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<meta name="generator" content=
"HTML Tidy for Linux (vers 7 December 2008), see www.w3.org">
<meta name="GENERATOR" content="LinuxDoc-Tools 0.9.65">
<title>Guide pratique d'analyse du noyau (version française
du KernelAnalysis HOWTO)</title>
</head>
<body>
<h1>Guide pratique d'analyse du noyau (version française du
<em>KernelAnalysis HOWTO</em>)</h1>
<h2>Roberto Arcomano berto_CHEZ_bertolinux_POINT_com</h2>
Version : 0.7.fr.1.0 du 28 juin 2004
<hr>
<em>Ce document essaye d'expliquer quelques choses au sujet du
noyau de Linux, tel que les composants les plus importants, comment
ils fonctionnent, etc... Ce guide pratique devrait aider le lecteur
à éviter de devoir passer en revue tous les fichiers
source du noyau pour rechercher la "bonne fonction",
déclaration, et définition, et puis les lier les unes
les autres. Vous pouvez trouver la dernière version
originale de ce document à <a href=
"http://www.bertolinux.com">http://www.bertolinux.com</a>. Si vous
avez des suggestions pour améliorer ce document, veuillez
soumettre vos idées en anglais à mon adresse:
<a href="mailto:berto%20CHEZ%20bertolinux%20POINT%20com">berto CHEZ
bertolinux POINT com</a>. La dernière version
française: <a href=
"http://www.traduc.org">http://www.traduc.org</a>. Les corrections
de la version française sont les bienvenues, veuillez en
informer l'auteur sur son site ou sur <a href=
"http://www.traduc.org">http://www.traduc.org</a>.</em>
<hr>
<h2><a name="s1">1. Introduction</a></h2>
<h2><a name="ss1.1">1.1 Version française</a></h2>
<p>La version française de ce guide pratique a
été réalisée le 28 juin 2004 par
Patrick Trauquesegue.</p>
<h2><a name="ss1.2">1.2 Introduction</a></h2>
<p>Ce guide pratique essaye de définir comment les parties
du Noyau Linux fonctionnent, ce que sont les principales fonctions
et structures de données utilisées, et comment la
"roue tourne". Vous pouvez trouver la dernière version de ce
document à <a href=
"http://www.bertolinux.com">http://www.bertolinux.com</a>. Si vous
avez des suggestions pour améliorer ce document, veuillez
soumettre vos idées en anglais à mon adresse:
<a href="mailto:berto%20CHEZ%20bertolinux%20POINT%20com">berto CHEZ
bertolinux POINT com</a>. Le code utilisé dans ce document
se rapporte à la version 2.4.x de noyau de Linux, qui est la
dernière version stable du noyau au moment d'écrire
ce guide pratique.</p>
<h2><a name="ss1.3">1.3 Copyright</a></h2>
<p>Copyright (C) 2000,2001,2002 Roberto Arcomano, traduction
Patrick Trauquesegues. Ce document est libre; vous pouvez le
redistribuer et/ou le modifier selon les termes de la Licence
Publique Générale GNU telle que publiée par la
Free Software Foundation (fondation pour le logiciel libre);
licence version 2, ou (à votre choix) toute version
postérieure. Ce document est distribué dans l'espoir
qu'il sera utile, mais SANS AUCUNE GARANTIE; sans même de
garantie implicite de VALEUR MARCHANDE ou d'UTILISATION POUR UN BUT
PARTICULIER. Voyez la Licence Publique Générale GNU
pour plus de détails. Vous pouvez obtenir une copie de la
GNU GPL <a href="http://www.gnu.org/copyleft/gpl.html">ici</a>.</p>
<h2><a name="ss1.4">1.4 Traductions</a></h2>
<p>Si vous voulez traduire ce document vous êtes libre de le
faire. Cependant, vous aurez besoin de ce qui suit:</p>
<ol>
<li>Vérifiez qu'une autre version du document n'existe pas
déjà à votre LDP local</li>
<li>Maintenez toutes les sections 'Introduction' (y compris
'Introduction', 'copyright', 'Traductions', 'Remerciements')</li>
</ol>
<p>Avertissement! Vous ne devez pas traduire de fichier TXT ou
HTML, vous devez modifier le dossier de LYX (Ndt: ou SGML), de
sorte qu'il soit possible de le convertir dans tous autres formats
(TXT, HTML, RIFF (RTF?), etc...): pour le faire vous pouvez
utiliser l'application "LyX" à téléchargez sur
<a href="http://www.lyx.org">http://www.lyx.org</a>.</p>
<p>Aucun besoin de me demander de traduire! Vous juste devez me
faire connaître (si vous voulez) votre traduction.</p>
<p>Merci de votre traduction!</p>
<h2><a name="ss1.5">1.5 Remerciements</a></h2>
<p>Merci à <a href="http://www.tldp.org">Linux Documentation
Project</a> pour publier et télécharger rapidement
mon document.</p>
<p>Merci à Klaas de Waal pour ses suggestions.</p>
<h2><a name="s2">2. Syntaxe utilisée</a></h2>
<h2><a name="ss2.1">2.1 Syntaxe de Fonction</a></h2>
<p>Quand nous parlons d'une fonction, nous écrivons:</p>
<pre>
"nom_de_function [ fichier emplacement . extension ]"
</pre>
<p>Par exemple:</p>
<pre>
"schedule [kernel/sched.c]"
</pre>
<p>nous dit que nous parlons de</p>
<p>"schedule"</p>
<p>function accessible depuis le fichier</p>
<p>[ kernel/sched.c ]</p>
<p>Note: Nous supposons /usr/src/linux comme racine du dossier.</p>
<h2><a name="ss2.2">2.2 Indentation</a></h2>
<p>L'indentation du code source est de 3 caractères
blancs.</p>
<h2><a name="ss2.3">2.3 Analyse d'InterCallings</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>Nous utilisons l'analyse d'"InterCallings" (ICA) pour voir (de
manière indentée) comment les fonctions du noyau
s'appellent les unes les autres.</p>
<p>Par exemple, la commande de sleep_on est décrite ainsi
dans ICA:</p>
<pre>
|sleep_on
|init_waitqueue_entry --
|__add_wait_queue | enqueuing request
|list_add |
|__list_add --
|schedule --- waiting for request to be executed
|__remove_wait_queue --
|list_del | dequeuing request
|__list_del --
sleep_on ICA
</pre>
<p>L'ICA indenté est suivi par les fonctions
d'emplacement:</p>
<ul>
<li>sleep_on [kernel/sched.c]</li>
<li>init_waitqueue_entry [include/linux/wait.h]</li>
<li>__add_wait_queue</li>
<li>list_add [include/linux/list.h]</li>
<li>__list_add</li>
<li>schedule [kernel/sched.c]</li>
<li>__remove_wait_queue [include/linux/wait.h]</li>
<li>list_del [include/linux/list.h]</li>
<li>__list_del</li>
</ul>
<p>Note: Nous n'indiquons plus l'emplacement du dossier, s'il est
indiqué juste avant.</p>
<h3>Détails</h3>
<p>Dans un ICA une telle ligne ressemble à ce qui suit</p>
<pre>
function1 -> function2
</pre>
<p>signifie que < function1 > est un pointeur
générique vers une autre fonction. Dans ce cas <
function1 > pointe vers < function2 >.</p>
<p>Quand nous écrivons:</p>
<pre>
function:
</pre>
<p>ça signifie que < fonction > n'est pas une vraie
fonction. C'est une étiquette/un label (typiquement
étiquette/label d'assembleur).</p>
<p>Dans beaucoup de sections nous pouvons reporter un code ''C'' ou
un ''pseudo-code''. Dans de vrais fichiers source, vous pourriez
utiliser code ''assembleur'' ou ''non structuré de ''. Cette
différence est à but d'étude.</p>
<h3>POUR l'usage d'ICA</h3>
<p>Les avantages d'utiliser ICA (Analyse d'InterCallings) sont
nombreux:</p>
<ul>
<li>Vous obtenez une vue d'ensemble de ce qui se produit quand vous
appelez une fonction du noyau.</li>
<li>L'emplacement des Fonctions est indiqué après la
fonction, ainsi ICA pourrait aussi un peu être appelé
"référence des fonctions"</li>
<li>L'analyse d'InterCallings (ICA) est utile dans des
mécanismes de sleep/awake (sommeil/éveillé),
où nous pouvons voir ce que nous faisons avant le sommeil,
l'action propre au sommeil, et ce que nous feront après
réveil (après programme).</li>
</ul>
<h3>CONTRE l'usage d'ICA</h3>
<ul>
<li>Certains des inconvénients d'utiliser ICA sont
énumérés ci-dessous: Some of the disadvantages
of using ICA are listed below:</li>
</ul>
<p>Comme tous les modèles théoriques, nous
simplifions la réalité évitant beaucoup de
détails, comme le vrai code source et les conditions
spéciales.</p>
<ul>
<li>Additional diagrams should be added to better represent stack
conditions, data values, etc.. Des diagrammes additionnels
devraient être ajoutés pour mieux représenter
les états de pile, valeurs de données, etc...</li>
</ul>
<h2><a name="s3">3. Fondamentaux</a></h2>
<h2><a name="ss3.1">3.1 Qu'est-ce que noyau?</a></h2>
<p>Le noyau est le "coeur" de n'importe quel système
informatique: c'est le "logiciel" qui permet aux utilisateurs de
partager des ressources de informatique.</p>
<p>On peut penser le noyau comme le logiciel principal du SE
(Système d'Exploitation ou OS pour Operating System en
anglais), qui peut également inclure la gestion de
graphiques.</p>
<p>Par exemple, sous Linux (comme d'autres Unix), l'environnement
de XWindow n'appartient pas au noyau, parce qu'il contrôle
seulement des opérations graphiques (il utilise l' E/S du
Mode Utilisateur pour accéder à la carte
vidéo).</p>
<p>Par contre, les environnements de Windows (Win9x, WinME, WinNT,
Win2K, WinXP, etc...) sont un mélange entre environnement
graphique et noyau.</p>
<h2><a name="ss3.2">3.2 Quelle est la différence entre Mode
Utilisateur et Mode Noyau?</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>Il y a quelques années, quand les ordinateurs
étaient aussi grands qu'une pièce, les applications
utilisateur tournaient avec beaucoup de difficulté et,
parfois, faisaient planter l'ordinateur.</p>
<h3>Modes Opérationnel</h3>
<p>Pour éviter d'avoir des applications qui plantent
constamment, les nouveaux SE ont été conçus
avec 2 modes opérationnels:</p>
<ol>
<li>Mode Noyau: la machine fonctionne avec une structure de
données critique, matériel direct
(entrée/sortie ou mémoire tracée),
mémoire directe, IRQ, DMA, etc...</li>
<li>Mode Utilisateur: les utilisateurs peuvent faire tourner des
applications.</li>
</ol>
<pre>
| Applications /|\
| ______________ |
| | User Mode | |
| ______________ |
| | |
Implementation | _______ _______ | Abstraction
Detail | | Kernel Mode | |
| _______________ |
| | |
| | |
| | |
\|/ Hardware |
</pre>
<p>Le Mode Noyau "empêche" les applications de Mode
Utilisateur d'endommager le système ou ses dispositifs.</p>
<p>Les microprocesseurs modernes implémentent dans le
matériel au moins 2 états différents. Par
exemple sous Intel, 4 états déterminent le PL (niveau
de privilège). Il est possible d'utiliser 0.1.2.3
états, avec 0 utilisé pour le Mode Noyau.</p>
<p>Le SE Unix requiert seulement 2 niveaux de privilège, et
nous utiliserons un tel paradigme comme point de
référence.</p>
<h2><a name="ss3.3">3.3 Commutation du Mode Utilisateur au Mode
Noyau</a></h2>
<h3>Quand commutons-nous?</h3>
<p>Une fois que nous avons compris qu'il y a 2 modes
différents, nous devons savoir quand nous passons de l'un
à l'autre.</p>
<p>Typiquement, il y a 2 points de commutation:</p>
<ol>
<li>Quand on appelle un Appel Système: après avoir
appelé un Appel Système, la Tâche appelle
volontairement des des bouts de code résidant en Mode
Noyau.</li>
<li>Quand une IRQ (ou exception) arrive: après l'IRQ un
gestionnaire d'IRQ (ou gestionnaire d'exception) est appelé,
alors le contrôle revient à la Tâche qui a
été interrompue comme si rien ne s'était
passé.</li>
</ol>
<h3>Appels Système</h3>
<p>Les Appels Système sont comme des fonctions
spéciales qui gèrent les routines du SE qui
résident en Mode Noyau.</p>
<p>Un Appel Système peut être appelé quand
nous:</p>
<ul>
<li>accédons à une unité d'E/S ou à un
fichier (comme lecture ou écriture)</li>
<li>devons accéder à une information
privilégiée (comme le pid, en changeant la politique
de programmation (changing scheduling policy) ou une autre
information)</li>
<li>devons changer le contexte d'exécution (comme bifurquer
ou exécuter une autre application)</li>
<li>devons exécuter une commande particulière (comme
''chdir'', ''kill", ''brk'', ou ''signal'')</li>
</ul>
<pre>
| |
------->| System Call i | (Accessing Devices)
| | | | [sys_read()] |
| ... | | | |
| system_call(i) |-------- | |
| [read()] | | |
| ... | | |
| system_call(j) |-------- | |
| [get_pid()] | | | |
| ... | ------->| System Call j | (Accessing kernel data structures)
| | | [sys_getpid()]|
| |
USER MODE KERNEL MODE
Unix System Calls Working
</pre>
<p>Les Appels Système sont presque la seule interface
utilisée par le Mode Utilisateur pour dialoguer avec des
ressources de bas niveau (matériel). La seule exception
à cette règle est quand un processus utilise l'Appel
Système ''ioperm''. Dans ce cas le processus en Mode
Utilisateur peut accéder directement à un
périphérique (les IRQs ne peuvent pas être
utilisées).</p>
<p>NOTE: Toutes les fonctions ''C'' ne sont pas des Appels
Système, seulement certaines d'entre-elles.</p>
<p>Ci-dessous une liste d'Appels Système du noyau 2,4,17 de
Linux, de [ arch/i386/kernel/entry.S ]</p>
<pre>
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* 0 - old "setup()" system call*/
.long SYMBOL_NAME(sys_exit)
.long SYMBOL_NAME(sys_fork)
