linux内核源码分析
❶ 看linux内核源代码情景分析之前要看什么书我完全是菜鸟。看第一章预备知识cpu寻址方式就看不懂了。
先看看王爽的《汇编语言》，了解一下CPU基本原理和实模式下的寄存器和寻址方式吧，然后建议看看深入理解LINUX内核，讲得详细一些。
《Linux内核源代码情景分析》寻址方面直接讲的保护模式的寻址方法，没基础的话一下子是看不懂的，等你了解了实模式的寻址方式，对寄存器、内存分段管理有一定了解后，就比较容易看懂了。
❷ Linux内核源码解析-list.h
开头就说明了这里的 list.h 文件来自 Linux Kernel （ */include/linux/list.h ），只是去除了列表项的硬件预加载部分。
进行宏替换后就是
Note: 没搞懂这里为什么加个 osn 前缀，原本是 list_add ，现在是 osn_list_add 。
可以看到就是个简单的链表节点删除过程，同时把删除节点的前后指针设为无法访问。
删除节点后初始化，前后指针都指向自己
从A链表删除后头插法插入B链表
从A链表删除后尾插法插入B链表
先对 list 判空，非空就把 list 链表除头节点外裁剪到 head 头节点在的链表中。函数不安全， list 节点可以继续访问其他节点。
多了一步 list 重新初始化的过程。
(unsigned long)(&((type *)0)->member))) 将0x0地址强制转换为 type * 类型，然后取 type 中的成员 member 地址，因为起始地址为0，得到的 member 的地址就直接是该成员相对于 type 对象的偏移地址了。
所以该语句的功能是：得到 type 类型对象中 member 成员的地址偏移量。
先将 ptr 强制转换为 char * 类型（因为 char * 类型进行加减的话，加减量为 sizeof(char)*offset ， char 占一个字节空间，这样指针加减的步长就是1个字节，实现加一减一。）
整句话的意思就是：得到指向 type 的指针，已知成员的地址，然后减去这个成员相对于整个结构对象的地址偏移量，得到这个数据对象的地址。
就是从前往后，从后往前的区别
Note: 从head节点开始（不包括head节点！）遍历它的每一个节点！它用n先将下一个要遍历的节点保存起来，防止删除本节点后，无法找到下一个节点，而出现错误！
已知指向某个结构体的指针pos，以及指向它中member成员的指针head，从下一个结构体开始向后遍历这个结构体链
Note: 同理，先保存下一个要遍历的节点！从head下一个节点向后遍历链表。
list.h使用说明
linux内核list.h分析(一)
linux内核list.h分析(二)
【Linux内核数据结构】最为经典的链表list
❸ Linux 内核 net/bridge/netfilter源代码分析求助
netfilter这种专业级问题，就别来知道了，我们研究这玩意 都刻意回避外传，一个劲往svn里合呢，你还上来问！ 你看看有论坛啥的没，那些版主啦 有空的技术牛人能写博客，你搜搜去吧。
❹ 想学linux内核看哪些入门书籍好呢
如果初入Linux内核，建议买一本叫《深入理解Linux内核》的书籍，铅洞它相比较书籍《Linux内核设计与现实》要简槐友枯单些！也可以看看，告春《Linux内核源代码分析》
❺ 如何linux内核报告问题
Linux Kernel BUG:soft lockup CPU#1 stuck分析
1.线上内核bug日志
kernel: Deltaway too big! 18428729675200069867 ts=18446743954022816244 write stamp =18014278822746377
kernel:------------[ cut here ]------------
kernel:WARNING: at kernel/trace/ring_buffer.c:1988 rb_reserve_next_event+0x2ce/0x370()(Not tainted)
kernel:Hardware name: ProLiant DL360 G7
kernel:Moles linked in: fuse ipv6 power_meter bnx2 sg microcode serio_raw iTCO_wdtiTCO_vendor_support hpilo hpwdt i7core_edac edac_core shpchp ext4 mbcache jbd2sd_mod crc_t10dif hpsa radeon ttm drm_kms_helper drm i2c_algo_bit i2c_coredm_mirror dm_region_hash dm_log dm_mod [last unloaded: scsi_wait_scan]
