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uClinux简介

来源:www.cncfan.com | 2006-1-13 | (有1844人读过)

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介绍ucLinux的一些基本情况,包括:小型化的方法、内存管理、
开发环境、多进程等。

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uClinux小型化的做法
uClinux就是Micro-Control-Linux,字面上的理解就是"针对微控制领域而设计的Linux系统"。

标准Linux可能采用的小型化方法
1. 重新编译内核
Linux内核采用模块化的设计,内核模块作为可选的选项,在编译系统内核时指定。因此一种较通用的做法是对Linux内核重新编译,在编译时仔细的选择嵌入式设备所需要的功能支持模块,同时删除不需要的功能。通过对内核的重新配置,可以使系统运行所需要的内核显著减小,从而缩减资源使用量。
2. 制作root文件系统映象
Linux系统在启动时必须加载根(root)文件系统,因此剪裁系统同时包括root文件系统的剪裁。在x86系统下,Linux可以在Dos下,使用Loadlin文件加载启动。

uClinux采用的小型化方法
1.uClinux的内核加载方式
uClinux的内核有两种可选的运行方式:可以在flash上直接运行,也可以加载到内存中运行。这种做法可以减少内存需要。
Flash运行方式:把内核的可执行映像烧写到flash上,系统启动时从flash的某个地址开始逐句执行。这种方法实际上是很多嵌入式系统采用的方法。
内核加载方式:把内核的压缩文件存放在flash上,系统启动时读取压缩文件在内存里解压,然后开始执行,这种方式相对复杂一些,但是运行速度可能更快(ram的存取速率要比flash高)。同时这也是标准Linux系统采用的启动方式。

2.uClinux的根(root)文件系统
uClinux系统采用romfs文件系统,相对于ext2文件系统要求更少的空间。空间的节省首先来自内核支持romfs文件系统需要更少的代码,其次romfs文件系统相对简单,建立文件系统超级块(superblock)需要更少的存储空间。Romfs文件系统不支持动态擦写保存,对于需要动态保存的数据采用虚拟ram盘的方法进行处理(ram盘采用ext2文件系统)。

3.uClinux的应用程序库
uClinux小型化的另一个做法是重写了应用程序库,相对于越来越大且越来越全的glibc库,uClibc对libc做了精简。
uClinux对用户程序采用静态连接的形式,这种做法会使应用程序变大,但是基于内存管理的问题,不得不这样做。

uClinux的开发环境

GNU开发套件
Gnu开发套件包括一系列的开发调试工具。主要组件:
Gcc: 编译器,可做成交叉编译的形式,即在宿主机上开发编译目标上可运行的二进制文件。
Binutils:一些辅助工具,包括objdump(可以反编译二进制文件),as(汇编编译器),ld(连接器)等等。
Gdb:调试器,可使用多种交叉调试方式,gdb-bdm(背景调试工具),gdbserver(使用以太网络调试)。

uClinux的打印终端
uClinux的默认终端通常是串口,内核启动时所有的信息都打印到串口终端(使用printk函数打印),同时也可以通过串口终端与系统交互。
uClinux在启动时启动了telnetd(远程登录服务)。至于是否允许远程登录可以通过烧写romfs文件系统时由用户决定。

交叉编译调试工具
支持一种新的处理器,必须具备一些编译,汇编工具,使用这些工具可以形成可运行于这种处理器的二进制文件。对于内核使用的编译工具同应用程序使用的有所不同。在解释不同点之前,需要对gcc连接做一些说明:
.ld(link description)文件:ld文件是指出连接时内存映象格式的文件。
crt0.S:应用程序编译连接时需要的启动文件,主要是初始化应用程序栈。
pic:position independence code ,与位置无关的二进制格式文件,在程序段中必须包括reloc段,从而使的代码加载时可以进行重新定位。

