历史
1991 年，还在芬兰赫尔辛基大学上学的 Linus Torvalds 在自己的 Intel 386 计算机上开发了属于他自己的第一个程序，并利用 Internet 发布了他开发的源代码，将其命名为 Linux，从而创建了 Linux 操作系统，并在同年公开了 Linux 的代码，从而开启了一个伟大的时代。在之后的将近 30 年的时间里，越来越多的工程师投入到 Linux，帮助不断完善 Linux 的功能。现在的 Linux 系统架构凭借优秀的分层和模块化的设计，融合了大量的设备和不同的物理架构。
写这篇文章，也是对 Linux 系统的一个非常简单的介绍，主要讲解 Linux 的进程调度、内存管理、设备驱动、文件系统、网络模块。
上图就是 Linux 内核的架构图，从硬件层 —> 操作系统内核 —> 应用层，这套系统架构的设计应用于各类软硬件结合的系统上，比如物联网系统，单片机系统、机器人等领域。
进程调度
进程在 Linux 系统中称为 process 或 task。操作系统中进程的数据结构包含很多元素，诸如：地址空间、进程优先级、进程状态、信号量、占用的文件等，往往用链表链接。
CPU 在每个系统滴答（Tick）中断产生的时候检查就绪队列里边的进程（遍历链表中的进程结构体），如有符合调度算法的新进程需要切换，保存当前运行的进程的信息（包括栈、地址等）后挂起当前进程，然后运行新的进程，这就是进程调度。
CPU 调度的基本依据是进程的优先级。调度的终极目标是让高优先级的进程能及时得到 CPU 的资源，低优先级的任务也能公平的分配到 CPU 资源。不过因为保存当前进程的信息所以进程的切换本身是有成本的，调度算法同样需要考虑效率。
在早期 Linux 内核中，就是采用轮询算法来实现的，内核在就绪的进程队列中选择高优先级的进程执行，每次运行相等时间，该算法简单直观，但仍然会导致一些低优先级的进程长时间不能执行。为了提高调度的公平性，在后来 Linux 内核（2.6）中，引入了 CFS 调度器算法。
CFS 引入虚拟运行时间的概念，虚拟运行时间用 task_struct->se.vruntime 表示，通过它来记录和度量进程应该获得的 CPU 运行时间。在理想的调度情况下，任何时候所有的进程都应该有相同的 task_struct->se.vruntime 值。因为每个进程都是并发执行，没有进程会超过理想状态下应该占有的 CPU 时间。CFS 选择需要运行的进程的逻辑基于 task_struct->se.vruntime 值，它总是选择 task_struct->se.vruntime 值最小的进程来运行（为了公平）。
CFS 使用基于时间排序的红黑树来为将来进程的执行时间线。所有的进程按 task_struct->se.vruntime 关键字排序。CFS 从树中选择最左边的任务执行。随着系统运行，执行过的进程会被放到树的右侧，逐步让每个任务都有机会成为最左边的进程，从而让每个进程都能获取 CPU 资源。
总的来说，CFS 算法首先选一个进程，当进程切换时，该进程使用的 CPU 时间会加到该进程 task_struct->se.vruntime 里，当 task_struct->se.vruntime 的值逐渐增大到别的进程变成了红黑树最左边的进程时，最左边的进程被选中执行，当前的进程被抢占。
内存管理
内存，一种硬件设备，操作系统对其寻址，找到对应的内存单元，然后对其操作。CPU 的字节长度决定了最大的可寻址空间，32 位机器最大寻址空间是 4G Bytes，64 位机器最大寻址空间是 2^64 Bytes。
最大寻址空间和物理内存大小无关，称之为虚拟地址空间。Linux 内核把虚拟地址空间分为内核空间和用户空间。每个用户进程的虚拟地址空间范围是 0~TASK_SIZE。从 TASK_SIZE~2^32 或 2^64 的区域保留给内核，不能被用户进程访问。
虚拟地址空间与物理内存的映射 绝大多数情况下，虚拟地址空间比实际物理内存大，操作系统需要考虑如何将实际可用的物理内存映射到虚拟地址空间。
Linux 内核采用页表（page table）将虚拟地址映射到物理地址。虚拟地址和进程使用的用户 & 内核地址有关，物理地址用来寻址实际使用的内存。
上图所示，A 和 B 进程的虚拟地址空间被分为大小相等的等份，称为页（page）。物理内存同样被分割为大小相等的页（page frame）。
进程 A 第 1 个内存页映射到物理内存 (RAM) 的第 4 页；进程 B 第 1 个内存页映射到物理内存第 5 页。进程 A 第 5 个内存页和进程 B 第 1 个内存页都映射到物理内存的第 5 页(内核可决定哪些内存空间被不同进程共享)。页表将虚拟地址空间映射到物理地址空间。
文件系统 Linux 的核心理念：everything is file。Linux 系统存在很多文件系统，比如 EXT2，EXT3，EXT4，rootfs，proc 等等，每一种文件系统都是独立的，有自己的组织方式、操作方法。