kernel: Pid:5483, comm: master Not tainted 2.6.32-220.el6.x86_64 #1
kernel: CallTrace:
kernel:[<ffffffff81069b77>] ? warn_slowpath_common+0x87/0xc0
kernel:[<ffffffff81069bca>] ? warn_slowpath_null+0x1a/0x20
kernel:[<ffffffff810ea8ae>] ? rb_reserve_next_event+0x2ce/0x370
kernel:[<ffffffff810eab02>] ? ring_buffer_lock_reserve+0xa2/0x160
kernel:[<ffffffff810ec97c>] ? trace_buffer_lock_reserve+0x2c/0x70
kernel:[<ffffffff810ecb16>] ? trace_current_buffer_lock_reserve+0x16/0x20
kernel:[<ffffffff8107ae1e>] ? ftrace_raw_event_hrtimer_cancel+0x4e/0xb0
kernel:[<ffffffff81095e7a>] ? hrtimer_try_to_cancel+0xba/0xd0
kernel:[<ffffffff8106f634>] ? do_setitimer+0xd4/0x220
kernel:[<ffffffff8106f88a>] ? alarm_setitimer+0x3a/0x60
kernel:[<ffffffff8107c27e>] ? sys_alarm+0xe/0x20
kernel:[<ffffffff8100b308>] ? tracesys+0xd9/0xde
kernel: ---[end trace 4d0a1ef2e62cb1a2 ]---
abrt-mp-oops: Reported 1 kernel oopses to Abrt
kernel: BUG: softlockup - CPU#11 stuck for 4278190091s! [qmgr:5492]
kernel:Moles linked in: fuse ipv6 power_meter bnx2 sg microcode serio_raw iTCO_wdtiTCO_vendor_support hpilo hpwdt i7core_edac edac_core shpchp ext4 mbcache jbd2sd_mod crc_t10dif hpsa radeon ttm drm_kms_helper drm i2c_algo_bit i2c_coredm_mirror dm_region_hash dm_log dm_mod [last unloaded: scsi_wait_scan]
kernel: CPU 11
kernel:Moles linked in: fuse ipv6 power_meter bnx2 sg microcode serio_raw iTCO_wdtiTCO_vendor_support hpilo hpwdt i7core_edac edac_core shpchp ext4 mbcache jbd2sd_mod crc_t10dif hpsa radeon ttm drm_kms_helper drm i2c_algo_bit i2c_coredm_mirror dm_region_hash dm_log dm_mod [last unloaded: scsi_wait_scan]
kernel:
kernel: Pid:5492, comm: qmgr Tainted: G W ---------------- 2.6.32-220.el6.x86_64 #1 HPProLiant DL360 G7
kernel: RIP:0010:[<ffffffff8106f730>] [<ffffffff8106f730>]do_setitimer+0x1d0/0x220
kernel: RSP:0018:ffff88080a661ef8 EFLAGS: 00000286