.long SYMBOL_NAME(sys_read)
.long SYMBOL_NAME(sys_write)
.long SYMBOL_NAME(sys_open) /* 5 */
.long SYMBOL_NAME(sys_close)
.long SYMBOL_NAME(sys_waitpid)
.long SYMBOL_NAME(sys_creat)
.long SYMBOL_NAME(sys_link)
.long SYMBOL_NAME(sys_unlink) /* 10 */
.long SYMBOL_NAME(sys_execve)
.long SYMBOL_NAME(sys_chdir)
.long SYMBOL_NAME(sys_time)
.long SYMBOL_NAME(sys_mknod)
.long SYMBOL_NAME(sys_chmod) /* 15 */
.long SYMBOL_NAME(sys_lchown16)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old break syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_stat)
.long SYMBOL_NAME(sys_lseek)
.long SYMBOL_NAME(sys_getpid) /* 20 */
.long SYMBOL_NAME(sys_mount)
.long SYMBOL_NAME(sys_oldumount)
.long SYMBOL_NAME(sys_setuid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_getuid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_stime) /* 25 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ptrace)
.long SYMBOL_NAME(sys_alarm)
.long SYMBOL_NAME(sys_fstat)
.long SYMBOL_NAME(sys_pause)
.long SYMBOL_NAME(sys_utime) /* 30 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old stty syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old gtty syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_access)
.long SYMBOL_NAME(sys_nice)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* 35 */ /* old ftime syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_sync)
.long SYMBOL_NAME(sys_kill)
.long SYMBOL_NAME(sys_rename)
.long SYMBOL_NAME(sys_mkdir)
.long SYMBOL_NAME(sys_rmdir) /* 40 */
.long SYMBOL_NAME(sys_dup)
.long SYMBOL_NAME(sys_pipe)
.long SYMBOL_NAME(sys_times)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old prof syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_brk) /* 45 */
.long SYMBOL_NAME(sys_setgid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_getgid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_signal)
.long SYMBOL_NAME(sys_geteuid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_getegid16) /* 50 */
.long SYMBOL_NAME(sys_acct)
.long SYMBOL_NAME(sys_umount) /* recycled never used phys() */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old lock syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_ioctl)
.long SYMBOL_NAME(sys_fcntl) /* 55 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old mpx syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_setpgid)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old ulimit syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_olduname)
.long SYMBOL_NAME(sys_umask) /* 60 */
.long SYMBOL_NAME(sys_chroot)
.long SYMBOL_NAME(sys_ustat)
.long SYMBOL_NAME(sys_dup2)
.long SYMBOL_NAME(sys_getppid)
.long SYMBOL_NAME(sys_getpgrp) /* 65 */
.long SYMBOL_NAME(sys_setsid)
.long SYMBOL_NAME(sys_sigaction)
.long SYMBOL_NAME(sys_sgetmask)
.long SYMBOL_NAME(sys_ssetmask)
.long SYMBOL_NAME(sys_setreuid16) /* 70 */
.long SYMBOL_NAME(sys_setregid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_sigsuspend)
.long SYMBOL_NAME(sys_sigpending)
.long SYMBOL_NAME(sys_sethostname)
.long SYMBOL_NAME(sys_setrlimit) /* 75 */
.long SYMBOL_NAME(sys_old_getrlimit)
.long SYMBOL_NAME(sys_getrusage)
.long SYMBOL_NAME(sys_gettimeofday)
.long SYMBOL_NAME(sys_settimeofday)
.long SYMBOL_NAME(sys_getgroups16) /* 80 */
.long SYMBOL_NAME(sys_setgroups16)
.long SYMBOL_NAME(old_select)
.long SYMBOL_NAME(sys_symlink)
.long SYMBOL_NAME(sys_lstat)
.long SYMBOL_NAME(sys_readlink) /* 85 */
.long SYMBOL_NAME(sys_uselib)
.long SYMBOL_NAME(sys_swapon)
.long SYMBOL_NAME(sys_reboot)
.long SYMBOL_NAME(old_readdir)
.long SYMBOL_NAME(old_mmap) /* 90 */
.long SYMBOL_NAME(sys_munmap)
.long SYMBOL_NAME(sys_truncate)
.long SYMBOL_NAME(sys_ftruncate)
.long SYMBOL_NAME(sys_fchmod)
.long SYMBOL_NAME(sys_fchown16) /* 95 */
.long SYMBOL_NAME(sys_getpriority)
.long SYMBOL_NAME(sys_setpriority)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old profil syscall holder */
.long SYMBOL_NAME(sys_statfs)
.long SYMBOL_NAME(sys_fstatfs) /* 100 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ioperm)
.long SYMBOL_NAME(sys_socketcall)
.long SYMBOL_NAME(sys_syslog)
.long SYMBOL_NAME(sys_setitimer)
.long SYMBOL_NAME(sys_getitimer) /* 105 */
.long SYMBOL_NAME(sys_newstat)
.long SYMBOL_NAME(sys_newlstat)
.long SYMBOL_NAME(sys_newfstat)
.long SYMBOL_NAME(sys_uname)
.long SYMBOL_NAME(sys_iopl) /* 110 */
.long SYMBOL_NAME(sys_vhangup)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* old "idle" system call */
.long SYMBOL_NAME(sys_vm86old)
.long SYMBOL_NAME(sys_wait4)
.long SYMBOL_NAME(sys_swapoff) /* 115 */
.long SYMBOL_NAME(sys_sysinfo)
.long SYMBOL_NAME(sys_ipc)
.long SYMBOL_NAME(sys_fsync)
.long SYMBOL_NAME(sys_sigreturn)
.long SYMBOL_NAME(sys_clone) /* 120 */
.long SYMBOL_NAME(sys_setdomainname)
.long SYMBOL_NAME(sys_newuname)
.long SYMBOL_NAME(sys_modify_ldt)
.long SYMBOL_NAME(sys_adjtimex)
.long SYMBOL_NAME(sys_mprotect) /* 125 */
.long SYMBOL_NAME(sys_sigprocmask)
.long SYMBOL_NAME(sys_create_module)
.long SYMBOL_NAME(sys_init_module)
.long SYMBOL_NAME(sys_delete_module)
.long SYMBOL_NAME(sys_get_kernel_syms) /* 130 */
.long SYMBOL_NAME(sys_quotactl)
.long SYMBOL_NAME(sys_getpgid)
.long SYMBOL_NAME(sys_fchdir)
.long SYMBOL_NAME(sys_bdflush)
.long SYMBOL_NAME(sys_sysfs) /* 135 */
.long SYMBOL_NAME(sys_personality)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* for afs_syscall */
.long SYMBOL_NAME(sys_setfsuid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_setfsgid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_llseek) /* 140 */
.long SYMBOL_NAME(sys_getdents)
.long SYMBOL_NAME(sys_select)
.long SYMBOL_NAME(sys_flock)
.long SYMBOL_NAME(sys_msync)
.long SYMBOL_NAME(sys_readv) /* 145 */
.long SYMBOL_NAME(sys_writev)
.long SYMBOL_NAME(sys_getsid)
.long SYMBOL_NAME(sys_fdatasync)
.long SYMBOL_NAME(sys_sysctl)
.long SYMBOL_NAME(sys_mlock) /* 150 */
.long SYMBOL_NAME(sys_munlock)
.long SYMBOL_NAME(sys_mlockall)
.long SYMBOL_NAME(sys_munlockall)
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_setparam)
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_getparam) /* 155 */
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_setscheduler)
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_getscheduler)
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_yield)
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_get_priority_max)
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_get_priority_min) /* 160 */
.long SYMBOL_NAME(sys_sched_rr_get_interval)
.long SYMBOL_NAME(sys_nanosleep)
.long SYMBOL_NAME(sys_mremap)
.long SYMBOL_NAME(sys_setresuid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_getresuid16) /* 165 */
.long SYMBOL_NAME(sys_vm86)
.long SYMBOL_NAME(sys_query_module)
.long SYMBOL_NAME(sys_poll)
.long SYMBOL_NAME(sys_nfsservctl)
.long SYMBOL_NAME(sys_setresgid16) /* 170 */
.long SYMBOL_NAME(sys_getresgid16)
.long SYMBOL_NAME(sys_prctl)
.long SYMBOL_NAME(sys_rt_sigreturn)
.long SYMBOL_NAME(sys_rt_sigaction)
.long SYMBOL_NAME(sys_rt_sigprocmask) /* 175 */
.long SYMBOL_NAME(sys_rt_sigpending)
.long SYMBOL_NAME(sys_rt_sigtimedwait)
.long SYMBOL_NAME(sys_rt_sigqueueinfo)
.long SYMBOL_NAME(sys_rt_sigsuspend)
.long SYMBOL_NAME(sys_pread) /* 180 */
.long SYMBOL_NAME(sys_pwrite)
.long SYMBOL_NAME(sys_chown16)
.long SYMBOL_NAME(sys_getcwd)
.long SYMBOL_NAME(sys_capget)
.long SYMBOL_NAME(sys_capset) /* 185 */
.long SYMBOL_NAME(sys_sigaltstack)
.long SYMBOL_NAME(sys_sendfile)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams1 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams2 */
.long SYMBOL_NAME(sys_vfork) /* 190 */
.long SYMBOL_NAME(sys_getrlimit)
.long SYMBOL_NAME(sys_mmap2)
.long SYMBOL_NAME(sys_truncate64)
.long SYMBOL_NAME(sys_ftruncate64)
.long SYMBOL_NAME(sys_stat64) /* 195 */
.long SYMBOL_NAME(sys_lstat64)
.long SYMBOL_NAME(sys_fstat64)
.long SYMBOL_NAME(sys_lchown)
.long SYMBOL_NAME(sys_getuid)
.long SYMBOL_NAME(sys_getgid) /* 200 */
.long SYMBOL_NAME(sys_geteuid)
.long SYMBOL_NAME(sys_getegid)
.long SYMBOL_NAME(sys_setreuid)
.long SYMBOL_NAME(sys_setregid)
.long SYMBOL_NAME(sys_getgroups) /* 205 */
.long SYMBOL_NAME(sys_setgroups)
.long SYMBOL_NAME(sys_fchown)
.long SYMBOL_NAME(sys_setresuid)
.long SYMBOL_NAME(sys_getresuid)
.long SYMBOL_NAME(sys_setresgid) /* 210 */
.long SYMBOL_NAME(sys_getresgid)
.long SYMBOL_NAME(sys_chown)
.long SYMBOL_NAME(sys_setuid)
.long SYMBOL_NAME(sys_setgid)
.long SYMBOL_NAME(sys_setfsuid) /* 215 */
.long SYMBOL_NAME(sys_setfsgid)
.long SYMBOL_NAME(sys_pivot_root)
.long SYMBOL_NAME(sys_mincore)
.long SYMBOL_NAME(sys_madvise)
.long SYMBOL_NAME(sys_getdents64) /* 220 */
.long SYMBOL_NAME(sys_fcntl64)
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* reserved for TUX */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* Reserved for Security */
.long SYMBOL_NAME(sys_gettid)
.long SYMBOL_NAME(sys_readahead) /* 225 */
</pre>
<h3>Evènement IRQ</h3>
<p>Quand arrive une IRQ, la Tâche qui tourne est interrompue
pour servir (in order to service) le gestionnaire d'IRQ.</p>
<p>Après que l'IRQ soit gérée, le
contrôle retourne exactement au point de l'interruption,
comme si rien ne s'était passé.</p>
<pre>
Running Task
|-----------| (3)
NORMAL | | | [break execution] IRQ Handler
EXECUTION (1)| | | ------------->|---------|
| \|/ | | | does |
IRQ (2)---->| .. |-----> | some |
| | |<----- | work |
BACK TO | | | | | ..(4). |
NORMAL (6)| \|/ | <-------------|_________|
EXECUTION |___________| [return to code]
(5)
USER MODE KERNEL MODE
Transition Mode Utilisateur->Noyau causée par un évènement IRQ
</pre>
<p>Les pas énumérés plus bas se
réfèrent à la séquence des
évènements dans le diagramme au-dessus/</p>
<ol>
<li>Le processus est exécuté</li>
<li>l'IRQ arrive alors que la Tâche tourne.</li>
<li>La Tâche est interrompue pour appeler un "gestionnaire
d'Interruption".</li>
<li>Le code du "gestionnaire d'Interruption" est
exécuté.</li>
<li>Le contrôle revient à la Tâche en mode
utilisateur (comme si rien ne s'était passé)</li>
<li>Le processus revient à une exécution normale</li>
</ol>
<p>Un point spécialement intéressant, l'IRQ Timer,
qui se produit à chaque TIMER ms pour gérer:</p>
<ol>
<li>Alarmes</li>
<li>Compteurs systèmes and Tâches (utilisé par
un programmes pour décider quand arrêter un processus
ou pour comptage (for accounting))</li>
<li>Le mutiTâche basé sur un mécanisme
d'éveil après un temps TIMESLICE.</li>
</ol>
<h2><a name="ss3.4">3.4 Multitache</a></h2>
<h3>Mécanisme</h3>
<p>Le point central d'un SE moderne est la "Tâche". La
Tâche est une application qui tourne en mémoire en
partageant toutes ressources (y compris CPU =processeur et
mémoire) avec les autres Tâches.</p>
<p>Cette "ressource partagée" est gérée par le
"Mécanisme MultiTâche". Le Mécanisme
MultiTâche passe d'une Tâche à une autre
après un "timeslice" (temps de glissement). Les utilisateurs
ont l'"illusion" qu'ils possèdent toutes les ressources. On
peut aussi imaginer un scénario simple utilisateur, quand un
utilisateur paut avoir l'"illusion" de faire tourner plusieurs
Tâches en même temps.</p>
<p>Pour implémenter ce multitâche, la Tâche
utilise la variable d'"état" ("the state" variable), qui
peut être:</p>
<ol>
<li>READY, prêt pour exécution</li>
<li>BLOCKED, en attente d'une ressource</li>
</ol>
<p>L'état de la Tâche est géré par sa
présence dans une liste relative: liste READY et liste
BLOCKED.</p>
<h3>Changement de Tâche</h3>
<p>Le mouvement d'une Tâche à l'autre est
appelé ''Task Switching'' (Changement de Tâche).
plusieurs ordinateurs ont une instruction matérielle qui
réalise automatiquement cette opération. Le
Changement de Tâche se produit dans les cas suivants:</p>
<ol>
<li>Après la fin d'un Timeslice: nous devons programmer une
Tâche "Prête à exécution" et lui donner
accès (schedule a "Ready for execution" task and give it
access).</li>
<li>Quand une Tâche doit attendre un
périphérique: nous devons programmer une nouvelle
Tâche et l'y brancher *</li>
</ol>
<p>* Nous programmons une autre Tâche pour éviter
"Busy Form Waiting" (forme occupée en attente), qui se
produit quand nous attendons un périphérique au lieu
de réaliser un autre travail.</p>
<p>Le Changement de Tâche est géré par
l'entité "Schedule" (Programme).</p>
<pre>
Timer | |
IRQ | | Schedule
| | | ________________________
|----->| Task 1 |<------------------>|(1)Chooses a Ready Task |
| | | |(2)Task Switching |
| |___________| |________________________|
| | | /|\
| | | |
| | | |
| | | |
| | | |
|----->| Task 2 |<-------------------------------|
| | | |
| |___________| |
. . . . .
. . . . .
