7 月 4 日，一套修订后的补丁被提交至 Linux 内核的邮件列表中，该补丁为在 Linux 内核中以 Rust 作为辅助编程语言提供了支持，借助 Rust 可以提高 Linux 内核和内存的安全。...整套补丁包含 17 个子项，不光为 Linux 内核提供了初步的 Rust 支持，还提供了一个驱动实例，总共有超过 33000 行的新代码。...Rust for Linux 的启用现在已经达到了 33000 多行代码，之所以包含这么多代码的其中一个原因是目前在数据结构中包括了 Rust 的 "alloc" 标准库的一个子集，并在此基础上添加了一些内容...最终的目标是将内核需要的所有东西都放在上游的 "alloc" 中，并将其从内核树中删除。...这些新补丁的另一个变化是，在之前的版本中想要编译 Linux 内核需要使用 Rust 编译器的 nightly 版本，而现在内核可以用 Rust 编译器的 Beta 测试版和稳定版。
例如，假设在一个标准Linux系统上运行了一个实时任务（即使用了SCHED_FIFO调度策略），但是该系统有非常繁重的网络负载和I/O负载，那么系统可能一直处在中断处理状态而没有机会运行任何任务，这样实时任务将永远无法运行...中断线程化之后，中断将作为内核线程运行而且赋予不同的实时优先级，实时任务可以有比中断线程更高的优先级，这样，实时任务就可以作为最高优先级的执行单元来运行，即使在严重负载下仍有实时性保证。...，因为保持者无法得到运行而永远不能释放spinlock，而竞争者由于不能得到一个不可能释放的spinlock而永远自旋在那里。...架构移植主要涉及到以下几个方面： 1．中断线程化 中断线程化有两种做法，一种是利用IRQ子系统的代码，另一种是在架构相关的子树实现，前一种方法利用的是已有的中断线程化代码，因此移植时几乎不需要做什么工作...中断线程化后，在中断处理函数中失效中断不在需要，因为如果中断处理线程在中断失效后想得到spinlock时，将可能发生上下文切换，新的实时实现认为这种状况不应当发生将输出警告信息。
首先用户运行一个进程，在执行代码指令时因为中断，异常或者系统调用进如操作系统。...执行对应的方法时，如果是自定义方法，会返回到用户层面的代码，执行对应的方法。然后通过系统调用再次回到内核态。...CS寄存器中单独设置出两个比特位来记录是OS还是用户,这样就要区分了内核态和用户态。运行代码时就会检测当前权限与代码权限是否匹配，进而做到阻止用户直接访问。...而当我们调用系统调用（中断，异常）时，会改变状态，变成内核态，此时就可以调用系统调用 5 如何进行信号捕捉 今天我们来认识一个新的系统调用： NAME sigaction, rt_sigaction...会从内存进行读取，然后进行运算 g++ main main.cc -01 我们再次运行，却发现，进程不会结束了？！这是为什么！
软中断和tasklet这两个术语是息息相关的，因为tasklet是基于软中断实现的。事实上，出现在内核源代码中的软中断概念有时候指的就是这两个术语的统称。...软中断是静态分配好的（编译时），而tasklet是在运行时分配并初始化的（比如，加载内核模块的时候）。因为软中断的实现是可重入的，使用自旋锁保护它们的数据结构。所以软中断可以在多个CPU上并发运行。...但是，这种机制又引发了新的问题，__do_softirq()函数一次运行时间过长。...第一种策略就是正在执行软中断的时候忽略新的软中断。换言之，在执行do_softirq()函数的过程中，除了执行已经记录的挂起中的软中断之外，不会再检查是否还会发生软中断。...这肯定满足了网络开发者的需求，但是对系统的普通用户却造成了很大的干扰：如果网卡的数据包流非常频繁，或者软中断函数保持自激活，do_softirq()函数就永远不会返回，用户态的程序实际上无法正常工作。