kernel: RAX:ffff88080b175a08 RBX: ffff88080a661f18 RCX: 0000000000000000
kernel: RDX:0000000000000000 RSI: 0000000000000082 RDI: ffff88080c8c4c40
kernel: RBP:ffffffff8100bc0e R08: 0000000000000000 R09: 0099d7270e01c3f1
kernel: R10:0000000000000000 R11: 0000000000000246 R12: ffffffff810ef9a3
kernel: R13:ffff88080a661e88 R14: 0000000000000000 R15: ffff88080a65a544
kernel: FS:00007f10b245f7c0(0000) GS:ffff88083c4a0000(0000) knlGS:0000000000000000
kernel: CS:0010 DS: 0000 ES: 0000 CR0: 000000008005003b
kernel: CR2:00007ff955977380 CR3: 000000100a80b000 CR4: 00000000000006e0
kernel: DR0:0000000000000000 DR1: 0000000000000000 DR2: 0000000000000000
kernel: DR3:0000000000000000 DR6: 00000000ffff0ff0 DR7: 0000000000000400
kernel:Process qmgr (pid: 5492, threadinfo ffff88080a660000, task ffff880809577500)
kernel: Stack:
kernel:00007f10b323def0 00007f10b248ead0 00007f10b26d0f78 00007f10b248ede0
kernel:<0> ffff88080a661f68 ffffffff8106f88a 0000000000000000 0000000000000000
kernel:<0> 000000000000014c 00000000000f423d 0000000000000000 0000000000000000
kernel: CallTrace:
kernel:[<ffffffff8106f88a>] ? alarm_setitimer+0x3a/0x60
kernel:[<ffffffff8107c27e>] ? sys_alarm+0xe/0x20
kernel:[<ffffffff8100b308>] ? tracesys+0xd9/0xde
kernel: Code:89 ef e8 74 66 02 00 83 3d 15 69 b5 00 00 75 37 49 8b 84 24 70 07 00 00 48 0508 08 00 00 66 ff 00 66 66 90 fb 66 0f 1f 44 00 00 <31> c0 e9 64 fe ff ff49 8b 84 24 68 07 00 00 48 c7 80 d0 00 00
kernel: CallTrace:
kernel:[<ffffffff8106f769>] ? do_setitimer+0x209/0x220
kernel:[<ffffffff8106f88a>] ? alarm_setitimer+0x3a/0x60
kernel:[<ffffffff8107c27e>] ? sys_alarm+0xe/0x20
kernel:[<ffffffff8100b308>] ? tracesys+0xd9/0xde
abrt-mp-oops: Reported 1 kernel oopses to Abrt
2.内核软死锁（soft lockup）bug原因分析
Soft lockup名称解释：所谓，soft lockup就是说，这个bug没有让系统彻底死机，但是若干个进程（或者kernel thread）被锁死在了某个状态（一般在内核区域），很多情况下这个是由于内核锁的使用的问题。