. . . . .
| | | |
| | | |
------>| Task N |<--------------------------------
| |
|___________|
Changement de Tâche basé sur un glissement de temps (TimeSlice)
</pre>
<p>Un Glissement de temps typique pour linux est environ 10ms.</p>
<pre>
| |
| | Resource _____________________________
| Task 1 |----------->|(1) Enqueue Resource request |
| | Access |(2) Mark Task as blocked |
| | |(3) Choose a Ready Task |
|___________| |(4) Task Switching |
|_____________________________|
|
|
| | |
| | |
| Task 2 |<-------------------------
| |
| |
|___________|
Changement de Tâche basé sur l'Attente d'une Ressource
</pre>
<h2><a name="ss3.5">3.5 Micronoyau vs SE Monolithique</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>Jusqu'à maintenant nous avons vus le SE appelé
Monolithique, mais il y a aussi une autre sorte de SE:
''Micronoyau''.</p>
<p>Un Micronoyau utilise des Tâches, pas seulement pour les
processus en mode utilisateur, mais aussi comme un vrai
gestionnaire de noyau, comme Tâche-Disquette, Tâche-DD,
Tâche-Réseau etc. Quelques exemples sont Amoeba, et
Mach.</p>
<h3>POURS et CONTRES le SE Micronoyau</h3>
<p>POURS:</p>
<ul>
<li>Le SE est plus simple à maintenir parce que chaque
Tâche gère un seul type d'opération. Aussi si
vous voulez modifier le réseau, vous modifiez
Tâche-Réseau (idéalement, si une mise à
jour structurelle n'est pas nécessaire).</li>
</ul>
<p>CONTRES:</p>
<ul>
<li>Les performances sont pires que pour un SE Monolithique, parce
que vous devez ajouter 2*TASK_SWITCH temps ou temps de changement
(le premier pour entrer dans la Tâche spécifique, le
second pour en sortir)</li>
</ul>
<p>Mon opinion personnelle est que, les Micronoyaux sont un bon
exemple didactique (comme Minix) mais ils ne sont pas "optimums",
aussi ils ne sont pas réellement convenables. Linux utilise
quelques Tâches, appelées "Fils Noyau" pour
implémenter une petite structure Micronoyau (comme kswapd,
qui est utilisé pour récupérer les pages
mémoire du stockage de masse). Dans ce cas il n'y a aucun
problème de performance parce que le glissement (swapping)
est un travail très lent.</p>
<h2><a name="ss3.6">3.6 Réseau</a></h2>
<h3>Niveaux ISO OSI</h3>
<p>Le standard ISO-OSI décrit une architecture réseau
avec les niveaux suivants:</p>
<ol>
<li>Niveau physique (exemples: PPP et Ethernet)</li>
<li>Niveau lien-donnée (Data-link) (exemples: PPP et
Ethernet)</li>
<li>Niveau réseau (Network) (exemples: IP, et X.25)</li>
<li>Niveau transport (exemples: TCP, UDP)</li>
<li>Niveau session (SSL)</li>
<li>Niveau présentation (FTP codé binaire-ascii)</li>
<li>Niveau application (applications comme Netscape)</li>
</ol>
<p>Les 2 premiers niveaux lités ci-dessus sont souvent
implémentés dans le matériel. Les niveaux
suivants sont dans le logiciel (ou firmware (matériel
spécifiques?) pour les routeurs).</p>
<p>Plusieurs protocoles sont utilisés par un SE: un d'eux
est TCP/IP (le plus important qui réside aux niveaux
3-4).</p>
<h3>Que fait le noyau?</h3>
<p>Le noyau ne sait rien faire des 2 premiers niveaux de
ISO-OSI.</p>
<p>Au RX il:</p>
<ol>
<li>Il gère (handshake) les périphériques de
bas niveau (comme carte ethernet ou modem) en recevant des "cadres"
(frames) de leur part.</li>
<li>Il construit des "paquets" TCP/IP à partir des "cadres"
(comme ceux d'Ethernet ou de PPP).</li>
<li>Convertit des ''paquets'' dans des ''connexions'' en les
passant à la bonne application (grâce au numéro
de port) ou</li>
<li>Transmet des paquets à la bonne queue</li>
</ol>
<pre>
(cadres) (paquets) (connexions)
frames packets sockets
NIC ---------> Kernel ----------> Application
(Noyau)
| packets
--------------> Forward
- RX - (Transmission)
</pre>
<p>Au stage TX il:</p>
<ol>
<li>Convertit des connexions ou</li>
<li>Des données de queues (Queues datas) dans des
''paquets'' TCP/IP</li>
<li>Partage des ''packets" en "cadres" (comme ceux d'Ethernet ou de
PPP)</li>
<li>Envoie des ''cadres'' en utilisant des pilotes HW</li>
</ol>
<pre>
(connexion) (paquets) (cadres)
sockets packets frames
Application ---------> Kernel ----------> NIC
packets /|\
Forward -------------------
(Transmission) - TX -
</pre>
<h2><a name="ss3.7">3.7 Mémoire virtuelle</a></h2>
<h3>Segmentation</h3>
<p>La segmentation est la première méthode pour
résoudre les problèmes d'allocation mémoire:
il vous permet de compiler du code source sans se soucier
d'où l'application sera placée dans la
mémoire. En fait, cette caractéristique aide les
développeurs d'application à développer de
façon indépendante du SE et aussi du
matériel.</p>
<pre>
| Stack |
| | |
| \|/ |
| Free |
| /|\ | Segment <---> Process
| | |
| Heap |
| Data uninitialized |
| Data initialized |
| Code |
|____________________|
Segment
</pre>
<p>Nous pouvons dire qu'un segment est l'entité logique
d'une application, ou l'image de l'application en
mémoire.</p>
<p>Quand on programme, on ne se soucie pas de où nos
données sont mises en mémoire, on ne
s'intéresse qu'à l'offset à l'intérieur
de notre segment (notre application). (the offset inside our
segment (our application))</p>
<p>On a l'habitude d'assigner un Segment à chaque processus
et vice-versa. Avec Linux ce n'est pas vrai. Linux utilise
seulement 4 segments pour chaque Noyau et tous les Processus.</p>
<h3>Problème de Segmentation</h3>
<pre>
____________________
----->| |----->
| IN | Segment A | OUT
____________________ | |____________________|
| |____| | |
| Segment B | | Segment B |
| |____ | |
|____________________| | |____________________|
| | Segment C |
| |____________________|
----->| Segment D |----->
IN |____________________| OUT
Segmentation problem
</pre>
<p>Dans le diagramme au-dessus, nous voulons sortir des processus A
et D et entrer dans le processus B. Comme on peut voir il y a assez
d'espace pour B, mais nous ne pouvons pas le partager en 2
morceaux, aussi nous NE POUVONS PAS le charger (plus de
mémoire).</p>
<p>La raison de ce problème est les purs segments sont des
zones continues (parce que ce sont des zones logiques) et ne
peuvent pas être partagées.</p>
<h3>Pagination</h3>
<pre>
____________________
| Page 1 |
|____________________|
| Page 2 |
|____________________|
| .. | Segment <---> Process
|____________________|
| Page n |
|____________________|
| |
|____________________|
| |
|____________________|
Segment
</pre>
<p>La Pagination partage la mémoire en "n" morceaux, chacun
d'eux avec une longueur fixée.</p>
<p>Un processus peut être chargé en une ou plusieurs
pages. Quand la mémoire est libérée, toutes
les pages sont libérées (voir Problème de
Segmentation, avant).</p>
<p>La Pagination est aussi utilisée dans un autre but
important, le "Swapping" (glissement). Si une page n'est pas
présente dans la mémoire physique, il
génère une EXCEPTION, qui poussera le Noyau à
chercher une nouvelle page dans la mémoire de stockage. Ce
mécanisme permet au SE de charger plus d'applications que
celles permises seulement par la mémoire physique.</p>
<h3>Problème de Pagination</h3>
<pre>
____________________
Page X | Process Y |
|____________________|
| |
| WASTE |
| SPACE |
|____________________|
Problème de Pagination
</pre>
<p>Dans le diagramme qu-dessus, nous pouvons voir ce qui ne va pas
dans la politique de pagination: quand un Processus Y se charge
dans la Page X, TOUT l'espace mémoire de la Page est
alloué, aussi l'espace restant à la fin de la page
est perdu.</p>
<h3>Segmentation et Pagination</h3>
<p>Comment peut-on résoudre les problèmes de
segmentation et de pagination? En utilisant les 2 politiques.</p>
<pre>
| .. |
|____________________|
----->| Page 1 |
| |____________________|
| | .. |
____________________ | |____________________|
| | |---->| Page 2 |
| Segment X | ----| |____________________|
| | | | .. |
|____________________| | |____________________|
| | .. |
| |____________________|
|---->| Page 3 |
|____________________|
| .. |
</pre>
<p>Le Processus X, identifié par le Segment X, est
partagé en 3 morceaux et chacun d'eux est chargé dans
une page.</p>
<p>Nous n'avons pas de:</p>
<ol>
<li>Problème de Segmentation: nous allouons par Pages, ainsi
nous libérons aussi les Pages, et nous gérons
l'espace libre de façon optimisée.</li>
<li>Problème de Pagination: seule la dernière page
perd de l'espace, mais nous pouvons décider d'utiliser de
très petites pages, par exemple 4096 octets de long (perdant
au maximum 4096*N_Tâches octets) et gérer une
pagination hierarchisée (manage hierarchical paging) (en
utilisant 2 ou 3 niveaux de pagination)</li>
</ol>
<pre>
| | | |
| | Offset2 | Value |
| | /|\| |
Offset1 | |----- | | |
/|\ | | | | | |
| | | | \|/| |
| | | ------>| |
\|/ | | | |
Base Paging Address ---->| | | |
| ....... | | ....... |
| | | |
Hierarchical Paging
</pre>
<h2><a name="s4">4. Démarrage De Linux</a></h2>
<p>Nous démarrons le noyau Linux par du code de C
exécuté à partir de l'étiquette asm
''startup_32:</p>
<pre>
|startup_32:
|start_kernel
|lock_kernel
|trap_init
|init_IRQ
|sched_init
|softirq_init
|time_init
|console_init
|#ifdef CONFIG_MODULES
|init_modules
|#endif
|kmem_cache_init
|sti
|calibrate_delay
|mem_init
|kmem_cache_sizes_init
|pgtable_cache_init
|fork_init
|proc_caches_init
|vfs_caches_init
|buffer_init
|page_cache_init
|signals_init
|#ifdef CONFIG_PROC_FS
|proc_root_init
|#endif
|#if defined(CONFIG_SYSVIPC)
|ipc_init
|#endif
|check_bugs
|smp_init
|rest_init
|kernel_thread
|unlock_kernel
|cpu_idle
</pre>
<ul>
<li>startup_32 [arch/i386/kernel/head.S]</li>
<li>start_kernel [init/main.c]</li>
<li>lock_kernel [include/asm/smplock.h]</li>
<li>trap_init [arch/i386/kernel/traps.c]</li>
<li>init_IRQ [arch/i386/kernel/i8259.c]</li>
<li>sched_init [kernel/sched.c]</li>
<li>softirq_init [kernel/softirq.c]</li>
<li>time_init [arch/i386/kernel/time.c]</li>
<li>console_init [drivers/char/tty_io.c]</li>
<li>init_modules [kernel/module.c]</li>
<li>kmem_cache_init [mm/slab.c]</li>
<li>sti [include/asm/system.h]</li>
<li>calibrate_delay [init/main.c]</li>
<li>mem_init [arch/i386/mm/init.c]</li>
<li>kmem_cache_sizes_init [mm/slab.c]</li>
<li>pgtable_cache_init [arch/i386/mm/init.c]</li>
<li>fork_init [kernel/fork.c]</li>
<li>proc_caches_init</li>
<li>vfs_caches_init [fs/dcache.c]</li>
<li>buffer_init [fs/buffer.c]</li>
<li>page_cache_init [mm/filemap.c]</li>
<li>signals_init [kernel/signal.c]</li>
<li>proc_root_init [fs/proc/root.c]</li>
<li>ipc_init [ipc/util.c]</li>
<li>check_bugs [include/asm/bugs.h]</li>
<li>smp_init [init/main.c]</li>
<li>rest_init</li>
<li>kernel_thread [arch/i386/kernel/process.c]</li>
<li>unlock_kernel [include/asm/smplock.h]</li>
<li>cpu_idle [arch/i386/kernel/process.c]</li>
</ul>
<p>La dernière fonction ''rest_init'' fait ceci:</p>
<ol>
<li>lance le fil ''init'' du noyau</li>
<li>appelle unlock_kernel</li>
<li>fait tourner la routine de cpu_idle par le noyau, celle sera la
boucle à vide s'exécutant quand rien n'est
programmé</li>
</ol>
<p>En fait la procédure start_kernel ne finit jamais. Elle
exécutera la routine de cpu_idle sans fin.</p>
<p>Suit la description de ''d'init'', qui est le premier fil du
noyau:</p>
<pre>
|init
|lock_kernel
|do_basic_setup
|mtrr_init
|sysctl_init
|pci_init
|sock_init
|start_context_thread
|do_init_calls
|(*call())-> kswapd_init
|prepare_namespace
|free_initmem
|unlock_kernel
|execve
</pre>
<h2><a name="s5">5. Particularités De Linux</a></h2>
<h2><a name="ss5.1">5.1 Vue d'ensemble</a></h2>
<p>Linux a quelques particularités qui le distinguent
d'autre SE. Ces particularités incluent:</p>
<ol>
<li>Paginations seules</li>
<li>Softirq</li>
<li>Fils du noyau</li>
<li>Modules du noyau</li>
<li>Dossier ''Proc''</li>
</ol>
<h3>Eléments De Flexibilité</h3>
<p>Les points 4 et 5 donnent une énorme flexibilité
aux administrateurs système sur la configuration
système du Mode Utilisateur leur permettant de
résoudre également des erreurs de noyau critiques ou
des problèmes spécifiques sans relancer la machine.
Par exemple, si vous devez changer quelque chose sur un gros
serveur et vous ne voulez pas faire une réinitialisation,
vous pourriez préparer le noyau à dialoguer avec un
module, que vous écrirez.</p>
<h2><a name="ss5.2">5.2 Paginations seules</a></h2>
<p>Linux n'utilise pas la segmentation pour distinguer les
Tâches les unes des autres; il utilise la pagination.