如果进程 A 首先赋值，则它的赋值会被进程 B 覆盖，从而由 A分配的内存将丢失，从而永远不会返回到系统中。...当内核代码创建了一个可能和其他内核部分共享的对象时，该对象必须在还有其他组件引用自己时保持存在（并正确工作）。...当存在自旋锁时，等待执行忙循环的处理器做不了任何有用的工作。 只要考虑到并发问题，单处理器工作站在运行可抢占内核时其行为就类似于 SMP（对称多处理）。...但是，当中断例程在最初拥有锁的代码所在的处理器上运行时，会发生什么情况呢？在中断例程自旋时，非中断代码将没有任何机会来释放这个锁。处理器将永远自旋下去。...如果我们有一个自旋锁，它可以被运行在（硬件或软件）中断上下文中的代码获得，则必须使用某个禁止中断的 spin_lock 形式，因为使用其他的锁定函数迟早会导致系统死锁。
当处于可中断睡眠模式的任务接收到信号时，它需要处理该信号（除非它已被屏弊），离开之前正在处理的任务（此处需要清除代码），并将 -EINTR 返回给用户空间。...再一次，检查这些返回代码和采取适当操作的工作将由程序员完成。 因此，懒惰的程序员可能比较喜欢将进程置为不可中断模式的睡眠状态，因为信号不会唤醒这类任务。...一方面，您需要考虑一些细节，因为不这样做会在内核端和用户端引入 bug。另一方面，您可能会生成永远不会停止的进程（被阻塞且无法终止的进程）。...现在，我们在内核中实现了一种新的睡眠方法 Linux Kernel 2.6.25 引入了一种新的进程睡眠状态， 状态 描述 TASK_KILLABLE 当进程处于这种可以终止的新睡眠状态中，它的运行原理类似于...但是较新的内核代码中，进程描述符task_struct结构中没有直接指向thread_info结构的指针，而是用一个void指针类型的成员表示，然后通过类型转换来访问thread_info结构。
二、中断线程化 中断线程化是实现Linux实时性的一个重要步骤，在Linux标准内核中，中断是最高优先级的执行单元，不管内核当时处理什么，只要有中断事件，系统将立即响应该事件并执行相应的中断处理代码，除非当时中断关闭...中断线程化之后，中断将作为内核线程运行而且赋予不同的实时优先级，实时任务可以有比中断线程更高的优先级，这样，实时任务就可以作为最高优先级的执行单元来运行，即使在严重负载下仍有实时性保证。...，因为保持者无法得到运行而永远不能释放spinlock，而竞争者由于不能得到一个不可能释放的spinlock而永远自旋在那里。...架构移植主要涉及到以下几个方面： 1．中断线程化 中断线程化有两种做法，一种是利用IRQ子系统的代码，另一种是在架构相关的子树实现，前一种方法利用的是已有的中断线程化代码，因此移植时几乎不需要做什么工作...中断线程化后，在中断处理函数中失效中断不在需要，因为如果中断处理线程在中断失效后想得到spinlock时，将可能发生上下文切换，新的实时实现认为这种状况不应当发生将输出警告信息。
消息队列（message queue） ：消息队列是消息的链接表，它克服了上两种通信方式中信号量有限的缺点，具有写权限的进程可以按照一定的规则向消息队列中添加新信息；对消息队列有读权限的进程则可以从消息队列中读取信息...上下文切换只能在内核模式下发生！操作系统层面线程状态：初始状态、可运行状态、运行状态、休眠状态和终止状态。初始状态：指的是线程已经被创建，但是还不允许分配 CPU 执行。...休眠状态：运行状态的线程如果调用一个阻塞的 API（例如以阻塞方式读文件）或者等待某个事件（例如条件变量），那么线程的状态就会转换到休眠状态，同时释放 CPU 使用权，休眠状态的线程永远没有机会获得 CPU...这三种状态永远没有CPU的使用权！Java线程中的 RUNNABLE 状态，在操作系统中分为：可运行（就绪）状态、运行状态。...interrupt()： 将线程的中断标志位设置为true，不会停止线程isInterrupted(): 判断当前线程的中断标志位是否为true，不会清除中断标志位Thread.interrupted(