Linux内核对于每一个cpu都有一个监控进程，在技术界这个叫做watchdog（看门狗）。通过ps –ef | grep watchdog能够看见，进程名称大概是watchdog/X（数字：cpu逻辑编号1/2/3/4之类的）。这个进程或者线程每一秒钟运行一次，否则会睡眠和待机。这个进程运行会收集每一个cpu运行时使用数据的时间并且存放到属于每个cpu自己的内核数据结构。在内核中有很多特定的中断函数。这些中断函数会调用soft lockup计数，他会使用当前的时间戳与特定（对应的）cpu的内核数据结构中保存的时间对比，如果发现当前的时间戳比对应cpu保存的时间大于设定的阀值，他就假设监测进程或看门狗线程在一个相当可观的时间还没有执。Cpu软锁为什么会产生，是怎么产生的？如果linux内核是经过精心设计安排的CPU调度访问，那么怎么会产生cpu软死锁？那么只能说由于用户开发的或者第三方软件引入，看我们服务器内核panic的原因就是qmgr进程引起。因为每一个无限的循环都会一直有一个cpu的执行流程（qmgr进程示一个后台邮件的消息队列服务进程），并且拥有一定的优先级。Cpu调度器调度一个驱动程序来运行，如果这个驱动程序有问题并且没有被检测到，那么这个驱动程序将会暂用cpu的很长时间。根据前面的描述，看门狗进程会抓住（catch）这一点并且抛出一个软死锁（soft lockup）错误。软死锁会挂起cpu使你的系统不可用。
如果是用户空间的进程或线程引起的问题backtrace是不会有内容的，如果内核线程那么在soft lockup消息中会显示出backtrace信息。
3.根据linux内核源码分析错误
根据我们第一部分内核抛出的错误信息和call trace（linux内核的跟踪子系统）来分析产生的具体原因。
首先根据我们的centos版本安装相应的linux内核源码，具体步骤如下：
（1）下载源码的rpm包kernel-2.6.32-220.17.1.el6.src.rpm
（2）安装相应的依赖库，命令：yuminstall rpm-build redhat-rpm-config asciidoc newt-devel
（3）安装源码包：rpm -ikernel-2.6.32-220.17.1.el6.src.rpm
（4）进入建立源码的目录：cd~/rpmbuild/SPECS
（5）建立生成源码目录：rpmbuild-bp --target=`uname -m` kernel.spec
下面开始真正的根据内核bug日志分析源码：
（1）第一阶段内核错误日志分析（时间在Dec 4 14:03:34这个阶段的日志输出代码分析，其实这部分代码不会导致cpu软死锁，主要是第二阶段错误日志显示导致cpu软死锁）
我们首先通过日志定位到相关源代码：看下面日志：Dec 4 14:03:34 BP-YZH-1-xxxx kernel: WARNING: atkernel/trace/ring_buffer.c:1988 rb_reserve_next_event+0x2ce/0x370() (Not tainted)
根据日志内容我们可以很容易的定位到kernel/trace/ring_buffer.c这个文件的1988行代码如下：WARN_ON(1)。
先简单解释一下WARN_ON的作用：WARN_ON只是打印出当前栈信息，不会panic。所以会看到后面有一大堆的栈信息。这个宏定义如下：
#ifndef WARN_ON
#defineWARN_ON(condition) ({ \
int __ret_warn_on = !!(condition); \
if (unlikely(__ret_warn_on)) \
__WARN(); \
unlikely(__ret_warn_on); \
})
#endif
这个宏很简单保证传递进来的条件值为0或者1（两次逻辑非操作的结果），然后使用分支预测技术（保证执行概率大的分支紧邻上面的指令）判断是否需要调用__WARN()宏定义。如果满足条件执行了__WARN()宏定义也接着执行一条空指令;。上面调用WARN_ON宏是传递的1，所以会执行__WARN()。下面继续看一下__WARN()宏定义如下：
#define __WARN() warn_slowpath_null(__FILE__,__LINE__)
从接下来的call trace信息中我们也确实发现调用了warn_slowpath_null这个函数。通过在linux内核源代码中搜索这个函数的实现，发现在panic.c（内核恐慌时的相关功能实现）中实现如下：
voidwarn_slowpath_null(const char *file, int line)
{