(seulement 2 segments sont utilisés pour tous les
Tâches, CODE et DATA/stack)</p>
<p>Nous pouvons également dire qu'un défaut de page
interTask ne se produit jamais, parce que chaque Tâche
utilise un ensemble de Tables de Page différents pour chaque
Tâche. Il y a quelques cas où des Tâches
différentes pointent vers les mêmes Tables de page,
comme les bibliothèques partagées: c'est
nécessaire pour réduire l'utilisation de la
mémoire; rappelez-vous que les bibliothèques
partagées sont seulement du CODE parce que toutes les
données sont stockées dans la pile actuelle de la
Tâche.</p>
<h3>Segments de Linux</h3>
<p>Sous le noyau Linux seulement 4 segments existent:</p>
<ol>
<li>Kernel Code [0x10] (Code Noyau)</li>
<li>Kernel Data / Stack [0x18] (Données Noyau / Pile)</li>
<li>User Code [0x23] (Code Utilisateur)</li>
<li>User Data / Stack [0x2b] (Données D'Utilisateur /
Pile)</li>
</ol>
<p>[ la syntaxe est ''But [Segment]'']</p>
<p>Sous architecture Intel, les registres de segment
utilisés sont:</p>
<ul>
<li>CS pour Code Segment</li>
<li>DS pour Data Segment (Segment Données)</li>
<li>SS pour Stack Segment (Segment Pile)</li>
<li>ES pour Alternative Segment (Segment Alternatif) (par exemple
utilisé pour faire une copie de mémoire entre 2
segments)</li>
</ul>
<p>Ainsi, chaque Tâche utilise 0x23 pour le code et le 0x2b
pour données/pile</p>
<h3>Pagination Linux</h3>
<p>Sous Linux 3 niveaux des pages sont utilisés, selon
l'architecture. Sous Intel seulement 2 niveaux sont
supportés. Linux supporte aussi la Copie sur
mécanismes Ecriture (voir Chap.10 pour plus
d'information).</p>
<h3>Pourquoi les conflits d'adresse interTasks n'existent-ils
pas?</h3>
<p>La réponse est très très simple: les
conflits d'adresse interTask ne peuvent pas exister parce qu'ils
sont impossibles. Le traçage linéaire -> physique
est fait par "Pagination", ainsi il a juste besoin d'assigner les
pages physiques de manière univoque.</p>
<h3>Avons-nous besoin de défragmenter la
mémoire?</h3>
<p>Le numéro d'Assignement de page est un processus
dynamique. Nous avons besoin d'une seule page quand une Tâche
le demande, ainsi nous la choisissons dans les pages libres de
manière ordonnée. Quand nous voulons libérer
la page, nous devons seulement l'ajouter à la liste des
pages libres.</p>
<h3>Et au sujet des pages noyau?</h3>
<p>Les pages noyau ont un problème: elles peuvent être
assignées de façon dynamique mais nous ne pouvons pas
avoir de garantie qu'elles sont dans une zone allouée
continue, parce que l'espace linéaire du noyau est
équivalent à l'espace physique du noyau.</p>
<p>Pour le Segment Code il n'y a pas de problème. Le code de
démarrage est assigné lors du démarrage (aussi
nous avons une quantité fixe de mémoire à
assigner), et sur les modules nous devons seulement allouer une
zone mémoire qui pourrait contenir le code du module.</p>
<p>Le vrai problème est le segment de pile parce que chaque
Tâche utilise des pages de pile noyau. Les segments de pile
doivent être contigus (selon la définition de pile),
ainsi nous devons établir une limite maximum pour la
dimension de pile de chaque Tâche. Si nous dépassons
cette limite, de mauvaises choses se produisent. Nous recouvrons
des structures de données de processus en Mode Noyau.</p>
<p>La structure du noyau nous aide, parce que les fonctions du
noyau ne sont jamais:</p>
<ul>
<li>recursives</li>
<li>intercalling plus de N fois.</li>
</ul>
<p>Une fois que nous connaissons N, et que nous connaissons la
moyenne des variables statiques pour toutes les fonctions noyau,
nous pouvons estimer une limite de pile.</p>
<p>Si vous voulez tester le problème, vous pouvez
créer un module avec une fonction qui s'appelle plusieurs
fois. Après un nombre fixé de fois, le module du
noyau abandonnera en raison d'une faute du gestionnaire de page
d'exception (typiquement écrire à une page
lecture-seule).</p>
<h2><a name="ss5.3">5.3 Softirq</a></h2>
<p>Quand un IRQ arrive, la commutation de Tâche est
reportée à plus tard pour obtenir de meilleures
performances. Quelques travaux de Tâche (qui pourrait devoir
être fait juste aprés l'IRQ et qui pourraient prendre
beaucoup de processeur dans le temps d'interruption, comme
accumuler un paquet de TCP/IP) sont mis en queue (alignés)
et seront faits au temps programmé (une fois qu'un
temps-tranche (time-slice) finit).</p>
<p>Dans les noyaux récents (2.4.x) les mécanismes de
softirq sont passés à un kernel_thread (fil de
noyau): ''ksoftirqd_CPUn''. n représente le nombre
processeur exécutant le kernel_thread (dans système
monoprocessor ''ksoftirqd_CPU0'' utilise PID 3).</p>
<h3>Préparation De Softirq</h3>
<h3>Autoriser Softirq</h3>
<p>Le ''cpu_raise_softirq'' est une routine qui réveille le
fil du noyau ''ksoftirqd_CPU0'', pour le laisser contrôler le
travail mis en file d'attente.</p>
<pre>
|cpu_raise_softirq
|__cpu_raise_softirq
|wakeup_softirqd
|wake_up_process
</pre>
<ul>
<li>cpu_raise_softirq [kernel/softirq.c]</li>
<li>__cpu_raise_softirq [include/linux/interrupt.h]</li>
<li>wakeup_softirq [kernel/softirq.c]</li>
<li>wake_up_process [kernel/sched.c]</li>
</ul>
<p>la routine ''__de cpu_raise_softirq__'' placera le bon octet
dans le vecteur décrivant le softirq en suspens.</p>
<p>''wakeup_softirq'' utilise le ''wakeup_process'' pour
réveiller le fil du noyau ''ksoftirqd_CPU0''.</p>
<h3>Exécution De Softirq</h3>
<p>A FAIRE: décrire les structures de données
impliquées dans le mécanisme de softirq.</p>
<p>Quand le fil noyau ''ksoftirqd_CPU0'' a été
réveillé, il exécute les travaux de la
file.</p>
<p>Le code de ''ksoftirqd_CPU0'' est (boucle principale sans
fin):</p>
<pre>
for (;;) {
if (!softirq_pending(cpu))
schedule();
__set_current_state(TASK_RUNNING);
while (softirq_pending(cpu)) {
do_softirq();
if (current->need_resched)
schedule
}
__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)
}
</pre>
<ul>
<li>ksoftirqd [kernel/softirq.c]</li>
</ul>
<h2><a name="ss5.4">5.4 Fils Du Kernel</a></h2>
<p>Quoique Linux soit un OS monolithique, quelques ''fils du
noyau'' existent pour faire le ménage.</p>
<p>Ces Tâches n'utilisent pas la mémoire Utilisateur;
elles partagent la mémoire NOYAU. Elles opèrent
également avec le privilège le plus
élevé (ANNEAU 0 sur une architecture i386) comme tout
autre bout de code Mode Noyau.</p>
<p>Des fils du noyau sont créés par la fonction
''kernel_thread [ arch/i386/kernel/process ]'', qui appelle un
appel système ''clone'' [ arch/i386/kernel/process.c ] de
l'assembleur (qui est ''une fourche'' comme l'appel
système):</p>
<pre>
int kernel_thread(int (*fn)(void *), void * arg, unsigned long flags)
{
long retval, d0;
__asm__ __volatile__(
"movl %%esp,%%esi\n\t"
"int $0x80\n\t" /* Linux/i386 system call */
"cmpl %%esp,%%esi\n\t" /* child or parent? */
"je 1f\n\t" /* parent - jump */
/* Load the argument into eax, and push it. That way, it does
* not matter whether the called function is compiled with
* -mregparm or not. */
"movl %4,%%eax\n\t"
"pushl %%eax\n\t"
"call *%5\n\t" /* call fn */
"movl %3,%0\n\t" /* exit */
"int $0x80\n"
"1:\t"
:"=&a" (retval), "=&S" (d0)
:"0" (__NR_clone), "i" (__NR_exit),
"r" (arg), "r" (fn),
"b" (flags | CLONE_VM)
: "memory");
return retval;
}
</pre>
<p>Une fois appelée, nous avons une nouvelle Tâche
(habituellement avec un nombre très bas de PID, comme 2.3,
etc...) attendant une ressource très lente, comme un
événement échange ou usb. Une ressource
très lente est utilisée parce qu'autrement nous
aurions une commutation de Tâche coûteuse
(overhead).</p>
<p>Au-dessous une liste de la plupart des fils du noyau courants
(avec ''ps x''):</p>
<pre>
PID COMMAND
1 init
2 keventd
3 kswapd
4 kreclaimd
5 bdflush
6 kupdated
7 kacpid
67 khubd
</pre>
<p>Le fil noyau ''init'' est le premier processus
créé, au démarrage. Il appellera toutes autres
Tâches Mode Utilisateur (à partir du fichier
/etc/inittab) comme les démons console, les démons
tty et les démons réseau (''rc'' scripts).</p>
<h3>Exemple de fils noyau: kswapd [ mm/vmscan.c ].</h3>
<p>''kswapd'' est créé par ''clone()
[arch/i386/kernel/process.c]''</p>
<p>Routines d'initialisation:</p>
<pre>
|do_initcalls
|kswapd_init
|kernel_thread
|syscall fork (in assembler)
</pre>
<p>do_initcalls [init/main.c]</p>
<p>kswapd_init [mm/vmscan.c]</p>
<p>kernel_thread [arch/i386/kernel/process.c]</p>
<h2><a name="ss5.5">5.5 Modules Du Kernel</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>Les modules du noyau Linux sont des bouts de code (exemples: fs,
net, et pilotes hw) fonctionnant en Mode Noyau que vous pouvez
ajouter à chaud.</p>
<p>Le coeur de Linux ne peut pas être modularisé:
programmation et gestion d'interruption ou noyau du réseau,
etc...</p>
<p>Sous "/lib/modules/KERNEL_VERSION/" vous pouvez trouver tous les
modules installés sur votre système.</p>
<h3>Chargement et déchargement de module</h3>
<p>Pour charger un module, tapez ce qui suit:</p>
<pre>
insmod MODULE_NAME parameters
exemple: insmod ne io=0x300 irq=9
</pre>
<p>NOTE: Vous pouvez utiliser modprobe à la place d'insmod
si vous voulez que le noyau recherche automatiquement certains
paramètres (par exemple en utilisant le pilote de PCI, ou si
vous avez indiqué un paramètre dans le fichier
/etc/conf.modules).</p>
<p>Pour décharger un module, tapez ce qui suit:</p>
<pre>
rmmod MODULE_NAME
</pre>
<h3>Définition de module</h3>
<p>Un module contient toujours:</p>
<ol>
<li>fonction "init_module", exécutée à la
commande d'insmod (ou modprobe)</li>
<li>fonction "cleanup_module", exécutée à la
commande de rmmod</li>
</ol>
<p>Si ces fonctions ne sont pas dans le module, vous devez ajouter
2 macros pour indiquer quelles fonctions agiront en tant qu'init et
sortie du module:</p>
<ol>
<li>module_init(FUNCTION_NAME)</li>
<li>module_exit(FUNCTION_NAME)</li>
</ol>
<p>NOTE: un module peut "voir" une variable du noyau seulement si
elle a été exportée (avec la macro
EXPORT_symbol).</p>
<h3>Un truc utile pour ajouter de la flexibilité à
votre noyau</h3>
<pre>
// kernel sources side
void (*foo_function_pointer)(void *);
if (foo_function_pointer)
(foo_function_pointer)(parameter);
// module side
extern void (*foo_function_pointer)(void *);
void my_function(void *parameter) {
//My code
}
int init_module() {
foo_function_pointer = &my_function;
}
int cleanup_module() {
foo_function_pointer = NULL;
}
</pre>
<p>Cette simple astuce vous permet d'avoir une flexibilité
très élevée dans le noyau, parce que ne ferez
exécuter la routine "ma_fonction" que quand vous chargerez
le module. Cette routine fera tout ce que vous voulez faire: par
exemple le module ''rshaper'', qui commande le trafic
d'entrée de bande passante du réseau, fonctionne dans
ce cas de figure.</p>
<p>Notez que le mécanisme entier de module est possible
grâce à quelques variables globales exportées
vers les modules, telles qu'une liste entête (vous permettant
d'étendre la liste autant que vous voulez). Les exemples
typiques sont fs, pilotes génériques
(caractère, bloc, réseau, téléphonie).
Vous devez préparer le noyau à accepter votre nouveau
module; dans certains cas vous devez créer une
infrastructure (comme celle de la téléphonie,
créée récemment) pour être aussi
standard que possible.</p>
<h2><a name="ss5.6">5.6 Le dossier Proc</a></h2>
<p>Proc fs (système de fichiers) est situé dans le
dossier /proc, qui est un dossier spécial vous permettant de
dialoguer directement avec le noyau.</p>
<p>Linux utilise le dossier ''proc'' pour supporter les
communications directes du noyau: c'est nécessaire dans
plusieurs de cas, par exemple quand vous voulez voir les structures
de données de processus principaux ou autoriser le
dispositif ''proxy-arp'' pour une interface et pas pour d'autres,
vous voulez changer le nombre maximum de fils, ou si vous voulez
corriger certains états de bus, comme ISA ou PCI, pour
savoir quelles cartes sont installées et quelles adresses
E/S et IRQs leur sont assignées.</p>
<pre>
|-- bus
| |-- pci
| | |-- 00
| | | |-- 00.0
| | | |-- 01.0
| | | |-- 07.0
| | | |-- 07.1
| | | |-- 07.2
| | | |-- 07.3
| | | |-- 07.4
| | | |-- 07.5
| | | |-- 09.0
| | | |-- 0a.0
| | | `-- 0f.0
| | |-- 01
| | | `-- 00.0
| | `-- devices
| `-- usb
|-- cmdline
|-- cpuinfo
|-- devices
|-- dma
|-- dri
| `-- 0
| |-- bufs
| |-- clients
| |-- mem
| |-- name
| |-- queues
| |-- vm
| `-- vma
|-- driver
|-- execdomains
|-- filesystems
|-- fs
|-- ide
| |-- drivers
| |-- hda -> ide0/hda
| |-- hdc -> ide1/hdc
| |-- ide0
| | |-- channel
| | |-- config
| | |-- hda
| | | |-- cache
| | | |-- capacity
| | | |-- driver
| | | |-- geometry
| | | |-- identify
| | | |-- media
| | | |-- model
| | | |-- settings
| | | |-- smart_thresholds
| | | `-- smart_values
| | |-- mate
| | `-- model
| |-- ide1
| | |-- channel
| | |-- config
| | |-- hdc
| | | |-- capacity
| | | |-- driver
| | | |-- identify
| | | |-- media
| | | |-- model
| | | `-- settings
| | |-- mate
| | `-- model
| `-- via
|-- interrupts
|-- iomem
|-- ioports
|-- irq
| |-- 0
| |-- 1
| |-- 10
| |-- 11
| |-- 12
| |-- 13
| |-- 14
| |-- 15
| |-- 2
| |-- 3
| |-- 4
| |-- 5
| |-- 6
| |-- 7
| |-- 8
| |-- 9
| `-- prof_cpu_mask
|-- kcore
|-- kmsg
|-- ksyms
|-- loadavg
|-- locks
|-- meminfo
|-- misc
|-- modules
|-- mounts
|-- mtrr
|-- net
| |-- arp
| |-- dev
| |-- dev_mcast
| |-- ip_fwchains
| |-- ip_fwnames
| |-- ip_masquerade
| |-- netlink
| |-- netstat
| |-- packet
| |-- psched
| |-- raw
| |-- route
| |-- rt_acct
| |-- rt_cache
| |-- rt_cache_stat
| |-- snmp
| |-- sockstat
| |-- softnet_stat
| |-- tcp
| |-- udp
| |-- unix
| `-- wireless
|-- partitions
|-- pci
|-- scsi
| |-- ide-scsi
| | `-- 0
| `-- scsi
|-- self -> 2069
|-- slabinfo
|-- stat
|-- swaps
|-- sys
| |-- abi
| | |-- defhandler_coff
| | |-- defhandler_elf
| | |-- defhandler_lcall7
| | |-- defhandler_libcso
| | |-- fake_utsname
| | `-- trace
| |-- debug
| |-- dev
| | |-- cdrom
| | | |-- autoclose
| | | |-- autoeject
| | | |-- check_media
| | | |-- debug
| | | |-- info
| | | `-- lock
| | `-- parport
| | |-- default
| | | |-- spintime
| | | `-- timeslice
| | `-- parport0
| | |-- autoprobe
| | |-- autoprobe0
| | |-- autoprobe1
| | |-- autoprobe2
| | |-- autoprobe3
| | |-- base-addr
| | |-- devices
| | | |-- active
| | | `-- lp
| | | `-- timeslice
| | |-- dma
| | |-- irq
| | |-- modes
| | `-- spintime
| |-- fs
| | |-- binfmt_misc
| | |-- dentry-state
| | |-- dir-notify-enable
| | |-- dquot-nr
| | |-- file-max
| | |-- file-nr
| | |-- inode-nr
| | |-- inode-state
| | |-- jbd-debug
| | |-- lease-break-time
| | |-- leases-enable
| | |-- overflowgid
| | `-- overflowuid
| |-- kernel
| | |-- acct
| | |-- cad_pid
| | |-- cap-bound
| | |-- core_uses_pid
| | |-- ctrl-alt-del
| | |-- domainname
| | |-- hostname
| | |-- modprobe
| | |-- msgmax
| | |-- msgmnb
| | |-- msgmni
| | |-- osrelease
| | |-- ostype
| | |-- overflowgid
| | |-- overflowuid
| | |-- panic
| | |-- printk
| | |-- random
| | | |-- boot_id
| | | |-- entropy_avail
| | | |-- poolsize
| | | |-- read_wakeup_threshold
| | | |-- uuid
| | | `-- write_wakeup_threshold
| | |-- rtsig-max
| | |-- rtsig-nr
| | |-- sem
| | |-- shmall
| | |-- shmmax
| | |-- shmmni
| | |-- sysrq
| | |-- tainted
| | |-- threads-max
| | `-- version
| |-- net
| | |-- 802
| | |-- core
| | | |-- hot_list_length
| | | |-- lo_cong
| | | |-- message_burst
| | | |-- message_cost
| | | |-- mod_cong
| | | |-- netdev_max_backlog
| | | |-- no_cong
| | | |-- no_cong_thresh