Secure monitor架构的增加意味着单个物理内核可以执行来自正常世界和安全世界的代码,每个世界都可以让步或调用另一个世界，尽管这取决于可以配置为只能由安全世界访问的产生中断的外围设备的可用性。...如果内核使用安全内存访问来尝试读取包，它不会命中缓存中已经存在的非安全数据。 如果你是普通世界的程序员，一般来说，你可以忽略安全世界中发生的事情，因为它的操作对你是隐藏的。...EL3 使用 AArch64 时，EL3 级别用于执行负责在 Non-secure 状态和 Secure 状态之间切换的代码。...这允许将来自 AArch32 32 位架构的安全端代码用于具有 64 位操作系统或在非安全端运行的管理程序的系统中。...完整的操作系统在正常世界中运行，并且能够使用 SMC 指令访问安全服务。 通过这种方式，普通世界可以访问服务功能，而不会冒将密钥材料或其他受保护数据等安全资产暴露于普通世界中执行的任意代码的风险。
在这种情况下，tickslock永远不会被释放：只有sys_sleep可以释放它，但是sys_sleep直到clockintr返回前不能继续运行。...所以CPU会死锁，任何需要锁的代码也会冻结。 为了避免这种情况，如果一个自旋锁被中断处理程序所使用，那么CPU必须保证在启用中断的情况下永远不能持有该锁。...当CPU未持有自旋锁时，xv6重新启用中断； 它必须做一些记录来处理嵌套的临界区域。...持有自旋锁时让步是非法的，因为如果第二个线程试图获取自旋锁，就可能导致死锁：因为acquire不会让出CPU，第二个线程的自旋可能会阻止第一个线程运行并释放锁。...这似乎会给调用kalloc的内核代码带来问题；你希望看到什么症状？当你运行xv6时，你看到这些症状了吗？运行usertests时呢？如果你没有看到问题是为什么呢？
线程（Thread） 一个进程可以由多个线程的执行单元组成，每个线程都运行在进程的上下文中，并共享同样的代码和全局数据。...Stopped——进程被挂起（suspend），且不会被调度。当收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN或者SIGTTOU信号时，进程停止，直到收到SIGCONT信号，进程再次开始运行。...也可以选择性阻塞接收某个信号，信号被阻塞时仍可以发送，但产生的待处理信号不会被接收，直到进程取消对这种信号的阻塞。...当目的进程正在执行信号k的处理程序时是阻塞的，当发送两个信号k，仅第一个信号k会变成待处理，第二个则直接被丢弃，不会排队等待。 系统调用可以被中断。...像read、wait和accept调用过程会阻塞进程的称谓慢速系统调用，当捕获到一个信号时，被中断的慢速系统调用在信号处理返回时不再继续，而是立即返回用户一个错误条件，并将errno设置为EINTR。
因此，如果想增加对新 SoC 的支持，则必须修改这些标准，给那些特殊的硬件添加“绑定”。...但是，经过了很长一段时间的调试之后（最后我添加了代码，在显示帧缓冲区时使用不同颜色绘制出 Linux 内核的引导过程，作为另一种反馈机制），我们终于证实了 Linux 其实在继续引导，通过了所有汇编代码...我们可以认为，普通内存（即RAM）以某些合理的方式运行，例如在写入数据后再读取，则永远会返回写入的数据。...我们添加了一个新的变种，能特别低指定请求 non-posted 内存映射。...此时不会有任何事情发生，驱动程序也不会发送任何数据。我们必须让驱动程序在数据可以发送到设备时，“立即”处理传输缓冲区，因为只有第一批数据发送之后才会引发中断触发，从而请求更多数据。