warn_slowpath_common(file, line,__builtin_return_address(0),
TAINT_WARN, NULL);
}
EXPORT_SYMBOL(warn_slowpath_null);//都出这个符号，让其他模块可以使用这个函数
同样的我们看到了warn_slowpath_common这个函数，而在call trace当中这个函数在warn_slowpath_null函数之前打印出来，再次印证了这个流程是正确的。同样在panic.c这个文件中我发现了warn_slowpath_common这个函数的实现如下：
static voidwarn_slowpath_common(const char *file, int line, void *caller,
unsigned taint, struct slowpath_args *args)
{
const char *board;
printk(KERN_WARNING "------------[ cut here]------------\n");
printk(KERN_WARNING "WARNING: at %s:%d %pS()(%s)\n",
file, line, caller, print_tainted());
board = dmi_get_system_info(DMI_PRODUCT_NAME);//得到dmi系统信息
if (board)
printk(KERN_WARNING "Hardware name:%s\n", board);//通过我们的日志信息可以发现我们硬件名称是ProLiant DL360 G7
if (args)
vprintk(args->fmt, args->args);
print_moles();//打印系统模块信息
mp_stack();//mp信息输出（call trace开始）
print_oops_end_marker();//打印oops结束
add_taint(taint);
}
分析这个函数的实现不难发现我们的很多日志信息从这里开始输出，包括打印一些系统信息，就不继续深入分析了（请看代码注释，里面调用相关函数打印对应信息，通过我分析这些函数的实现和我们的日志信息完全能够对应，其中mp_stack是与cpu体系结构相关的，我们的服务器应该是属于x86体系）。这里在继续分析一下mp_stack函数的实现，因为这个是与cpu体系结构相关的，而且这个函数直接反应出导致内核panic的相关进程。这个函数实现如下：
/*
* The architecture-independent mp_stackgenerator
*/
void mp_stack(void)
{
unsigned long stack;
printk("Pid: %d, comm: %.20s %s %s %.*s\n",
current->pid, current->comm,print_tainted(),
init_utsname()->release,
(int
❻ Linux内核源代码情景分析适合初学linux的人吗
如果你有一定的c语言基础并且对linux的文件系统比较了解的话，可以直接看linux的内核源码分析
❼ linux内核源代码怎么看
一般在Linux系统中的/usr/src/linux*.*.*（*.*.*代表的是内核版本，如2.4.23）目录下就是内核源代码（如果没有类似目录，是因为还没安装内核代码）。另外还可从互连网上免费下载。注意，不要总到http://www.kernel.org/去下载，最好使用它的镜像站点下载。请在http://www.kernel.org/mirrors/里找一个合适的下载点，再到pub/linux/kernel/v2.6/目录下去下载2.4.23内核。 代码目录结构 在阅读源码之前，还应知道Linux内核源码的整体分布情况。现代的操作系统一般由进程管理、内存管理、文件系统、驱动程序和网络等组成。Linux内核源码的各个目录大致与此相对应，其组成如下（假设相对于Linux-2.4.23目录）： 1.arch目录包括了所有和体系结构相关的核心代码。它下面的每一个子目录都代表一种Linux支持的体系结构，例如i386就是Intel CPU及与之相兼容体系结构的子目录。PC机一般都基于此目录。 2.include目录包括编译核心所需要的大部分头文件，例如与平台无关的头文件在include/linux子目录下。 3.init目录包含核心的初始化代码（不是系统的引导代码），有main.c和Version.c两个文件。这是研究核心如何工作的好起点。 