| | | |-- optmem_max
| | | |-- rmem_default
| | | |-- rmem_max
| | | |-- wmem_default
| | | `-- wmem_max
| | |-- ethernet
| | |-- ipv4
| | | |-- conf
| | | | |-- all
| | | | | |-- accept_redirects
| | | | | |-- accept_source_route
| | | | | |-- arp_filter
| | | | | |-- bootp_relay
| | | | | |-- forwarding
| | | | | |-- log_martians
| | | | | |-- mc_forwarding
| | | | | |-- proxy_arp
| | | | | |-- rp_filter
| | | | | |-- secure_redirects
| | | | | |-- send_redirects
| | | | | |-- shared_media
| | | | | `-- tag
| | | | |-- default
| | | | | |-- accept_redirects
| | | | | |-- accept_source_route
| | | | | |-- arp_filter
| | | | | |-- bootp_relay
| | | | | |-- forwarding
| | | | | |-- log_martians
| | | | | |-- mc_forwarding
| | | | | |-- proxy_arp
| | | | | |-- rp_filter
| | | | | |-- secure_redirects
| | | | | |-- send_redirects
| | | | | |-- shared_media
| | | | | `-- tag
| | | | |-- eth0
| | | | | |-- accept_redirects
| | | | | |-- accept_source_route
| | | | | |-- arp_filter
| | | | | |-- bootp_relay
| | | | | |-- forwarding
| | | | | |-- log_martians
| | | | | |-- mc_forwarding
| | | | | |-- proxy_arp
| | | | | |-- rp_filter
| | | | | |-- secure_redirects
| | | | | |-- send_redirects
| | | | | |-- shared_media
| | | | | `-- tag
| | | | |-- eth1
| | | | | |-- accept_redirects
| | | | | |-- accept_source_route
| | | | | |-- arp_filter
| | | | | |-- bootp_relay
| | | | | |-- forwarding
| | | | | |-- log_martians
| | | | | |-- mc_forwarding
| | | | | |-- proxy_arp
| | | | | |-- rp_filter
| | | | | |-- secure_redirects
| | | | | |-- send_redirects
| | | | | |-- shared_media
| | | | | `-- tag
| | | | `-- lo
| | | | |-- accept_redirects
| | | | |-- accept_source_route
| | | | |-- arp_filter
| | | | |-- bootp_relay
| | | | |-- forwarding
| | | | |-- log_martians
| | | | |-- mc_forwarding
| | | | |-- proxy_arp
| | | | |-- rp_filter
| | | | |-- secure_redirects
| | | | |-- send_redirects
| | | | |-- shared_media
| | | | `-- tag
| | | |-- icmp_echo_ignore_all
| | | |-- icmp_echo_ignore_broadcasts
| | | |-- icmp_ignore_bogus_error_responses
| | | |-- icmp_ratelimit
| | | |-- icmp_ratemask
| | | |-- inet_peer_gc_maxtime
| | | |-- inet_peer_gc_mintime
| | | |-- inet_peer_maxttl
| | | |-- inet_peer_minttl
| | | |-- inet_peer_threshold
| | | |-- ip_autoconfig
| | | |-- ip_conntrack_max
| | | |-- ip_default_ttl
| | | |-- ip_dynaddr
| | | |-- ip_forward
| | | |-- ip_local_port_range
| | | |-- ip_no_pmtu_disc
| | | |-- ip_nonlocal_bind
| | | |-- ipfrag_high_thresh
| | | |-- ipfrag_low_thresh
| | | |-- ipfrag_time
| | | |-- neigh
| | | | |-- default
| | | | | |-- anycast_delay
| | | | | |-- app_solicit
| | | | | |-- base_reachable_time
| | | | | |-- delay_first_probe_time
| | | | | |-- gc_interval
| | | | | |-- gc_stale_time
| | | | | |-- gc_thresh1
| | | | | |-- gc_thresh2
| | | | | |-- gc_thresh3
| | | | | |-- locktime
| | | | | |-- mcast_solicit
| | | | | |-- proxy_delay
| | | | | |-- proxy_qlen
| | | | | |-- retrans_time
| | | | | |-- ucast_solicit
| | | | | `-- unres_qlen
| | | | |-- eth0
| | | | | |-- anycast_delay
| | | | | |-- app_solicit
| | | | | |-- base_reachable_time
| | | | | |-- delay_first_probe_time
| | | | | |-- gc_stale_time
| | | | | |-- locktime
| | | | | |-- mcast_solicit
| | | | | |-- proxy_delay
| | | | | |-- proxy_qlen
| | | | | |-- retrans_time
| | | | | |-- ucast_solicit
| | | | | `-- unres_qlen
| | | | |-- eth1
| | | | | |-- anycast_delay
| | | | | |-- app_solicit
| | | | | |-- base_reachable_time
| | | | | |-- delay_first_probe_time
| | | | | |-- gc_stale_time
| | | | | |-- locktime
| | | | | |-- mcast_solicit
| | | | | |-- proxy_delay
| | | | | |-- proxy_qlen
| | | | | |-- retrans_time
| | | | | |-- ucast_solicit
| | | | | `-- unres_qlen
| | | | `-- lo
| | | | |-- anycast_delay
| | | | |-- app_solicit
| | | | |-- base_reachable_time
| | | | |-- delay_first_probe_time
| | | | |-- gc_stale_time
| | | | |-- locktime
| | | | |-- mcast_solicit
| | | | |-- proxy_delay
| | | | |-- proxy_qlen
| | | | |-- retrans_time
| | | | |-- ucast_solicit
| | | | `-- unres_qlen
| | | |-- route
| | | | |-- error_burst
| | | | |-- error_cost
| | | | |-- flush
| | | | |-- gc_elasticity
| | | | |-- gc_interval
| | | | |-- gc_min_interval
| | | | |-- gc_thresh
| | | | |-- gc_timeout
| | | | |-- max_delay
| | | | |-- max_size
| | | | |-- min_adv_mss
| | | | |-- min_delay
| | | | |-- min_pmtu
| | | | |-- mtu_expires
| | | | |-- redirect_load
| | | | |-- redirect_number
| | | | `-- redirect_silence
| | | |-- tcp_abort_on_overflow
| | | |-- tcp_adv_win_scale
| | | |-- tcp_app_win
| | | |-- tcp_dsack
| | | |-- tcp_ecn
| | | |-- tcp_fack
| | | |-- tcp_fin_timeout
| | | |-- tcp_keepalive_intvl
| | | |-- tcp_keepalive_probes
| | | |-- tcp_keepalive_time
| | | |-- tcp_max_orphans
| | | |-- tcp_max_syn_backlog
| | | |-- tcp_max_tw_buckets
| | | |-- tcp_mem
| | | |-- tcp_orphan_retries
| | | |-- tcp_reordering
| | | |-- tcp_retrans_collapse
| | | |-- tcp_retries1
| | | |-- tcp_retries2
| | | |-- tcp_rfc1337
| | | |-- tcp_rmem
| | | |-- tcp_sack
| | | |-- tcp_stdurg
| | | |-- tcp_syn_retries
| | | |-- tcp_synack_retries
| | | |-- tcp_syncookies
| | | |-- tcp_timestamps
| | | |-- tcp_tw_recycle
| | | |-- tcp_window_scaling
| | | `-- tcp_wmem
| | `-- unix
| | `-- max_dgram_qlen
| |-- proc
| `-- vm
| |-- bdflush
| |-- kswapd
| |-- max-readahead
| |-- min-readahead
| |-- overcommit_memory
| |-- page-cluster
| `-- pagetable_cache
|-- sysvipc
| |-- msg
| |-- sem
| `-- shm
|-- tty
| |-- driver
| | `-- serial
| |-- drivers
| |-- ldisc
| `-- ldiscs
|-- uptime
`-- version
</pre>
<p>Dans ce dossier il y a aussi les Tâches qui utilisent le
PID comme nom de fichier (vous avez accès à toutes
les informations sur les Tâches, comme le chemin du fichier
binaire, la mémoire utilisée, etc...).</p>
<p>Ce qui est intéressant c'est que non seulement vous
pouvez voir les valeurs du noyau (par exemple, voir l'information
sur toute Tâche ou sur les options actives du réseau
de votre pile TCP/IP) mais vous pouvez aussi en modifier certaines,
typiquement ceux qui sont dans le dossier /proc/sys:</p>
<pre>
/proc/sys/
acpi
dev
debug
fs
proc
net
vm
kernel
</pre>
<h3>/proc/sys/kernel</h3>
<p>Suivent des valeurs du noyau très importantes et bien
connues, prêtes à être modifiées:</p>
<pre>
overflowgid
overflowuid
random
threads-max // Nombre maximum de fils, typiquement 16384
sysrq // hachage noyau: vous pouvez voir les valeurs du registre istant (istant) et plus
sem
msgmnb
msgmni
msgmax
shmmni
shmall
shmmax
rtsig-max
rtsig-nr
modprobe // emplacement fichier modprobe
printk
ctrl-alt-del
cap-bound
panic
domainname // nom de domaine de votre poste Linux
hostname // nom d'hôte de votre poste Linux
version // informations sur la date de compilation de votre noyau
osrelease // version du noyau (i.e. 2.4.5)
ostype // Linux!
</pre>
<h3>/proc/sys/net</h3>
<p>Il peut être considéré comme le sous-dossier
le plus utile de proc. Il vous parmet de changer des
paramètres très importants de la configuration
réseau de votre noyau.</p>
<pre>
core
ipv4
ipv6
unix
ethernet
802
</pre>
<h3>/proc/sys/net/core</h3>
<p>La liste suivante est la configuration générale du
réseau, comme netdev_max_backlog" (typiquement 300), la
longueur de tous les paquets réseau. Cette valeur peut
limiter la bande passante du réseau quand il reçoit
des paquets. Linux doit attendre pour programmer le temps de vider
les tampons (du aux mécanismes de la moitié d'en
bas), envirn 1000/HZ ms (Listed below are general net settings,
like "netdev_max_backlog" (typically 300), the length of all your
network packets. This value can limit your network bandwidth when
receiving packets, Linux has to wait up to scheduling time to flush
buffers (due to bottom half mechanism), about 1000/HZ ms)</p>
<pre>
300 * 100 = 30 000
packets HZ(Timeslice freq) packets/s
30 000 * 1000 = 30 M
packets average (Bytes/packet) throughput Bytes/s
</pre>
<p>Si vous voulez un plus gros débit, vous pouvez augmenter
netdev_max_backlog,en tapant:</p>
<pre>
echo 4000 > /proc/sys/net/core/netdev_max_backlog
</pre>
<p>Note: Attention à certaines valeurs HZ: sous certaines
architectures (comme alpha ou arm-tbox) c'est 1000, aussi vous
pouvez avoir un débit moyen de 300 Mo/s.</p>
<h3>/proc/sys/net/ipv4</h3>
<p>"ip_forward", active ou désactive la
réexpédition ou transmission ip (ip forwarding) dans
votre poste Linux. C'est une configuration générique
pour tous les périphériques, que vous pouvez
spécifier pour chaque périphérique que vous
choisissez.</p>
<h3>/proc/sys/net/ipv4/conf/interface</h3>
<p>Je pense que c'est l'entrée de /proc la plus utile, parce
qu'elle permet de modifier la configuration réseau pour
supporter les réseaux sans fils (voir <a href=
"http://www.bertolinux.com">Wireless-HOWTO</a> pour plus
d'informations, ou le guide pratique officiel Wireless-HOWTO).</p>
<p>Quelques exemples où vous pouvez utiliser ces
réglages:</p>
<ul>
<li>"forwarding", pour activer la réexpédition ip
pour votre interface</li>
<li>"proxy_arp", pour activer les éléments arp
interposés (proxy arp feature). Pour en savoir plus voir
Proxy arp HOWTO sur <a href="http://www.tldp.org">Linux
Documentation Project</a> et <a href=
"http://www.bertolinux.com">Wireless-HOWTO</a> ou le guide pratique
officiel, pour les Proxy arp qui utilisent les réseaux sans
fils.</li>
<li>"send_redirects" pour éviter que l'interface envoie
ICMP_REDIRECT (voir comme avant <a href=
"http://www.bertolinux.com">Wireless-HOWTO</a> ou le guide pratique
officiel pour en savoir plus).</li>
</ul>
<h2><a name="s6">6. Traitement MultiTâche Linux</a></h2>
<h2><a name="ss6.1">6.1 Vue d'ensemble</a></h2>
<p>Cette section va analyser les structures de données -- le
mécanisme utilisé pour contrôler
l'environnement de traitement multitâche sous Linux.</p>
<h3>États de Tâche</h3>
<p>Une Tâche Linux peut avoir (can be) un des états
suivants (selon [ include/linux.h ]):</p>
<ol>
<li>TASK_RUNNING, signifie qu'elle est dans "la liste prête"
("Ready List")</li>
<li>TASK_INTERRUPTIBLE, Tâche attendant un signal ou une
ressource (sommeil)</li>
<li>TASK_UNINTERRUPTIBLE, Tâche attendant une ressource
(sommeil), elle est dans la même "file d'attente
d'attente"</li>
<li>TASK_ZOMBIE, enfant de Tâche sans père</li>
<li>TASK_STOPPED, Tâche à corriger (task being
debugged)</li>
</ol>
<h3>Interaction Graphique</h3>
<pre>
______________ CPU Disponible ______________
| | ----------------> | |
| TASK_RUNNING | | Real Running |
|______________| <---------------- |______________|
CPU Occupée
| /|\
Attend | | Ressource
Ressource | | Disponible
\|/ |
______________________
| |
| TASK_INTERRUPTIBLE / |
| TASK-UNINTERRUPTIBLE |
|______________________|
Flot Multitâche Principal
</pre>
<h2><a name="ss6.2">6.2 Timeslice (glissement de temps)</a></h2>
<h3>Programmation PIT 8253</h3>
<p>Toutes les 10ms (selon la valeur de HZ) un IRQ0 se produit, qui
nous aide en environnement multitâche. Ce signal vient de PIC
8259 (en arch 386+) qui est relié à PIT 8253 avec une
horloge de 1,19318 mégahertz.</p>
<pre>
_____ ______ ______
| CPU |<------| 8259 |------| 8253 |
|_____| IRQ0 |______| |___/|\|
|_____ CLK 1.193.180 MHz
// From include/asm/param.h
#ifndef HZ
#define HZ 100
#endif
// From include/asm/timex.h
#define CLOCK_TICK_RATE 1193180 /* Underlying HZ */
// From include/linux/timex.h
#define LATCH ((CLOCK_TICK_RATE + HZ/2) / HZ) /* For divider */
// From arch/i386/kernel/i8259.c
outb_p(0x34,0x43); /* binary, mode 2, LSB/MSB, ch 0 */
outb_p(LATCH & 0xff , 0x40); /* LSB */
outb(LATCH >> 8 , 0x40); /* MSB */
</pre>
<p>Ainsi nous programmons 8253 (PIT, Programmable Interval Timer ou
Compteur à intervalle programmable) avec LATCH (VERROU) =
(1193180/hz) = 11931,8 quand HZ=100 (défaut). LATCH indique
le facteur divisant la fréquence.</p>
<p>LATCH = 11931,8 donne à 8253 (en sortie) une
fréquence de 1193180/11931,8 = 100 Hz, ainsi la
période = 10ms</p>
<p>Ainsi Timeslice = 1/hz.</p>
<p>Avec chaque Timeslice nous interrompons temporairement
l'exécution du processus courant (sans commutation de
Tâche), et nous faisons du ménage, après quoi
nous retournerons de nouveau à notre processus
précédent.</p>
<h3>Linux Timer (Compteur) IRQ ICA</h3>
<pre>
Linux Timer IRQ
IRQ 0 [Timer]
|
\|/
|IRQ0x00_interrupt // wrapper IRQ handler
|SAVE_ALL ---
|do_IRQ | wrapper routines
|handle_IRQ_event ---
|handler() -> timer_interrupt // registered IRQ 0 handler
|do_timer_interrupt
|do_timer
|jiffies++;
|update_process_times
|if (--counter <= 0) { // if time slice ended then
|counter = 0; // reset counter
|need_resched = 1; // prepare to reschedule
|}
|do_softirq
|while (need_resched) { // if necessary
|schedule // reschedule
|handle_softirq
|}
|RESTORE_ALL
</pre>
<p>Des fonctions peuvent être trouvées sous:</p>
<ul>
<li>IRQ0x00_interrupt, SAVE_ALL [include/asm/hw_irq.h]</li>
<li>do_IRQ, handle_IRQ_event [arch/i386/kernel/irq.c]</li>
<li>timer_interrupt, do_timer_interrupt
[arch/i386/kernel/time.c]</li>
<li>do_timer, update_process_times [kernel/timer.c]</li>
<li>do_softirq [kernel/soft_irq.c]</li>
<li>RESTORE_ALL, while loop [arch/i386/kernel/entry.S]</li>
</ul>
<p>Notes:</p>
<ol>
<li>La fonction "IRQ0x00_interrupt" (comme d'autres
IRQ0xXY_interrupt) est directement dirigée par IDT
(Interrupt Descriptor Table ou Tableau de descripteur
d'interruption, semblable au Real Mode Interrupt Vector Table, voir
chap 11), ainsi CHAQUE interruption arrivant au processeur est
contrôlée par la routine "IRQ0x#NR_interrupt",
où #NR est le numéro d'interruption. Nous nous
référons à elle en tant que "gestionnaire
d'irq d'emballage" ("wrapper irq handler").</li>
<li>des routines d'emballage sont exécutées, comme
"do_IRQ","handle_IRQ_event" [arch/i386/kernel/irq.c].</li>
<li>Après ceci, la main est passée à la
routine IRQ officielle (pointée par "handler()"),
précédemment enregistré avec "request_irq"
[arch/i386/kernel/irq.c], dans ce cas "timer_interrupt"
[arch/i386/kernel/time.c].</li>
<li>la routine "timer_interrupt" [arch/i386/kernel/time.c] est
exécutée, et quand elle se termine,</li>
<li>le contrôle revient à des routines assembleur
[arch/i386/kernel/entry.S].</li>
</ol>
<p>Description:</p>
<p>Pour gérer le Multitâche, Linux (comme chaque autre
Unix) utilise un ''compteur'' variable pour suivre combien de CPU
(processeur) a été utilisée par la
Tâche. Ainsi, à chaque IRQ 0, le compteur est
décrémenté (point 4) et, quand il atteint 0,
nous devons commuter la Tâche de gérer le temps
partagé (point 4 la variable "need_resched" est mise
à 1, puis, au point 5 les routines assembleur
contrôlent "need_resched" et appellent, si besoin, "le
programme" [kernel/sched.c]).</p>
<h2><a name="ss6.3">6.3 Programmateur</a></h2>
<p>Le programmateur est le bout de code qui choisit quelle
Tâche doit être exécutée à un
moment donné (chooses what Task has to be executed at a
given time).</p>
<p>A chaque fois que vous devez changer la Tâche courante,
choisissez un candidat. Ci-dessous il y a la fonction ''programme
[kernel/sched.c]''.</p>
<pre>
|schedule
|do_softirq // manages post-IRQ work
|for each task
|calculate counter
|prepare_to__switch // does anything
|switch_mm // change Memory context (change CR3 value)
|switch_to (assembler)
|SAVE ESP
|RESTORE future_ESP
|SAVE EIP
|push future_EIP *** push parameter as we did a call
|jmp __switch_to (it does some TSS work)
|__switch_to()
..