也不允许用户模式中的进程直接引用地址空间中内核区内的代码和数据。运行应用程序代码的进程初始时是在用户模式中。进程从用户模式变为内核模式的唯一方法是通过注入中断、故障或者陷入系统调用这样的异常。...当内核选择一个新的进程运行时，即内核调度了这个进程。...alarm函数安排内核在secs后发送一个SIGALRM信号给调用进程，如果secs=0，则不会调度安排新的闹钟（alarm）。...这会导致作业列表出现一个不正确的条目，对应于一个不再存在而且永远也不会被删除的作业。另一方面，也有一些交错，事件按照正确的顺序发生。...eg：如果在fork调用返回时，内核刚好调度父进程而不是子进程运行，那么父进程就会正确地把子进程添加到作业列表中，然后子进程终止，信号处理函数把该作业从列表中删除。
最后，uservec在从用户空间（kernel/trampoline.S:70）进入内核时恢复保存的tp。编译器保证永远不会使用tp寄存器。...当P在第9行和第10行之间时，V在另一个CPU上运行：它将s->count更改为非零，并调用wakeup，这样就不会发现进程处于休眠状态，因此不会执行任何操作。...除非我们运气好，生产者再次呼叫V，否则消费者将永远等待，即使count为非零。 这个问题的根源是V在错误的时刻运行，违反了P仅在s->count==0时才休眠的不变量。...原始Unix内核的sleep只是禁用了中断，这就足够了，因为Unix运行在单CPU系统上。因为xv6在多处理器上运行，所以它为sleep添加了一个显式锁。FreeBSD的msleep采用了同样的方法。...这可能比正常情况要晚一点（例如，当virtio驱动程序返回受害者正在等待的磁盘块时）或永远不会发生（例如，如果受害者正在等待来自控制台的输入，但用户没有键入任何输入）。
线程永远不会运行在多个CPU核上，线程要么运行在一个CPU核上，要么就没有运行。...但是永远也不会两者同时运行。...用户进程的pre-emptive scheduling能工作的原因是，用户进程运行时，中断总是打开的。XV6会确保返回到用户空间时，中断是打开的。这意味着当代码在用户空间执行时，定时器中断总是能发生。...在内核中会更加复杂点，因为内核中偶尔会关闭中断，比如当获取锁的时候，中断会被关闭，只有当锁被释放之后中断才会重新打开，所以如果内核中有一些bug导致内核关闭中断之后再也没有打开中断，同时内核中的代码永远也不会释放...我们相信XV6中不会有关闭中断然后还死循环的代码。 我的问题是，定时器中断是来自于某个硬件，如果硬件出现故障了呢？ 那你的电脑坏了，你要买个新电脑了。
() } 在启动时不打开中断 在操作系统初始化的过程中是不应该有中断的。所以，我们删去之前设置「开启中断」的代码。...内核栈 需求： 内核栈只会在中断时使用，而中断结束后就不再使用 只需要实现一个共用的内核栈就可以了 每个线程都需要能够在中断时第一时间找到内核栈的地址 我们将内核栈的地址存放到内核态使用的特权寄存器 sscratch...中 解决方案： 预留一段空间作为内核栈 运行线程时，在 sscratch 寄存器中保存内核栈指针 如果线程遇到中断，则从将 Context 压入 sscratch 指向的栈中（Context 的地址为...sscratch - size_of::()），同时用新的栈地址来替换 sp（此时 sp 也会被复制到 a0 作为 handle_interrupt 的参数） ，这一部分代码可以参考之前的 asm 从中断中返回时...用户态的线程出现中断时，因为用户栈无法保证可用性，中断处理流程必须在内核栈上进行。 //! 所以我们创建一个公用的内核栈，即当发生中断时，会将 Context 写到内核栈顶。 //! //!