内核编译连接时,使用ucsimm.ld文件,形成可执行文件映像,所形成的代码段既可以使用间接寻址方式(即使用reloc段进行寻址),也可以使用绝对寻址方式。这样可以给编译器更多的优化空间。因为内核可能使用绝对寻址,所以内核加载到的内存地址空间必须与ld文件中给定的内存空间完全相同。
应用程序的连接与内核连接方式不同。应用程序由内核加载(可执行文件加载器将在后面讨论),由于应用程序的ld文件给出的内存空间与应用程序实际被加载的内存位置可能不同,在应用程序加载的过程中需要一个重新定位的过程,即对reloc段进行修正,使得程序进行间接寻址时不至于出错。(这个问题在i386等高级处理器上方法有所不同,本文将在后面进一步分析)。
由上述讨论,至少需要两套编译连接工具。在讨论过uClinux的内存管理后本文将给出整个系统的工作流程以及系统在flash和ram中的空间分布。

uClinux的内存管理
uClinux同标准Linux的最大区别就在于内存管理,由于uClinux的内存管理引发了一些标准Linux所不会出现的问题。本文将把uClinux内存管理同标准Linux的那内存管理部分进行比较分析。

标准Linux使用的虚拟存储器技术
标准Linux使用虚拟存储器技术,提供比计算机系统中实际使用的物理内存大得多的内存空间,从而使得编程人员在不用考虑计算机中的物理内存容量。
为了支持虚拟存储管理器的管理,Linux系统采用分页(paging)的方式来载入进程。所谓分页既是把实际的存储器分割为相同大小的段,例如每个段1024个字节,这样1024个字节大小的段便称为一个页面(page)。
虚拟存储器由存储器管理机制及一个大容量的快速硬盘存储器支持。它的实现基于局部性原理,当一个程序在运行之前,没有必要全部装入内存,而是仅将那些当前要运行的那些部分页面或段装入内存运行(copy-on-write),其余暂时留在硬盘上程序运行时如果它所要访问的页(段)已存在,则程序继续运行,如果发现不存在的页(段),操作系统将产生一个页错误(page fault),这个错误导致操作系统把需要运行的部分加载到内存中。必要时操作系统还可以把不需要的内存页(段)交换到磁盘上。利用这样的方式管理存储器,便可把一个进程所需要用到的存储器以化整为零的方式,视需求分批载入,而核心程序则凭借属于每个页面的页码来完成寻址各个存储器区段的工作。
标准Linux是针对有内存管理单元的处理器设计的。在这种处理器上,虚拟地址被送到内存管理单元(MMU),把虚拟地址映射为物理地址。
通过赋予每个任务不同的虚拟--物理地址转换映射,支持不同任务之间的保护。地址转换函数在每一个任务中定义,在一个任务中的虚拟地址空间映射到物理内存的一个部分,而另一个任务的虚拟地址空间映射到物理存储器中的另外区域。计算机的存储管理单元(MMU)一般有一组寄存器来标识当前运行的进程的转换表。在当前进程将CPU放弃给另一个进程时(一次上下文切换),内核通过指向新进程地址转换表的指针加载这些寄存器。MMU寄存器是有特权的,只能在内核态才能访问。这就保证了一个进程只能访问自己用户空间内的地址,而不会访问和修改其它进程的空间。当可执行文件被加载时,加载器根据缺省的ld文件,把程序加载到虚拟内存的一个空间,因为这个原因实际上很多程序的虚拟地址空间是相同的,但是由于转换函数不同,所以实际所处的内存区域也不同。而对于多进程管理当处理器进行进程切换并执行一个新任务时,一个重要部分就是为新任务切换任务转换表。我们可以看到Linux系统的内存管理至少实现了以下功能:
运行比内存还要大的程序。理想情况下应该可以运行任意大小的程序
◇可以运行只加载了部分的程序,缩短了程序启动的时间
◇可以使多个程序同时驻留在内存中提高CPU的利用率
◇可以运行重定位程序。即程序可以方于内存中的任何一处,而且可以在执行过程中移动。
◇写机器无关的代码。程序不必事先约定机器的配置情况。
◇减轻程序员分配和管理内存资源的负担。
◇可以进行共享--例如,如果两个进程运行同一个程序,它们应该可以共享程序代码的同一个副本。
◇提供内存保护,进程不能以非授权方式访问或修改页面,内核保护单个进程的数据和代码以防止其它进程修改它们。否则,用户程序可能会偶然(或恶意)的破坏内核或其它用户程序。
虚存系统并不是没有代价的。内存管理需要地址转换表和其他一些数据结构,留给程序的内存减少了。地址转换增加了每一条指令的执行时间,而对于有额外内存操作的指令会更严重。当进程访问不在内存的页面时,系统发生失效。系统处理该失效,并将页面加载到内存中,这需要极耗时间的磁盘I/O操作。总之内存管理活动占用了相当一部分cpu时间(在较忙的系统中大约占10%)。