为了支持不同的文件系统，内核在用户态和文件系统之间包含了一层虚拟文件系统（Virtual File System）。大多数内核提供的函数都能通过 VFS 定义的接口来访问。例如内核的子系统：字符设备、块设备，管道，socket 等。另外，用于操作字符和块设备的文件是在 /dev 目录下真实文件，当读写操作执行的时候，其会被对应的驱动程序创建。
Linux 的虚拟文件系统四大对象：
- super block（超级块）
- inode（节点）
- dentry（目录）
- block（具体的数据块）
super block 代表一个具体的已经安装的文件系统，包含文件系统的类型、大小、状态等等。
inode 代表一个具体的文件，在 Linux 文件管理中，一个文件除了自身的数据外，还有一个附属信息，即文件的元数据（metadata），这个元数据用于记录文件的许多信息比如文件大小、创建人、创建时间等，这个元数据就包含在 inode 中。
inode 是文件从抽象 —> 具体的关键。inode 存储了一些指针，这些指针指向存储设备的一些数据块，文件的内容就存储在这些数据块中。Linux 想打开一个文件时，只需要找到文件对应的 inode，然后沿着指针，将所有的数据块攒起来，就可以在内存中组成一个文件的数据了。
inode 并不是组织文件的唯一方式，最简单的组织文件的方式，是把文件依次顺序的放入存储设备，但如果有删除操作的话，删除造成的空余空间夹杂在正常文件之间，很难利用和管理；复杂方式可以用来链表来做，每个数据块有个指针，指向属于同一文件的下一个数据块，这样的好处是可以利用零散的空余空间，坏处是对文件的操作必须按照线性方式进行，如果随机读取就必须要遍历链表，直到目标位置。由于这一遍历不是在内存进行，所以速度很慢。
inode 既可以充分利用空间，在内存占据空间不与存储设备相关，解决了上面的问题。但 inode 也有自己的问题。每个 inode 能够存储的数据块指针总数是固定的。如果一个文件需要的数据块超过这一总数，inode 需要额外的空间来存储多出来的指针。
dentry 代表一个目录项，是路径的一部分，比如一个路径 /home/jackycao/hello.txt，那么目录项就有 home、jackycao、hello.txt。
block 代表具体的数据，一个文件由分散的多个 block 组成，组织的方式由 inode 来指向。
设备驱动 与外设的交互，说白了就是输入（input）、操作（operate）、输出（ouput）的操作。
内核需要完成三件事情：
- 针对不同的设备类型实现不同的方法来寻址硬件。
- 必须为用户空间提供操作不同硬件设备的方法，且需要一个统一的机制来确保尽量有限的编程工作。
- 让用户空间知道在内核中有哪些设备。
内核访问外设主要有两种方式：I/ O 端口和 I / O 内存映射。具体不展开介绍了。
内核动态接收外设发来的请求（数据）主要通过两种方式：轮询和中断。
轮询：周期性的访问查询设备是否有数据，如果有，便获取数据。这种方法比较浪费 CPU 资源。
中断：核心思想是外设有请求时主动通知 CPU，中断的优先级最高，会中断 CPU 的当前进程运行，每个 CPU 都提供了中断线，每个中断由唯一的中断号识别，内核为每个应用的中断提供一个中断处理方法。当有数据已准备好可以给内核或者间接被一个应用程序使用的时候，外设出发一个中断。使用中断确保系统只有在外设需要处理器介入的时候才会通知 CPU，提高了效率。
PS：块和扇区的概念：块是一个指定大小的字节序列，用于保存在内核和设备间传输的数据，块的大小可以被设置，默认是 4096 bytes，扇区是存储设备操作的最小单元，默认是 512 Bytes，块是一段连续的扇区。
网络 Linux 的网络子系统的模型基于 ISO 的 OSI 模型，Linux 内核中会简化相应层级。下图为 Linux 使用的 TCP/IP 参考模型。
Host-to-Host 层：相当于 OSI 模型的物理层和数据链路层，负责将数据从一个计算机传输到另一个计算机。在 Linux 内核的角度来看，这一层是通过网卡的设备驱动程序实现的。
Internet 层：相当于 OSI 模型的网络层，负责让网络中的计算机可以交换数据（这些计算机并不一定是直连的）。该层同时负责传输的包分成指定的大小，因为包在传输路径上每个计算机支持的最大网络包的大小不一样，在传输时数据被分割成不同的包，在接收端再组合。该层为网络中的计算机分配唯一的网络地址。
Transport 层：相当于 OSI 模型的传输层，负责让两个连接的计算机上运行的应用程序之间的数据传输。比如，两台计算机上的客户端和服务端程序，通过端口号来识别通信的应用程序。
App 层：相当于 OSI 模型的会话层、表示层、应用层，网络中不同计算机的两个应用程序建立连接后，这一层负责实际内容的传输。
Linux 内核子系统的实现通过 C 代码实现，每个层只能和它上下层通信。
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