|ret *** ret from call using future_EIP in place of call address
new_task
</pre>
<h2><a name="ss6.4">6.4 Moitié inférieure, files
d'attente de Tâche et Tasklets</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>En Unix classique, quand un IRQ se produit (par un
périphérique), Unix fait la "commutation de
Tâche" pour interroger la Tâche qui a demandé le
périphérique.</p>
<p>Pour améliorer les performances, Linux peut remettre le
travail non urgent à plus tard, pour mieux gérer la
grande vitesse des évènements.</p>
<p>Ce dispositif est géré depuis le noyau 1.x par "la
moitié inférieure" (BH pour Bottom Half). Le
gestionnaire d'irq "marque" une moitié inférieure,
pour être exécuté plus tard, le temps de
programmé (scheduling time).</p>
<p>Dans les derniers noyaus il y a une "queue de tâche" qui
est plus dynamique que BH et il y a aussi une petite tâche
("tasklet") pour gérer les environnements
multiprocesseur.</p>
<p>Le schéma BH est:</p>
<ol>
<li>Déclaration</li>
<li>Marque</li>
<li>Exécution</li>
</ol>
<h3>Déclaration</h3>
<pre>
#define DECLARE_TASK_QUEUE(q) LIST_HEAD(q)
#define LIST_HEAD(name) \
struct list_head name = LIST_HEAD_INIT(name)
struct list_head {
struct list_head *next, *prev;
};
#define LIST_HEAD_INIT(name) { &(name), &(name) }
''DECLARE_TASK_QUEUE'' [include/linux/tqueue.h, include/linux/list.h]
</pre>
<p>La macro "DECLARE_TASK_QUEUE(q)" est utilisée pour
déclarer une structure appelée file d'attente de
tâche qui gère "q" (managing task queue).</p>
<h3>Marque</h3>
<p>Voici le schéma Ica pour la fonction "mark_bh"
[include/linux/interrupt.h]:</p>
<pre>
|mark_bh(NUMBER)
|tasklet_hi_schedule(bh_task_vec + NUMBER)
|insert into tasklet_hi_vec
|__cpu_raise_softirq(HI_SOFTIRQ)
|soft_active |= (1 << HI_SOFTIRQ)
''mark_bh''[include/linux/interrupt.h]
</pre>
<p>Par exemple, quand un gestionnaire d'IRQ veut "remettre" du
travail, il ferait "mark_bh(NOMBRE)", où NOMBRE est un BH
déclaré (voir la section
précédente).</p>
<h3>Exécution</h3>
<p>Nous pouvons voir ceci appelé par la fonction "do_IRQ"
[arch/i386/kernel/irq.c]:</p>
<pre>
|do_softirq
|h->action(h)-> softirq_vec[TASKLET_SOFTIRQ]->action -> tasklet_action
|tasklet_vec[0].list->func
</pre>
<p>"h->action(h);" est la fonction qui a été
précédemment alignée.</p>
<h2><a name="ss6.5">6.5 Routines de très bas niveau</a></h2>
<p>set_intr_gate</p>
<p>set_trap_gate</p>
<p>set_task_gate (non utilisé).</p>
<p>(*interrupt)[NR_IRQS](void) = { IRQ0x00_interrupt,
IRQ0x01_interrupt, ..}</p>
<p>NR_IRQS = 224 [kernel 2.4.2]</p>
<h2><a name="ss6.6">6.6 Commutation de Tâche</a></h2>
<h3>Quand la commutation de Tâche se passe-t-elle?</h3>
<p>Maintenant nous allons voir comment le noyau de Linux permute
d'une Tâche à l'autre.</p>
<p>La permutation de Tâche est nécessaire dans
beaucoup de cas, comme le suivant:</p>
<ul>
<li>quand TimeSlice finit, nous devons donner accès à
d'autres Tâches</li>
<li>quand une Tâche décide d'accéder à
une ressource, elle dort en l'attendant, ainsi nous devons choisir
une autre tâche</li>
<li>quand une Tâche attend une tube, nous devons donner
accès à une autre Tâche, qui écrirait
dans la tube</li>
</ul>
<h3>Commutation de Tâche</h3>
<pre>
TASK SWITCHING TRICK
#define switch_to(prev,next,last) do { \
asm volatile("pushl %%esi\n\t" \
"pushl %%edi\n\t" \
"pushl %%ebp\n\t" \
"movl %%esp,%0\n\t" /* save ESP */ \
"movl %3,%%esp\n\t" /* restore ESP */ \
"movl $1f,%1\n\t" /* save EIP */ \
"pushl %4\n\t" /* restore EIP */ \
"jmp __switch_to\n" \
"1:\t" \
"popl %%ebp\n\t" \
"popl %%edi\n\t" \
"popl %%esi\n\t" \
:"=m" (prev->thread.esp),"=m" (prev->thread.eip), \
"=b" (last) \
:"m" (next->thread.esp),"m" (next->thread.eip), \
"a" (prev), "d" (next), \
"b" (prev)); \
} while (0)
</pre>
<p>L'astuce c'est:</p>
<ol>
<li>''pushl %4'' qui met future_EIP dans la pile</li>
<li>''jmp __switch_to'' qui exécute la
fonction''__switch_to'', mais au contraire de ''call'' nous
reviendrons à la valeur suivante (to valued pushed in point
1) du poiint 1 (donc une nouvelle tâche!)</li>
</ol>
<pre>
U S E R M O D E K E R N E L M O D E
| | | | | | | |
| | | | Timer | | | |
| | | Normal | IRQ | | | |
| | | Exec |------>|Timer_Int.| | |
| | | | | | .. | | |
| | | \|/ | |schedule()| | Task1 Ret|
| | | | |_switch_to|<-- | Address |
|__________| |__________| | | | | |
| | |S | |
Task1 Data/Stack Task1 Code | | |w | |
| | T|i | |
| | a|t | |
| | | | | | s|c | |
| | | | Timer | | k|h | |
| | | Normal | IRQ | | |i | |
| | | Exec |------>|Timer_Int.| |n | |
| | | | | | .. | |g | |
| | | \|/ | |schedule()| | | Task2 Ret|
| | | | |_switch_to|<-- | Address |
|__________| |__________| |__________| |__________|
Task2 Data/Stack Task2 Code Kernel Code Kernel Data/Stack
</pre>
<h2><a name="ss6.7">6.7 Fourche</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>La fourche est utilisée pour créer une autre
Tâche. Nous commençons par une Tâche Parent, et
nous copions plusieurs structures de données vers l'Enfant
de la Tâche.</p>
<pre>
| |
| .. |
Task Parent | |
| | | |
| fork |---------->| CREATE |
| | /| NEW |
|_________| / | TASK |
/ | |
--- / | |
--- / | .. |
/ | |
Task Child /
| | /
| fork |<-/
| |
|_________|
Fork SysCall
</pre>
<h3>Ce qui n'est pas copié</h3>
<p>La nouvelle Tâche juste créée (''Enfant de
Tâche '') est presque égale au parent (''Parent de
Tâche''), il y a seulement quelques différences:</p>
<ol>
<li>évidemment le PID</li>
<li>l'enfant ''fork()'' renverra 0, alors que le parent ''fork()
''renverra le PID de la Tâche Enfant, pour les distinguer en
Mode Utilisateur</li>
<li>Toutes les pages de données de l'enfant sont
marquées ''LECTURE + EXÉCUTION'', aucune
"ÉCRITURE'' (tandis que le parent a droit d'ÉCRITURE
sur ses propres pages) ainsi, quand une demande d'écriture
se produit, une exception de ''Faute de page'' est
générée qui créera une nouvelle page
indépendante: ce mécanisme s'appelle ''Copy on
Write'' (copie sur écriture) (voir Chap.10).</li>
</ol>
<h3>Fourche ICA</h3>
<pre>
|sys_fork
|do_fork
|alloc_task_struct
|__get_free_pages
|p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE
|copy_flags
|p->pid = get_pid
|copy_files
|copy_fs
|copy_sighand
|copy_mm // should manage CopyOnWrite (I part)
|allocate_mm
|mm_init
|pgd_alloc -> get_pgd_fast
|get_pgd_slow
|dup_mmap
|copy_page_range
|ptep_set_wrprotect
|clear_bit // set page to read-only
|copy_segments // For LDT
|copy_thread
|childregs->eax = 0
|p->thread.esp = childregs // child fork returns 0
|p->thread.eip = ret_from_fork // child starts from fork exit
|retval = p->pid // parent fork returns child pid
|SET_LINKS // insertion of task into the list pointers
|nr_threads++ // Global variable
|wake_up_process(p) // Now we can wake up just created child
|return retval
fork ICA
</pre>
<ul>
<li>sys_fork [arch/i386/kernel/process.c]</li>
<li>do_fork [kernel/fork.c]</li>
<li>alloc_task_struct [include/asm/processor.c]</li>
<li>__get_free_pages [mm/page_alloc.c]</li>
<li>get_pid [kernel/fork.c]</li>
<li>copy_files</li>
<li>copy_fs</li>
<li>copy_sighand</li>
<li>copy_mm</li>
<li>allocate_mm</li>
<li>mm_init</li>
<li>pgd_alloc -> get_pgd_fast [include/asm/pgalloc.h]</li>
<li>get_pgd_slow</li>
<li>dup_mmap [kernel/fork.c]</li>
<li>copy_page_range [mm/memory.c]</li>
<li>ptep_set_wrprotect [include/asm/pgtable.h]</li>
<li>clear_bit [include/asm/bitops.h]</li>
<li>copy_segments [arch/i386/kernel/process.c]</li>
<li>copy_thread</li>
<li>SET_LINKS [include/linux/sched.h]</li>
<li>wake_up_process [kernel/sched.c]</li>
</ul>
<h3>Copy on Write (Copie sur Ecriture)</h3>
<p>Pour implémenter la Copie sur Ecriture pour Linux:</p>
<ol>
<li>Marquez toutes les pages copiées en lecture-seule,
entraînant une Faute de Page quand une Tâche essaye d'y
écrire.</li>
<li>Le gestionnaire de Faute de page cré une nouvelle
page.</li>
</ol>
<pre>
| Page
| Fault
| Exception
|
|
-----------> |do_page_fault
|handle_mm_fault
|handle_pte_fault
|do_wp_page
|alloc_page // Alloue une nouvelle page
|break_cow
|copy_cow_page // Copie l'ancienne page vers une nouvelle
|establish_pte // reconfigure les pointeurs de la Table de Page
|set_pte
Page Fault ICA
</pre>
<ul>
<li>do_page_fault [arch/i386/mm/fault.c]</li>
<li>handle_mm_fault [mm/memory.c]</li>
<li>handle_pte_fault</li>
<li>do_wp_page</li>
<li>alloc_page [include/linux/mm.h]</li>
<li>break_cow [mm/memory.c]</li>
<li>copy_cow_page</li>
<li>establish_pte</li>
<li>set_pte [include/asm/pgtable-3level.h]</li>
</ul>
<h2><a name="s7">7. Gestion de Mémoire de Linux</a></h2>
<h2><a name="ss7.1">7.1 Vue d'ensemble</a></h2>
<p>Linux utilise segmentation + pagination, ce qui simplifie la
notation.</p>
<h3>Segments</h3>
<p>Linux utilise seulement 4 segments:</p>
<ul>
<li>2 segments (code and data/stack ou code et donnée/pile)
pour l'ESPACE NOYAU de [0xC000 0000] (3 Go) à [0xFFFF FFFF]
(4 Go)</li>
<li>2 segments (code et donnée/pile) pour l'ESPACE
UTILISATEUR de [0] (0 Go) à [0xBFFF FFFF] (3 Go)</li>
</ul>
<pre>
__
4 Go--->| | |
| Noyau | | Espace Noyau (Code + Donnée/Pile)
| | __|
3 Go--->|----------------| __
| | |
| | |
2 Go--->| | |
| Tâche | | Espace Utilisateur (Code + Donnée/Pile)
| | |
1 Go--->| | |
| | |
|________________| __|
0x00000000
Adresses Linéaires Noyau/Utilisateur
</pre>
<h2><a name="ss7.2">7.2 Implémentation i386
spécifique</a></h2>
<p>A nouveau, Linux implémente la Pagination en utilisant 3
Niveaux de Pagination, mais dans l'architecture i386 seulement 2
d'entre elles sont vraiment utilisées:</p>
<pre>
------------------------------------------------------------------
A D R E S S E L I N E A I R E
------------------------------------------------------------------
\___/ \___/ \_____/
PD offset PF offset Frame offset
[10 bits] [10 bits] [12 bits]
| | |
| | ----------- |
| | | Value |----------|---------
| | | | |---------| /|\ | |
| | | | | | | | |
| | | | | | | Frame offset |
| | | | | | \|/ |
| | | | |---------|<------ |
| | | | | | | |
| | | | | | | x 4096 |
| | | PF offset|_________|------- |
| | | /|\ | | |
PD offset |_________|----- | | | _________|
/|\ | | | | | | |
| | | | \|/ | | \|/
_____ | | | ------>|_________| PHYSICAL ADDRESS
| | \|/ | | x 4096 | |
| CR3 |-------->| | | |
|_____| | ....... | | ....... |
| | | |
Dossier Page Fichier Page
Pagination Linux i386
</pre>
<h2><a name="ss7.3">7.3 Traçage Mémoire</a></h2>
<p>Linux gère le Contrôle d'Accès seulement
avec des paginations, ainsi les différentes Tâches
auront les mêmes adresses de segment, mais un CR3
différent (registre utilisé pour stocker l'Adresse de
Page du Dossier), pointant vers une Page différente.</p>
<p>En Mode Utilisateur une Tâche ne peut pas dépasser
la limite de 3 Go (0 x C0 00 00 00), ainsi seulement les 768
premières entrées de répertoire de page sont
significative (768*4mb = 3Go).</p>
<p>Quand une Tâche passe en Mode Noyau (par Appel System ou
par IRQ) d'autres entrées de répertoire de 256 pages
deviennent importantes, et elles pointent vers les mêmes
fichiers de page que toutes autres Tâches (qui sont les
même que le noyau).</p>
<p>Notez que l'Espace Linéaire du Noyau (et seulement du
noyau) est égal à l'Espace Physique du Noyau,
ainsi:</p>
<pre>
________________ _____
|Other KernelData|___ | | |
|----------------| | |__| |
| Kernel |\ |____| Real Other |
3 GB --->|----------------| \ | Kernel Data |
| |\ \ | |
| __|_\_\____|__ Real |
| Tasks | \ \ | Tasks |
| __|___\_\__|__ Space |
| | \ \ | |
| | \ \|----------------|
| | \ |Real KernelSpace|
|________________| \|________________|
