_mounts; 
 struct list_head mnt_child;  
 atomic_t mnt_count;    
 int mnt_flags;     
 int mnt_expiry_mark;   
 char *mnt_devname;    
 struct list_head mnt_list;  
 struct list_head mnt_fslink; 
 

前面我们介绍了高速缓存的基本概念,下面我们将介绍它和memory中的页框是如何关联到一起的.

slab alloctor是通过buddy alloctor来申请页框的.
这在 kmem_cache_alloc() 中,通过调用kmem_getpages();而kmem_getpages()又会相应的调用alloc_pages().

当一个页框被分配给slab之后,page->flag 中的 PG_slab会被置位.同时,该page描述符的lru会分别指向相应的cache和slab, 如下图所示:

                
 
                                                           
                    &n

主要数据结构:

struct kmem_cache_s {

 struct array_cache *array[NR_CPUS];
 unsigned int  batchcount;
 unsigned int  limit;

 struct kmem_list3 lists;
 
 unsigned int  objsize;
 unsigned int   flags; 
 unsigned int  num; 
 unsigned int  free_limit;
 spinlock_t  spinlock;

 
 unsigned int  gfporder;

 
 unsigned int  gfpflags;

 size_t   colour;  
 unsigned int  colour_off; 
 unsigned int  colour_next; 
 kmem_cache_t  *slabp_cache;
 unsigned int  slab_size;
 unsigned int  dflags;  

 
 void (*ctor)(voi

Char Device Driver

相关数据结构：

struct cdev {
 struct kobject kobj;
 struct module *owner;
 const struct file_operations *ops;
 struct list_head list;
 dev_t dev;
 unsigned int count;
};

struct kobj_map {
 struct probe {
  struct probe *next;
  dev_t dev;
  unsigned long range;
  struct module *owner;
  kobj_probe_t *get;
  int (*lock)(dev_t, void *);
  void *data;
 } *probes[255];
 struct mutex *lock;
};

static struct char_device_struct {
 struct char_device_struct *next;
 unsigned int major;
 unsigned int baseminor;
 int minorct;
 char name[64];
 struct file_operations *fops;
 struct cdev *cdev;  
}

6. 切换数据

        在 arch/arm/kernel/head-common.S 中:

00014:  .type __switch_data, %object
00015: __switch_data:
00016:  .long __mmap_switched
00017:  .long __data_loc   @ r4
00018:  .long __data_start   @ r5
00019:  .long __bss_start   @ r6
00020:  .long _end    @ r7
00021:  .long processor_id   @ r4
00022:  .long __machine_arch_type  @ r5
00023:  .long cr_alignment   @ r6
00024:  .long init_thread_union + THREAD_START_SP @ sp
00025:
00026:
00034:  .type __mmap_switched, %function
00035: __mmap_switched:
00036:  adr r3, __switch_data + 4
00037:
00038:  ldmia r3!, {r4, r5, r6, r7}