uClinux针对NOMMU的特殊处理
对于uClinux来说,其设计针对没有MMU的处理器,即uClinux不能使用处理器的虚拟内存管理技术。uClinux仍然采用存储器的分页管理,系统在启动时把实际存储器进行分页。在加载应用程序时程序分页加载。但是由于没有MMU管理,所以实际上uClinux采用实存储器管理策略(real memeory management)。这一点影响了系统工作的很多方面。
uClinux系统对于内存的访问是直接的(它对地址的访问不需要经过MMU,而是直接送到地址线上输出),所有程序中访问的地址都是实际的物理地址。操作系统对内存空间没有保护(这实际上是很多嵌入式系统的特点),各个进程实际上共享一个运行空间(没有独立的地址转换表)。
一个进程在执行前,系统必须为进程分配足够的连续地址空间,然后全部载入主存储器的连续空间中。标准Linux系统在分配内存时只要保证虚存地址空间连续就可以了。另外一个方面程序加载地址与预期(ld文件中指出的)通常都不相同,这样relocation过程就是必须的。此外磁盘交换空间也是无法使用的,系统执行时如果缺少内存将无法通过磁盘交换来得到改善。
从易用性这一点来说,uClinux的内存管理是一种倒退,退回了到了UNIX早期或是Dos系统时代。开发人员不得不参与系统的内存管理。从编译内核开始,开发人员必须告诉系统这块开发板到底拥有多少的内存,从而系统将在启动的初始化阶段对内存进行分页,并且标记已使用的和未使用的内存。系统将在运行应用时使用这些分页内存。
由于应用程序加载时必须分配连续的地址空间,而针对不同硬件平台的可一次成块(连续地址)分配内存大小限制是不同(目前针对ez328处理器的uClinux是128k,而针对coldfire处理器的系统内存则无此限制),所以开发人员在开发应用程序时必须考虑内存的分配情况并关注应用程序需要运行空间的大小。另外由于采用实存储器管理策略,用户程序同内核以及其它用户程序在一个地址空间,程序开发时要保证不侵犯其它程序的地址空间,以使得程序不至于破坏系统的正常工作,或导致其它程序的运行异常。
从内存的访问角度来看,开发人员的权利增大了(开发人员在编程时可以访问任意的地址空间),但与此同时系统的安全性也大为下降。此外,系统对多进程的管理将有很大的变化,这一点将在uClinux的多进程管理中说明。
虽然uClinux的内存管理与标准Linux系统相比功能相差很多,但应该说这是嵌入式设备的选择。在嵌入式设备中,由于成本等敏感因素的影响,普偏的采用不带有MMU的处理器,这决定了系统没有足够的硬件支持实现虚拟存储管理技术。从嵌入式设备实现的功能来看,嵌入式设备通常在某一特定的环境下运行,只要实现特定的功能,其功能相对简单,内存管理的要求完全可以由开发人员考虑。