4.mm目录包含了所有的内存管理代码。与具体硬件体系结构相关的内存管理代码位于arch/*/mm目录下。 5.drivers目录中是系统中所有的设备驱动程序。它又进一步划分成几类设备驱动，每一种有对应的子目录，如声卡的驱动对应于drivers/sound。 6.ipc目录包含了核心进程间的通信代码。 7.moles目录存放了已建好的、可动态加载的模块。 8.fs目录存放Linux支持的文件系统代码。不同的文件系统有不同的子目录对应，如ext3文件系统对应的就是ext3子目录。 Kernel内核管理的核心代码放在这里。同时与处理器结构相关代码都放在arch/*/kernel目录下。 9.net目录里是核心的网络部分代码，其每个子目录对应于网络的一个方面。 10.lib目录包含了核心的库代码，不过与处理器结构相关的库代码被放在arch/*/lib/目录下。 11.scripts目录包含用于配置核心的脚本文件。 12.documentation目录下是一些文档，是对每个目录作用的具体说明。 一般在每个目录下都有一个.depend文件和一个Makefile文件。这两个文件都是编译时使用的辅助文件。仔细阅读这两个文件对弄清各个文件之间的联系和依托关系很有帮助。另外有的目录下还有Readme文件，它是对该目录下文件的一些说明，同样有利于对内核源码的理解。 在阅读方法或顺序上，有纵向与横向之分。所谓纵向就是顺着程序的执行顺序逐步进行；所谓横向，就是按模块进行。它们经常结合在一起进行。对于Linux启动的代码可顺着Linux的启动顺序一步步来阅读；对于像内存管理部分，可以单独拿出来进行阅读分析。实际上这是一个反复的过程，不可能读一遍就理解。❽ 2.6了,看linux 内核源代码情景分析有意义吗
意义肯定有，只是你如何评定你的时间精力“投入”与“收获”问题。看基于2.4版的《linux 内核源代码情景分析》要注意，内存管理部分与2.6完全不同。
❾ 为什么Linux CFS调度器没有带来惊艳的碾压效果| CSDN博文精选
任何领域，革命性的碾压式推陈出新并不是没有，但是概率极低，人们普遍的狂妄在于，总是认为自己所置身的环境正在发生着某种碾压式的变革，但其实，最终大概率不过是一场平庸。
作者 | dog250
责编 | 刘静
出品 | CSDN博客
但凡懂Linux内核的，都知道Linux内核的CFS进程调度算法，无论是从2.6.23将其初引入时的论文，还是各类源码分析，文章，以及Linux内核专门的图书，都给人这样一种感觉，即 CFS调度器是革命性的，它将彻底改变进程调度算法。 预期中，人们期待它会带来令人惊艳的效果。
然而这是错觉。
人们希望CFS速胜，但是分析来分析去， 却只是在某些方面比O(1)调度器稍微好一点点 。甚至在某些方面比不上古老的4.4BSD调度器。可是人们却依然对其趋之若鹜，特别是源码分析，汗牛塞屋！
为什么CFS对别的调度算法没有带来碾压的效果呢？
首先，在真实世界，碾压是不存在的，人与人，事与事既然被放在了同一个重量级梯队比较，其之间的差别没有想象的那么大，根本就不在谁碾压谁。不能被小说电视剧电影蒙蔽了，此外，徐晓冬大摆拳暴打雷雷也不算数，因为他们本就不是一个梯队。
任何领域，革命性的碾压式推陈出新并不是没有，但是概率极低，人们普遍的狂妄在于，总是认为自己所置身的环境正在发生着某种碾压式的变革，但其实，最终大概率不过是一场平庸。
最终就出现了角力，僵持。
其次，我们应该看到，CFS调度器声称它会给交互式进程带来福音，在这方面CFS确实比O(1)做得好，但是惊艳的效果来自于粉丝的认同。Linux系统交互进程本来就不多，Linux更多地被装在服务器，而在服务器看来，吞吐是要比交互响应更加重要的。
那么以交互为主的Android系统呢？我们知道，Android也是采用了CFS调度器，也有一些事BFS，为什么同样没有带来惊艳的效果呢？
我承认，2008年前后出现CFS时厅陆兆还没有Android，等到Android出现时，其采用的Linux内核已经默认了CFS调度器，我们看下Android版本，Linux内核版本以及发行时间的关系：
Linux内核在2.6.23就采用了CFS调度器。所以一个原因就是没有比较。Android系统上，CFS没有机会和O(1)做比较。
另悉槐外，即便回移一个O(1)调度器到Android系统去和CFS做AB，在我看来，CFS同样不会惊艳，原因很简单，Android系统几乎都是交互进程，却前台进程永远只有一个，你几乎感受不到进程的切换卡顿，换句话说，即便CFS对待交互式进程比O(1)好太多，你也感受不到，因为对于手机，平板而言，你切换 APP 的时间远远大于进程切换的时间粒度。