当有新的任务添加到工作队列中时，工作者线程会自动从队列中取出任务并执行。工作者线程通常是由内核创建的，其数量可以根据系统负载情况进行调整。当任务数量增加时，可以增加工作者线程的数量以加快任务处理速度。...为了提高效率，Linux 内核还可以在运行时动态地调整线程池中工作者线程的数量。当系统负载较高时，内核会增加线程池中的线程数量，以处理更多的任务。...因此，在编写使用工作者线程的内核代码时，需要注意任务之间的依赖关系，并确保它们能够正确地、无序地执行。...最后，在清理模块时，通过调用flush_workqueue函数来确保所有任务都已经被执行完毕，然后再删除工作队列。当这个内核模块加载到内核中时，它会自动运行并执行其中的代码。...内核版本问题：Workqueue的实现可能因Linux内核版本的不同而有所不同。因此，应用程序需要考虑自己所运行的内核版本，并相应地编写代码。
而linux在缺页异常的处理代码中试图分配内存时，又可能由于系统内存紧缺而分配失败，导致进程进入睡眠； 2、代码执行过程中硬件产生中断，linux进入中断处理程序而搁置当前进程。...而中断处理程序的处理过程中又可能发生新的硬件中断，中断永远嵌套不止……； 等等…… 而像linux这样号称实现了“实时”的通用操作系统，其实只是实现了“软实时”，即尽可能地满足进程的实时需求。...而进程的优先级则是通过以上两个系统调用在设置调度参数时指定的。 对于实时进程，内核不会试图调整其优先级。因为进程实时与否？有多实时？...随着进程在CPU上运行，其优先级被不断调低，以便其他优先级较低的进程得到运行机会； 后一种方式有更小的调度粒度，并且将“公平性”与“动态调整优先级”两件事情合而为一，大大简化了内核调度程序的代码。...进程运行在内核态时（比如正在执行系统调用、正处于异常处理函数中），是不允许抢占的。
将很多成员重置 设置状态为TASK_UNINTERRUPTIBLE保证不会被运行 调用copy_flags以更新task_struct的flags成员 调用get_pid获取新的pid 根据参数标识，...4.3 内核抢占 大部分Unix其他变体和大部分操作系统，不支持内核抢占，内核代码需要一直执行直到完成 2.6版本内核中，添加了内核抢占。...： 从中断处理程序返回内核空间时 当内核代码再一次具有可抢占性时 内核中的任务显示调用schedule 内核中的任务阻塞 5....中断处理程序 响应特定中断时，会执行的函数为中断处理程序或中断服务例程 中断处理程序是设备驱动程序的一部分，设备驱动程序是用于对设备进行管理的内核代码 与内核函数的区别：中断处理程序是被内核调用来响应中断的...，提供能够禁止中断系统或屏蔽中断线的功能 相关代码在, 中 中断控制的根源是提供同步，通过禁止中断，确保中断程序不会抢占当前代码，也可以禁止内核抢占 禁止和激活当前处理器中断：local_irq_disable
我们希望它们能发挥作用，同时希望永远不要意识到它们的存在。但有时，我们不得不这样做，因为最终每一项基础设施都需要维护。 内核与此类似。...这些内核异步代码片段通常被称为“内务管理”工作。其中一些可以与特定的 CPU 绑定，另一些则可以解除绑定，因此可以在任何 CPU 上执行。...现在，如果多面手用户的工作负载不会因内核管理而产生负担，一些更专业的需求显然可能会受到干扰。对于需要整个 CPU 时间且不能容忍任何时钟周期被占用的处理任务，情况正是如此。...虽然很快，但这些中断仍然会占用一些 CPU 周期，并会破坏 CPU 缓存，导致在中断后恢复用户任务时丢失缓存。因此，我们希望节省这些工作负载的时间。...这就是 CONFIG_NO_HZ_IDLE（以前称为 CONFIG_NO_HZ: https://lwn.net/Articles/223185/）被引入内核的原因，它在进入空闲状态时停止周期性中断，并在退出空闲状态时重新启动
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