标准Linux系统的进程、线程

进程:进程是一个运行程序并为其提供执行环境的实体,它包括一个地址空间和至少一个控制点,进程在这个地址空间上执行单一指令序列。进程地址空间包括可以访问或引用的内存单元的集合,进程控制点通过一个一般称为程序计数器(program counter,PC)的硬件寄存器控制和跟踪进程指令序列。

fork:由于进程为执行程序的环境,因此在执行程序前必须先建立这个能"跑"程序的环境。Linux系统提供系统调用拷贝现行进程的内容,以产生新的进程,调用fork的进程称为父进程;而所产生的新进程则称为子进程。子进程会承袭父进程的一切特性,但是它有自己的数据段,也就是说,尽管子进程改变了所属的变量,却不会影响到父进程的变量值。

父进程和子进程共享一个程序段,但是各自拥有自己的堆栈、数据段、用户空间以及进程控制块。换言之,两个进程执行的程序代码是一样的,但是各有各的程序计数器与自己的私人数据。

当内核收到fork请求时,它会先查核三件事:首先检查存储器是不是足够;其次是进程表是否仍有空缺;最后则是看看用户是否建立了太多的子进程。如果上述说三个条件满足,那么操作系统会给子进程一个进程识别码,并且设定cpu时间,接着设定与父进程共享的段,同时将父进程的inode拷贝一份给子进程运用,最终子进程会返回数值0以表示它是子进程,至于父进程,它可能等待子进程的执行结束,或与子进程各做个的。

exec系统调用:该系统调用提供一个进程去执行另一个进程的能力,exec系统调用是采用覆盖旧有进程存储器内容的方式,所以原来程序的堆栈、数据段与程序段都会被修改,只有用户区维持不变。

vfork系统调用:由于在使用fork时,内核会将父进程拷贝一份给子进程,但是这样的做法相当浪费时间,因为大多数的情形都是程序在调用fork后就立即调用exec,这样刚拷贝来的进程区域又立即被新的数据覆盖掉。因此Linux系统提供一个系统调用vfork,vfork假定系统在调用完成vfork后会马上执行exec,因此vfork不拷贝父进程的页面,只是初始化私有的数据结构与准备足够的分页表。这样实际在vfork调用完成后父子进程事实上共享同一块存储器(在子进程调用exec或是exit之前),因此子进程可以更改父进程的数据及堆栈信息,因此vfork系统调用完成后,父进程进入睡眠,直到子进程执行exec。当子进程执行exec时,由于exec要使用被执行程序的数据,代码覆盖子进程的存储区域,这样将产生写保护错误(do_wp_page)(这个时候子进程写的实际上是父进程的存储区域),这个错误导致内核为子进程重新分配存储空间。当子进程正确开始执行后,将唤醒父进程,使得父进程继续往后执行。

uClinux的多进程处理

uClinux没有mmu管理存储器,在实现多个进程时(fork调用生成子进程)需要实现数据保护。

uClinux的fork和vfork:uClinux的fork等于vfork。实际上uClinux的多进程管理通过vfork来实现。这意味着uClinux系统fork调用完程后,要么子进程代替父进程执行(此时父进程已经sleep)直到子进程调用exit退出,要么调用exec执行一个新的进程,这个时候将产生可执行文件的加载,即使这个进程只是父进程的拷贝,这个过程也不能避免。当子进程执行exit或exec后,子进程使用wakeup把父进程唤醒,父进程继续往下执行。

uClinux的这种多进程实现机制同它的内存管理紧密相关。uClinux针对nommu处理器开发,所以被迫使用一种flat方式的内存管理模式,启动新的应用程序时系统必须为应用程序分配存储空间,并立即把应用程序加载到内存。缺少了MMU的内存重映射机制,uClinux必须在可执行文件加载阶段对可执行文件reloc处理,使得程序执行时能够直接使用物理内存。

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