那么，CFS到底好在哪里？
简单点说，CFS的意义在于， 在一个混杂着大量计算型进程和IO交互进程的系统中，CFS调度器对待IO交扮租互进程要比O(1)调度器更加友善和公平 。理解这一点至关重要。
其实，CFS调度器的理念非常古老，就说在业界，CFS的思想早就被应用在了磁盘IO调度，数据包调度等领域，甚至最最古老的SRV3以及4.3BSD UNIX系统的进程调度中早就有了CFS的身影，可以说，Linux只是 使用CFS调度器 ，而不是 设计了CFS调度器 ！
就以4.3BSD调度器为例，我们看一下其调度原理。
4.3BSD采用了1秒抢占制，每间隔1秒，会对整个系统进程进行优先级排序，然后找到优先级最高的投入运行，非常简单的一个思想，现在看看它是如何计算优先级的。
首先，每一个进程j均拥有一个CPU滴答的度量值Cj，每一个时钟滴答，当前在运行的进程的CPU度量值C会递增：
当一个1秒的时间区间ii过去之后，Cj被重置，该进程jj的优先级采用下面的公式计算：
可以计算，在一个足够长的时间段内，两个进程运行的总时间比例，将和它们的Base_PrioBase_Prio优先级的比例相等。
4.3BSD的优先级公平调度是CPU滴答驱动的。
现在看Linux的CFS，CFS采用随时抢占制。每一个进程j均携带一个 虚拟时钟VCj ，每一个时钟滴答，当前进程k的VCk会重新计算，同时调度器选择VC最小的进程运行，计算方法非常简单：
可见， Linux的CFS简直就是4.3BSD进程调度的自驱无级变速版本！
如果你想了解CFS的精髓，上面的就是了。换成语言描述，CFS的精髓就是 “ n个进程的系统，任意长的时间周期TT，每一个进程运行T/n的时间！ ”
当然，在现实和实现中，会有80%的代码处理20%的剩余问题，比如如何奖励睡眠太久的进程等等，但是这些都不是精髓。
综上，我们总结了：
所以无论从概念还是从效果，Linux CFS调度器均没有带来令人眼前一亮的哇塞效果。但是还缺点什么。嗯，技术上的解释。
分析和解释任何一个机制之前，必然要先问，这个机制的目标是什么，它要解决什么问题，这样才有意义。而不能仅仅是明白了它是怎么工作的。
那么Linux CFS调度器被采用，它的目标是解决什么问题的呢？它肯定是针对O(1)算法的一个问题而被引入并取代O(1)，该问题也许并非什么臭名昭着，但是确实是一枚钉子，必须拔除。
O(1)调度器的本质问题在于 进程的优先级和进程可运行的时间片进行了强映射！
也就是说，给定一个进程优先级，就会计算出一个时间片与之对应，我们忽略奖惩相关的动态优先级，看一下原始O(1)算法中一个进程时间片的计算：
直观点显示：
针对上述问题，2.6内核的O(1)O(1)引入了双斜率来解决：
直观图示如下：
貌似问题解决了，但是如果单单揪住上图的某一个优先级子区间来看，还是会有问题，这就是相对优先级的问题。我们看到，高优先级的时间片是缓慢增减的，而低优先级的时间片却是陡然增减，同样都是相差同样优先级的进程，其优先级分布影响了它们的时间片分配。
本来是治瘸子，结果腿好了，但是胳臂坏了。
本质上来讲，这都源自于下面两个原因：
固定的优先级映射到固定的时间片。
相对优先级和绝对优先级混杂。
那么这个问题如何解决？
优先级和时间片本来就是两个概念，二者中间还得有个变量沟通才可以。优先级高只是说明该进程能运行的久一些，但是到底久多少，并不是仅仅优先级就能决定的，还要综合考虑，换句话距离来说，如果只有一个进程，那么即便它优先级再低，它也可以永久运行，如果系统中有很多的进程，即便再高优先级的进程也要让出一些时间给其它进程。
所以，考虑到系统中总体的进程情况，将优先级转换为权重，将时间片转换为份额，CFS就是了。最终的坐标系应该是 权重占比/时间片 坐标系而不是 权重(或者优先级)/时间片 。应该是这个平滑的样子：
看来，Linux CFS只是为了解决O(1)O(1)中一个 “静态优先级/时间片映射” 问题的，那么可想而知，它又能带来什么惊艳效果呢？这里还有个“但是”，这个O(1)O(1)调度器的问题其实在计算密集型的守护进程看来，并不是问题，反而是好事，毕竟高优先级进程可以 无条件持续运行很久而不切换 。这对于吞吐率的提高，cache利用都是有好处的。无非也就侵扰了交互进程呗，又有何妨。
当然，使用调优CFS的时候，难免也要遇到IO睡眠奖惩等剩余的事情去设计一些trick算法，这破费精力。
对了，还要设置你的内核为HZ1000哦，这样更能体现CFS的平滑性，就像它宣称的那样。我难以想象，出了Ubuntu，Suse等花哨的桌面发行版之外，还有哪个Linux需要打开HZ1000，服务器用HZ250不挺好吗？