Adresses Logiques Adresses Physiques
</pre>
<p>L'Espace Linéaire du Noyau correspond à l'Espace
Physique du Noyau transféré 3 Go plus bas (translated
3GB down) (en fait les tables de page sont quelque chose comme {
"00000000", "00000001" }, ainsi elles n'effectuent aucune
virtualisation, elles reportent seulement des adresses physiques
qu'elles prennent des linéaires).</p>
<p>Notez que vous n'aurez pas un "conflit d'adresses" entre les
espaces Noyau et Utilisateur parce que nous pouvons gérer
des adresses physiques avec les Tableaux de Page.</p>
<h2><a name="ss7.4">7.4 Attribution de mémoire de bas
niveau</a></h2>
<h3>Initialisation du Démarrage</h3>
<p>Nous commençons à partir du kmem_cache_init
(lancé par start_kernel [ init/main.c ] au
démarrage).</p>
<pre>
|kmem_cache_init
|kmem_cache_estimate
</pre>
<p>kmem_cache_init [mm/slab.c]</p>
<p>kmem_cache_estimate</p>
<p>Maintenant nous continuons avec mem_init (également
lancé par start_kernel[init/main.c ])</p>
<pre>
|mem_init
|free_all_bootmem
|free_all_bootmem_core
</pre>
<p>mem_init [arch/i386/mm/init.c]</p>
<p>free_all_bootmem [mm/bootmem.c]</p>
<p>free_all_bootmem_core</p>
<h3>Allocation du temps d'exécution</h3>
<p>Sous Linux, quand nous voulons allouer de la mémoire, par
exemple pendant le mécanisme "copy_on_write" (voir Chap.10),
nous appelons:</p>
<pre>
|copy_mm
|allocate_mm = kmem_cache_alloc
|__kmem_cache_alloc
|kmem_cache_alloc_one
|alloc_new_slab
|kmem_cache_grow
|kmem_getpages
|__get_free_pages
|alloc_pages
|alloc_pages_pgdat
|__alloc_pages
|rmqueue
|reclaim_pages
</pre>
<p>Les fonctions peuvent être trouvées ci-dessous:</p>
<ul>
<li>copy_mm [kernel/fork.c]</li>
<li>allocate_mm [kernel/fork.c]</li>
<li>kmem_cache_alloc [mm/slab.c]</li>
<li>__kmem_cache_alloc</li>
<li>kmem_cache_alloc_one</li>
<li>alloc_new_slab</li>
<li>kmem_cache_grow</li>
<li>kmem_getpages</li>
<li>__get_free_pages [mm/page_alloc.c]</li>
<li>alloc_pages [mm/numa.c]</li>
<li>alloc_pages_pgdat</li>
<li>__alloc_pages [mm/page_alloc.c]</li>
<li>rm_queue</li>
<li>reclaim_pages [mm/vmscan.c]</li>
</ul>
<p>TODO: Comprendre les Zones</p>
<h2><a name="ss7.5">7.5 Échange (Swap ou
glissement)</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>L'échange est géré par le service kswapd
(fil du noyau).</p>
<h3>kswapd</h3>
<p>Comme d'autres fils du noyau, le kswapd a une boucle principale
qui attend de se réveiller.</p>
<pre>
|kswapd
|// initialization routines
|for (;;) { // Main loop
|do_try_to_free_pages
|recalculate_vm_stats
|refill_inactive_scan
|run_task_queue
|interruptible_sleep_on_timeout // on dort en attendant une nouvelle demande d'échange
|}
</pre>
<ul>
<li>kswapd [mm/vmscan.c]</li>
<li>do_try_to_free_pages</li>
<li>recalculate_vm_stats [mm/swap.c]</li>
<li>refill_inactive_scan [mm/vmswap.c]</li>
<li>run_task_queue [kernel/softirq.c]</li>
<li>interruptible_sleep_on_timeout [kernel/sched.c]</li>
</ul>
<h3>Quand avons-nous besoin d'échanger?</h3>
<p>L'échange est nécessaire quand nous devons
accéder à une page qui n'est pas en mémoire
physique.</p>
<p>Linux utilise le fil du noyau ''kswapd'' pour ce faire. Quand la
Tâche reçoit une faute d'exception de page nous
faisons ce qui suit:</p>
<pre>
| Faute d'Execption de Page
| causée par toutes ces conditions:
| a-) Page Utilisateur
| b-) Accès lecture ou écriture
| c-) Page non présente
|
|
-----------> |do_page_fault
|handle_mm_fault
|pte_alloc
|pte_alloc_one
|__get_free_page = __get_free_pages
|alloc_pages
|alloc_pages_pgdat
|__alloc_pages
|wakeup_kswapd // Nous réveillons le fil de noyau kswapd
Page Fault ICA
</pre>
<ul>
<li>do_page_fault [arch/i386/mm/fault.c]</li>
<li>handle_mm_fault [mm/memory.c]</li>
<li>pte_alloc</li>
<li>pte_alloc_one [include/asm/pgalloc.h]</li>
<li>__get_free_page [include/linux/mm.h]</li>
<li>__get_free_pages [mm/page_alloc.c]</li>
<li>alloc_pages [mm/numa.c]</li>
<li>alloc_pages_pgdat</li>
<li>__alloc_pages</li>
<li>wakeup_kswapd [mm/vmscan.c]</li>
</ul>
<h2><a name="s8">8. Réseau Linux Linux Networking</a></h2>
<h2><a name="ss8.1">8.1 Comment le réseau Linux est-il
géré?</a></h2>
<p>Il existe un pilote de périphérique pour chaque
type de NIC. De l'intérieur, Linux appellera TOUJOURS une
routine standard de haut niveau: "netif_rx [net/core/dev.c]", qui
contrôlera à quel protocole de niveau 3 le cadre
appartient, et il appellera la bonne fonction de niveau 3 (ainsi
nous utiliserons un pointeur vers la fonction pour
déterminer laquelle est la bonne). (There exists a device
driver for each kind of NIC. Inside it, Linux will ALWAYS call a
standard high level routing: "netif_rx [net/core/dev.c]", which
will controls what 3 level protocol the frame belong to, and it
will call the right 3 level function (so we'll use a pointer to the
function to determine which is right).</p>
<h2><a name="ss8.2">8.2 Exemple TCP</a></h2>
<p>Nous allons voir maintenant un exemple de ce qui se produit
quand nous envoyons un paquet TCP à Linux, à partir
de l'appel ''netif_rx [net/core/dev.c] ''.</p>
<h3>Gestion d'interruption: "netif_rx"</h3>
<pre>
|netif_rx
|__skb_queue_tail
|qlen++
|* simple pointer insertion *
|cpu_raise_softirq
|softirq_active(cpu) |= (1 << NET_RX_SOFTIRQ) // met l'octet NET_RX_SOFTIRQ dans le vecteur BH
</pre>
<p>Fonctions:</p>
<ul>
<li>__skb_queue_tail [include/linux/skbuff.h]</li>
<li>cpu_raise_softirq [kernel/softirq.c]</li>
</ul>
<h3>Gestion de Post Interruption: "net_rx_action"</h3>
<p>Une fois que l'interaction d'IRQ est finie, nous devons suivre
la prochaine partie de la vie du cadre et examiner ce que fait
NET_RX_SOFTIRQ.</p>
<p>Nous appellerons ensuite ''net_rx_action [net/core/dev.c]''
selon "net_dev_init [net/core/dev.c]".</p>
<pre>
|net_rx_action
|skb = __skb_dequeue (the exact opposite of __skb_queue_tail)
|for (ptype = first_protocol; ptype < max_protocol; ptype++) // Determine
|if (skb->protocol == ptype) // what is the network protocol
|ptype->func -> ip_rcv // according to ''struct ip_packet_type [net/ipv4/ip_output.c]''
**** MAINTENANT NOUS SAVONS QUEL PAQUET EST IP ****
|ip_rcv
|NF_HOOK (ip_rcv_finish)
|ip_route_input // cherche dans la table de routage pour déterminer la fonction à appeler
|skb->dst->input -> ip_local_deliver // selon la précédente vérification de la table de routage, la destination est la machine locale
|ip_defrag // rassemble les fragments IP
|NF_HOOK (ip_local_deliver_finish)
|ipprot->handler -> tcp_v4_rcv // selon ''tcp_protocol [include/net/protocol.c]''
**** MAINTENANT NOUS SAVONS QUEL PAQUET EST TCP ****
|tcp_v4_rcv
|sk = __tcp_v4_lookup
|tcp_v4_do_rcv
|switch(sk->state)
*** Le paquet peut être envoyé à la tâche qui utilise une connexion (socket) relative ***
|case TCP_ESTABLISHED:
|tcp_rcv_established
|__skb_queue_tail // enfile le packet vers la connexion
|sk->data_ready -> sock_def_readable
|wake_up_interruptible
*** Le packet est toujours pris en main par le 3-way TCP handshake ***
|case TCP_LISTEN:
|tcp_v4_hnd_req
|tcp_v4_search_req
|tcp_check_req
|syn_recv_sock -> tcp_v4_syn_recv_sock
|__tcp_v4_lookup_established
|tcp_rcv_state_process
*** 3-Way TCP Handshake ***
|switch(sk->state)
|case TCP_LISTEN: // We received SYN
|conn_request -> tcp_v4_conn_request
|tcp_v4_send_synack // Send SYN + ACK
|tcp_v4_synq_add // set SYN state
|case TCP_SYN_SENT: // we received SYN + ACK
|tcp_rcv_synsent_state_process
tcp_set_state(TCP_ESTABLISHED)
|tcp_send_ack
|tcp_transmit_skb
|queue_xmit -> ip_queue_xmit
|ip_queue_xmit2
|skb->dst->output
|case TCP_SYN_RECV: // We received ACK
|if (ACK)
|tcp_set_state(TCP_ESTABLISHED)
</pre>
<p>Fonctions ci-dessous:</p>
<ul>
<li>net_rx_action [net/core/dev.c]</li>
<li>__skb_dequeue [include/linux/skbuff.h]</li>
<li>ip_rcv [net/ipv4/ip_input.c]</li>
<li>NF_HOOK -> nf_hook_slow [net/core/netfilter.c]</li>
<li>ip_rcv_finish [net/ipv4/ip_input.c]</li>
<li>ip_route_input [net/ipv4/route.c]</li>
<li>ip_local_deliver [net/ipv4/ip_input.c]</li>
<li>ip_defrag [net/ipv4/ip_fragment.c]</li>
<li>ip_local_deliver_finish [net/ipv4/ip_input.c]</li>
<li>tcp_v4_rcv [net/ipv4/tcp_ipv4.c]</li>
<li>__tcp_v4_lookup</li>
<li>tcp_v4_do_rcv</li>
<li>tcp_rcv_established [net/ipv4/tcp_input.c]</li>
<li>__skb_queue_tail [include/linux/skbuff.h]</li>
<li>sock_def_readable [net/core/sock.c]</li>
<li>wake_up_interruptible [include/linux/sched.h]</li>
<li>tcp_v4_hnd_req [net/ipv4/tcp_ipv4.c]</li>
<li>tcp_v4_search_req</li>
<li>tcp_check_req</li>
<li>tcp_v4_syn_recv_sock</li>
<li>__tcp_v4_lookup_established</li>
<li>tcp_rcv_state_process [net/ipv4/tcp_input.c]</li>
<li>tcp_v4_conn_request [net/ipv4/tcp_ipv4.c]</li>
<li>tcp_v4_send_synack</li>
<li>tcp_v4_synq_add</li>
<li>tcp_rcv_synsent_state_process [net/ipv4/tcp_input.c]</li>
<li>tcp_set_state [include/net/tcp.h]</li>
<li>tcp_send_ack [net/ipv4/tcp_output.c]</li>
</ul>
<p>Description:</p>
<ul>
<li>D'abord nous déterminons le type de protocole (IP, puis
TCP)</li>
<li>NF_hook (fonction) est une routine d'emballage (wrapper) qui
gère d'abord le filtre réseau (par exemple mur de
feu), puis lui appelle la ''fonction''.</li>
<li>Après que nous contrôlions 3-way TCP Handshake qui
se compose de:</li>
</ul>
<pre>
SERVEUR (ECOUTE) CLIENT (CONNECTING)
SYN
<-------------------
SYN + ACK
------------------->
ACK
<-------------------
3-Way TCP handshake
</pre>
<ul>
<li>À la fin que nous devons seulement lancer
"tcp_rcv_established [net/ipv4/tcp_input.c]" qui donne le paquet
à la connexion utilisateur et le réveille.</li>
</ul>
<h2><a name="s9">9. Système de fichier Linux</a></h2>
<p>TODO</p>
<h2><a name="s10">10. Trucs utiles</a></h2>
<h2><a name="ss10.1">10.1 Pile et tas (Stack and Heap)</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>Ici nous regardons comment la "pile" et le "tas" sont
alloués en mémoire</p>
<h3>Allocation mémoire</h3>
<pre>
FF.. | | <-- bas de la pile
/|\ | | |
valeurs| | | | pile
élevées| | | \|/ grandit
| |
XX.. | | <-- haut de la pile [Pointeur de pile]
| |
| |
| |
00.. |_________________| <-- fin de pile [Segment de pile]
Pile
</pre>
<p>Les valeurs d'adresse de mémoire commencent à 00.
(qui est aussi là où le Segment de Pile commence) et
ils vont jusqu'à la valeur FF..</p>
<p>XX.. est la valeur réelle du pointeur de pile.</p>
<p>La pile est utilisée par les fonctions pour:</p>
<ol>
<li>les variables globales</li>
<li>les variables locales</li>
<li>l'adresse de retour</li>
</ol>
<p>Par exemple, pour une fonction classique:</p>
<pre>
|int foo_function (parameter_1, parameter_2, ..., parameter_n) {
|variable_1 declaration;
|variable_2 declaration;
..
|variable_n declaration;
|// Body function
|dynamic variable_1 declaration;
|dynamic variable_2 declaration;
..
|dynamic variable_n declaration;
|// Le code est à l'intérieur du Segment Code, pas le segment Donnée/Pile!
|return (ret-type) value; // souvent c'est à l'intérieur d'un registre, pour l'i386 le registre eax est utilisé.
|}
nous avons
| |
| 1. parameter_1 pushed | \
P | 2. parameter_2 pushed | | Avant
I | ................... | | l'appel
L | n. parameter_n pushed | /
E | ** Return address ** | -- Appel
| 1. local variable_1 | \
| 2. local variable_2 | | Après
| ................. | | l'appel
| n. local variable_n | /
| |
... ... Pile
... ... libre
| |
T | n. dynamic variable_n | \
A | ................... | | Alloué par
S | 2. dynamic variable_2 | | malloc & kmalloc
| 1. dynamic variable_1 | /
|_______________________|
Usage typique de la pile
Note: l'ordre des variables peut être différent selon l'architecture du matériel.