关于调度的话题基本就说完了，但是在进入下一步固有的喷子环节之前，还有两点要强调：
在CPU核数越来越多的时代，人们更应该关心 把进程调度到哪里CPU核上 而不是 某个CPU核要运行哪个进程 。
单核时代一路走过来的Linux，发展迅猛，这无可厚非，但是成就一个操作系统内核的并不单单是技术，还有别的。这些当然程序员们很不爱听，程序员最烦非技术方面的东西了，程序员跟谁都比写代码，程序员特别喜欢喷领导不会写代码云云。
Linux在纯技术方面并不优秀，Linux总体上优秀的原因是因为有一群非代码不明志的程序员在让它变得越来越优秀，另一方面还要归功于开源和社区。Linux的学习门槛极低，如果一个公司能不费吹灰之力招聘到一个Linux程序员的话，那它干嘛还要费劲九牛二虎之力去招聘什么高端的BSD程序员呢？最终的结果就是，Linux用的人极多，想换也换不掉了。
但无论如何也没法弥补Linux内核上的一些原则性错误。
Linux内核还是以原始的主线为base，以讲Linux内核的书为例，经典的Robert Love的《Linux内核设计与实现》，以及《深入理解Linux内核》，在讲进程调度的时候，关于多核负载均衡的笔墨都是少之又少甚至没有，如此经典的着作把很多同好引向了那万劫不复的代码深渊。于是乎，铺天盖地的CFS源码分析纷至沓来。
但其实，抛开这么一个再普通不过的Linux内核，现代操作系统进入了多核时代，其核心正是在cache利用上的革新，带来的转变就是进程调度和内存管理的革新。review一下Linux内核源码，这些改变早就已经表现了出来。
可悲的是，关于Linux内核的经典书籍却再也没有更新，所有的从传统学校出来的喜欢看书学习的，依然是抱着10年前的大部头在啃。
http :// www. ece.ubc.ca/~sasha/papers/eurosys16-final29.pdf
浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖。
作者：CSDN博主“dog250”，本文首发于作者CSDN博客https://blog.csdn.net/dog250/article/details/957298 30 。
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❿ 如何读懂linux内核源码
Linux的内核源代码可以从很多途径得到。一般来讲，在安装的linux系统下，/usr/src/linux目录下的东西就是内核源代码。
对于源代码的阅读，要想比较顺利，事先最好对源代码的知识背景有一定的了解。对于linux内核源代码来讲，我认为，基本要求是:1、操作系统的基本知识; 2、对C语言比较熟悉，最好要有汇编语言的知识和GNU C对标准C的扩展的知识的了解。
另外在阅读之前，还应该知道Linux内核源代码的整体分布情况。我们知道现代的操作系统一般由进程管理、内存管理、文件系统、驱动程序、网络等组成。看一下Linux内核源代码就可看出，各个目录大致对应了这些方面。Linux内核源代码的组成如下(假设相对于linux目录):
arch 这个子目录包含了此核心源代码所支持的硬件体系结构相关的核心代码。如对于X86平台就是i386。
include 这个目录包括了核心的大多数include文件。另外对于每种支持的体系结构分别有一个子目录。
init 此目录包含核心启动代码。
mm 此目录包含了所有的内存管理代码。与具体硬件体系结构相关的内存管理代码位于arch/-/mm目录下，如对应于X86的就是arch/i386/mm/fault.c 。
drivers 系统中所有的设备驱动都位于此目录中。它又进一步划分成几类设备驱动，每一种也有对应的子目录，如声卡的驱动对应于drivers/sound。
ipc 此目录包含了核心的进程间通讯代码。
moles 此目录包含已建好可动态加载的模块。
fs Linux支持的文件系统代码。不同的文件系统有不同的子目录对应，如ext2文件系统对应的就是ext2子目录。
kernel 主要核心代码。同时与处理器结构相关代码都放在arch/-/kernel目录下。
net 核心的网络部分代码。里面的每个子目录对应于网络的一个方面。
lib 此目录包含了核心的库代码。与处理器结构相关库代码被放在arch/-/lib/目录下。
scripts 此目录包含用于配置核心的脚本文件。
Documentation 此目录是一些文档，起参考作用。