</pre>
<h2><a name="ss10.2">10.2 Application vs Processus</a></h2>
<h3>Définition basse</h3>
<p>Nous devons distinguer 2 concepts:</p>
<ul>
<li>Application: c'est le code utile que nous voulons
exécuter</li>
<li>Processus: c'est l'IMAGE en mémoire de l'application
(elle dépend de la stratégie mémoire
utilisée, de la segmentation et/ou de la Pagination).</li>
</ul>
<p>Souvent le Processus s'appelle également Tâche ou
Fil.</p>
<h2><a name="ss10.3">10.3 Bloquages (Locks)</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>2 genre de serrures:</p>
<ol>
<li>intraCPU</li>
<li>interCPU</li>
</ol>
<h2><a name="ss10.4">10.4 Copy_on_write</a></h2>
<p>Copy_on_write est un mécanisme utilisé pour
réduire l'utilisation de mémoire. Il remet
l'allocation mémoire à plus tard de mémoire
jusqu'à ce que la mémoire soit vraiment
nécessaire.</p>
<p>Par exemple, quand une Tâche exécute l'Appel
Système "fork()" (pour créer une autre Tâche),
nous utilisons toujours les mêmes pages de mémoire que
le parent, en mode lecture seule. Quand une Tâche
ÉCRIT dans la page, elle cause une exception et la page est
copiée et marquée "rw" (lecture,
écriture).</p>
<pre>
1-) la page X est partagée entre la Tâche parent et la Tâche enfant
Tâche Parent
| | Accès RO ______
| |---------->|Page X|
|_________| |______|
/|\
|
Têche Enfant |
| | Accès RO |
| |----------------
|_________|
2-) Write request
Task Parent
| | Accès RO ______
| |---------->|Page X| Trying to write
|_________| |______|
/|\
|
Task Child |
| | Accès RO |
| |----------------
|_________|
3-) Final Configuration: Either Task Parent and Task Child have an independent copy of the Page, X and Y
Task Parent
| | Accès RW ______
| |---------->|Page X|
|_________| |______|
Task Child
| | Accès RW ______
| |---------->|Page Y|
|_________| |______|
</pre>
<h2><a name="s11">11. Détails spécifiques
80386</a></h2>
<h2><a name="ss11.1">11.1 Procédure de
démarrage</a></h2>
<pre>
bbootsect.s [arch/i386/boot]
setup.S (+video.S)
head.S (+misc.c) [arch/i386/boot/compressed]
start_kernel [init/main.c]
</pre>
<h2><a name="ss11.2">11.2 Descripteurs 80386 (et plus)</a></h2>
<h3>Vue d'ensemble</h3>
<p>Les descripteurs sont des structure de données
utilisées par le microprocesseur Intel i386+ pour rendre la
mémoire virtuelle.</p>
<h3>Types de descripteurs</h3>
<ul>
<li>GDT (Table Globale de Descripteur)</li>
<li>LDT (Table Locale de Descripteur)</li>
<li>IDT (Table de Descripteur d'Interruption)</li>
</ul>
<h2><a name="s12">12. IRQ</a></h2>
<h2><a name="ss12.1">12.1 Vue d'ensemble</a></h2>
<p>IRQ est un signal asyncrone envoyé au microprocesseur
pour annoncer qu'une requête est complétée</p>
<h2><a name="ss12.2">12.2 Schéma d'interaction</a></h2>
<pre>
|<--> IRQ(0) [Timer]
|<--> IRQ(1) [Device 1]
| ..
|<--> IRQ(n) [Device n]
_____________________________|
/|\ /|\ /|\
| | |
\|/ \|/ \|/
Tâche(1) Tâche(2) .. Tâche(N)
IRQ - Schéma d'Interaction de Tâches
</pre>
<h3>Que se produit?</h3>
<p>Un SE typique utilise beaucoup de signaux IRQ pour interrompre
l'exécution normale de processus et fait le ménage.
Ainsi:</p>
<ol>
<li>IRQ (i) se produit et Tâche(j) est interrompue</li>
<li>IRQ(i)_handler est exécuté</li>
<li>le contrôle revient à la Tâche(j)
interrompue</li>
</ol>
<p>Sous Linux, quand un IRQ survient, d'abord la routine
d'emballage IRQ (appelée "interrupt0x??") est
appellée, puis l'IRQ(i)_handler "officiel" est
exécuté. Ceci permet certains droits comme la
préemption de timeslice.</p>
<h2><a name="s13">13. Fonctions utilitaires</a></h2>
<h2><a name="ss13.1">13.1 list_entry
[include/linux/list.h]</a></h2>
<p>Definition:</p>
<pre>
#define list_entry(ptr, type, member) \
((type *)((char *)(ptr)-(unsigned long)(&((type *)0)->member)))
</pre>
<p>Signification:</p>
<p>La macro "list_entry" est utilisée pour retrouver un
pointeur de struct parent, en utilisant seulement un pointeur de
struct interne.</p>
<p>Exemple:</p>
<pre>
struct __wait_queue {
unsigned int flags;
struct task_struct * task;
struct list_head task_list;
};
struct list_head {
struct list_head *next, *prev;
};
// et avec la définition type:
typedef struct __wait_queue wait_queue_t;
// nous aurons
wait_queue_t *out list_entry(tmp, wait_queue_t, task_list);
// où tmp pointe vers list_head
</pre>
<p>Ainsi, dans ce cas, au moyen du pointeur *tmp [list_head] nous
retrouvons le pointeur *out [wait_queue_t].</p>
<pre>
____________ <---- *out [nous calculons que]
|flags | /|\
|task *--> | |
|task_list |<---- list_entry
| prev * -->| | |
| next * -->| | |
|____________| ----- *tmp [nous avons ça]
</pre>
<h2><a name="ss13.2">13.2 Sommeil</a></h2>
<h3>Code de sommeil</h3>
<p>Fichiers:</p>
<ul>
<li>kernel/sched.c</li>
<li>include/linux/sched.h</li>
<li>include/linux/wait.h</li>
<li>include/linux/list.h</li>
</ul>
<p>Fonctions:</p>
<ul>
<li>interruptible_sleep_on</li>
<li>interruptible_sleep_on_timeout</li>
<li>sleep_on</li>
<li>sleep_on_timeout</li>
</ul>
<p>Fonctions appelées:</p>
<ul>
<li>init_waitqueue_entry</li>
<li>__add_wait_queue</li>
<li>list_add</li>
<li>__list_add</li>
<li>__remove_wait_queue</li>
</ul>
<p>Analyse D'InterCallings:</p>
<pre>
|sleep_on
|init_waitqueue_entry --
|__add_wait_queue | enqueuing request to resource list
|list_add |
|__list_add --
|schedule --- waiting for request to be executed
|__remove_wait_queue --
|list_del | dequeuing request from resource list
|__list_del --
</pre>
<p>Description:</p>
<p>Sous Linux chaque ressource (idéalement un objet
partagé par plusieurs utilisateurs et plusieurs processus),
a une file pour gérer TOUTES les Tâches qui la
demandant.</p>
<p>Cette file s'appelle l"file d'attente" et elle consiste en
plusieurs éléments que nous appellerons
l"élément de file d'attente":</p>
<pre>
*** structure de file d'attente [include/linux/wait.h] ***
struct __wait_queue {
unsigned int flags;
struct task_struct * task;
struct list_head task_list;
}
struct list_head {
struct list_head *next, *prev;
};
</pre>
<p>Fonctionnement de graphique:</p>
<pre>
*** élément de file d'attente ***
/|\
|
<--[préc *, drapeau, tâchesk *, suiv *]-->
*** liste de file d'attente ***
/|\ /|\ /|\ /|\
| | | |
--> <--[tâch1]--> <--[tâch2]--> <--[tâche3]--> .... <--[tâcheN]--> <--
| |
|__________________________________________________________________|
*** tête de file d'attente ***
tâche1 <--[préc *, blocage, suiv *]--> tâcheN
</pre>
<p>"tête de file d'attente d'attente" pointe vers premier
(avec suiv *) et dernier (avec préc *)
éléments de la "liste de file d'attente".</p>
<p>Quand un nouvel élément doit être
ajouté, "__add_wait_queue" [include/linux/wait.h] est
appellé, après quoi la routine
générique "list_add" [include/linux/wait.h], est
exécutée:</p>
<pre>
*** function list_add [include/linux/list.h] ***
// classic double link list insert
static __inline__ void __list_add (struct list_head * new, \
struct list_head * prev, \
struct list_head * next) {
next->prev = new;
new->next = next;
new->prev = prev;
prev->next = new;
}
</pre>
<p>Pour compléter la description, nous voyons aussi la
fonction "__list_del" [include/linux/list.h] appelée par
"list_del" [include/linux/list.h] dans "remove_wait_queue"
[include/linux/wait.h]:</p>
<pre>
*** fonction list_del [include/linux/list.h] ***
// classic double link list delete
static __inline__ void __list_del (struct list_head * prev, struct list_head * next) {
next->prev = prev;
prev->next = next;
}
</pre>
<h3>Consideration sur la pile</h3>
<p>Une liste type (ou la file) est habituellement
gérée en l'allouant dans le Tas (voir le Chap.10 pour
la définition de Tas et Pile au sujet et voir où les
variables sont assignées). Autrement ici, nous allouons
statiquement les données File d'Attente dans une variable
locale (Pile), puis la fonction est interrompue par le programme,
à la fin, (retournant du programme (returning from
scheduling)) effacera la variable locale.</p>
<pre>
new task <----| task1 <------| task2 <------|
| | |
| | |
|..........| | |..........| | |..........| |
|wait.flags| | |wait.flags| | |wait.flags| |
|wait.task_|____| |wait.task_|____| |wait.task_|____|
|wait.prev |--> |wait.prev |--> |wait.prev |-->
|wait.next |--> |wait.next |--> |wait.next |-->
|.. | |.. | |.. |
|schedule()| |schedule()| |schedule()|
|..........| |..........| |..........|
|__________| |__________| |__________|
Stack Stack Stack
</pre>
<h2><a name="s14">14. Variables statiques</a></h2>
<h2><a name="ss14.1">14.1 Vue d'ensemble</a></h2>
<p>Linux est écrit en ''langue C'', et toutes les
applications ont:</p>
<ol>
<li>Des variables locales</li>
<li>Des modules variables (dans le fichier source et relatif
seulement à ce module)</li>
<li>Des variables Globales/Statiques présentent dans
seulement 1 copie (la même pour tous les modules)</li>
</ol>
<p>Quand une variable statique est modifiée par un module,
tous autres modules voient la nouvelle valeur.</p>
<p>Les variables statiques sous Linux sont très importantes,
parce qu'elles sont la seule façon d'ajouter un nouveau
support au noyau: elles sont typiquement des pointeurs en
tête d'une liste d'éléments enregistrés,
qui peuvent être:</p>
<ul>
<li>ajouté</li>
<li>supprimé</li>
<li>peut-être modifié</li>
</ul>
<pre>
_______ _______ _______
Variable globale -------> |Item(1)| -> |Item(2)| -> |Item(3)| ..
|_______| |_______| |_______|
</pre>
<h2><a name="ss14.2">14.2 Variables principales</a></h2>
<h3>Current (Courant)</h3>
<pre>
________________
Current ----------------> | Actual process |
|________________|
</pre>
<p>Current pointe vers la structure ''task_struct'' , qui contient
toutes les données sur un processus:</p>
<ul>
<li>pid, name, state, counter, policy of scheduling (pid, nom,
état, compteur, politique de programmation)</li>
<li>les pointeurs vers plusieurs structures de données
comme: fichiers, vfs, autres processus, signaux...</li>
</ul>
<p>Current n'est pas une vraie variable, c'est</p>
<pre>
static inline struct task_struct * get_current(void) {
struct task_struct *current;
__asm__("andl %%esp,%0; ":"=r" (current) : "0" (~8191UL));
return current;
}
#define current get_current()
</pre>
<p>Les lignes au-dessus prennent juste la valeur du registre
''esp'' (pointeur de pile) et le rendent disponible comme une
variable, de laquelle nous pouvons pointer vers la structure
task_struct.</p>
<p>De l'élément ''curent'' nous pouvons
accéder directement à n'importe quel autre processus
(prêt, arrêté ou dans tout autre état) de
la structure de données noyau, par exemple en changeant
l'ETAT (comme un pilote E/S le ferait), le PID, la présence
dans la liste prêt ou la liste bloqué, etc...</p>
<h3>Systèmes de fichiers enregistrés</h3>
<pre>
______ _______ ______
file_systems ------> | ext2 | -> | msdos | -> | ntfs |
[fs/super.c] |______| |_______| |______|
</pre>
<p>Quand vous utilisez une commande comme ''modprobe un_fs'' vous
ajoutez une nouvelle entrée à la liste des
systèmes de fichiers, dès que vous l'enlevez (avec
''rmmod'') il est supprimé.</p>
<h3>Systèmes de fichiers montés</h3>
<pre>
______ _______ ______
mount_hash_table ---->| / | -> | /usr | -> | /var |
[fs/namespace.c] |______| |_______| |______|
</pre>
<p>Quand vous utilisez la commande ''mount'' pour ajouter un fs, la
nouvelle entrée est insérée dans la liste,
jusqu'à ce que la commande ''umount'' supprime
l'entrée.</p>
<h3>Type de Paquet Réseau Enregistré</h3>
<pre>
______ _______ ______
ptype_all ------>| ip | -> | x25 | -> | ipv6 |
[net/core/dev.c] |______| |_______| |______|
</pre>
<p>Par exemple, si vous ajoutez le support IPv6 (en chargeant le
module relatif) une nouvelle entrée est ajoutée
à la liste.</p>
<h3>Protocole de Réseau Internet Enregistré</h3>
<pre>
______ _______ _______
inet_protocol_base ----->| icmp | -> | tcp | -> | udp |
[net/ipv4/protocol.c] |______| |_______| |_______|
</pre>
<p>Aussi d'autres types de paquet ont plusieurs protocoles internes
dans chaque liste (comme IPv6).</p>
<pre>
______ _______ _______
inet6_protos ----------->|icmpv6| -> | tcpv6 | -> | udpv6 |
[net/ipv6/protocol.c] |______| |_______| |_______|
</pre>
<h3>Périphérique Réseau Enregistré</h3>
<pre>
______ _______ _______
dev_base --------------->| lo | -> | eth0 | -> | ppp0 |
[drivers/core/Space.c] |______| |_______| |_______|
</pre>
<h3>Périphérique Caractère (Char)
Enregistré</h3>
<pre>
______ _______ ________
chrdevs ---------------->| lp | -> | keyb | -> | serial |
[fs/devices.c] |______| |_______| |________|
</pre>
<p>''chrdevs'' n'est pas un pointeur vers une vraie liste, mais
c'est un vecteur standard.</p>
<h3>Périphérique Bloc Enregistré</h3>
<pre>
______ ______ ________
bdev_hashtable --------->| fd | -> | hd | -> | scsi |
[fs/block_dev.c] |______| |______| |________|
</pre>
<p>''bdev_hashtable'' est un vecteur de hachage.</p>
<h2><a name="s15">15. Glossaire</a></h2>
<h2><a name="s16">16. Liens</a></h2>
<p><a href="http://www.kernel.org">Site de
téléchargemet du Noyau Linux Officiel et de
patches</a></p>
<p><a href=
"http://jungla.dit.upm.es/~jmseyas/linux/kernel/hackers-docs.html">Grosse
documentation sur le Noyau Linux</a></p>
<p><a href=
"http://www.uwsg.indiana.edu/hypermail/linux/kernel/index.html">Liste
de diffusion Officielle du Noyau</a></p>
<p><a href="http://www.tldp.org/guides.html">Guides du Project de
Documentation Linux</a></p>
</body>
</html>