linux最新内核的一些变化以及我的一些想法

自从2.6内核放出以后，对于内核爱好者来说，每天都有享不尽的大餐，太令人激动了，每个版本都会推出新东西，本文就很简单的两个方面来讨论一下，一个是2.6内核以后在进入系统空间SAVE_ALL的时候，将ds寄存器设置为了__USER_DS
#define SAVE_ALL /
         cld; /
         pushl %es; /
         pushl %ds; /
         pushl %eax; /
         pushl %ebp; /
         pushl %edi; /
         pushl %esi; /
         pushl %edx; /
         pushl %ecx; /
         pushl %ebx; /
         movl $(__USER_DS), %edx; /
         movl %edx, %ds; /
         movl %edx, %es;
这 里将ds和es设置成了__USER_DS，这岂不是胡闹吗？记住，linux之所以设置什么ds，cs段选择符也是例行公事，完全没有必要，要明白为什 么这里将ds设置成__USER_DS，还要先看看ds是干什么用的，ds是数据段寄存器，cs是代码段寄存器（涉及到intel寄存器的可见部分和不可 见部分，这个不谈），ds的保护作用是：如果你访问的段，要求的访问级别高于当前进程的代码段级别的话，访问会导致GP异常。现在进入了内核，当前代码段 的访问级别为0，处于最高级别，它访问任何段都不会出错，再者，linux为了减少复杂性，只用了2个级别，那么就没有任何问题了，如果要像intel规 定的那样将ds寄存器设置成 __KERNEL_DS,那么看看从内核返回的时候：恢复CS,EIP的值,此时CS的CPL是3.因为DS,ES被设为了__KERNEL_DS,所以其DPL是0,所以要将DS,ES中的值清除.这样就要一个清除动作，损失了效率，因此就先将ds段寄存器设置成__USER_DS，这么做的一切都是 intel的什么狗屁分段机制造成的，汗！另外在创建内核线程的时候还有一处诡异也是这个道理：

int kernel_thread(int (*fn)(void *), void * arg, unsigned long flags)

{

         struct pt_regs regs;

         memset(&regs, 0, sizeof(regs));

         regs.ebx = (unsigned long) fn;

         regs.edx = (unsigned long) arg;

         regs.xds = __USER_DS;//一会ret_from_fork的时候要RESTORE_ALL

         regs.xes = __USER_DS;

         regs.orig_eax = -1;

         regs.eip = (unsigned long) kernel_thread_helper;

         regs.xcs = __KERNEL_CS;

         regs.eflags = X86_EFLAGS_IF | X86_EFLAGS_SF | X86_EFLAGS_PF | 0x2;

         /* Ok, create the new process.. */

         return do_fork(flags | CLONE_VM | CLONE_UNTRACED, 0, &regs, 0, NULL, NULL);

}

ENTRY(ret_from_fork)

         pushl %eax

         call schedule_tail

         GET_THREAD_INFO(%ebp)

         popl %eax

         jmp syscall_exit

...

syscall_exit:

         cli                      # make sure we don't miss an interrupt

                                     # setting need_resched or sigpending

                                       # between sampling and the iret

         movl TI_flags(%ebp), %ecx

         testw $_TIF_ALLWORK_MASK, %cx   # current->work

         jne syscall_exit_work

restore_all:

         RESTORE_ALL

#define RESTORE_ALL     /               #这里RESTORE_ALL的正是上面伪造的regs现场

         RESTORE_REGS    /

         addl $4, %esp;  /

1:      iret;           /

#define RESTORE_REGS    /

         RESTORE_INT_REGS; /

1:      popl %ds;       /

2:      popl %es;       /

.section .fixup,"ax";   /

3:      movl $0,(%esp); /

         jmp 1b;         /

4:      movl $0,(%esp); /

         jmp 2b;         /

.previous;              /

.section __ex_table,"a";/

         .align 4;       /

         .long 1b,3b;    /

         .long 2b,4b;    /

.previous

上面就是说2.6内核已经不再用__KERNEL_DS了，因为没有任何意义。（传统的intel段寄存器里面会有一些“门”，linux包括windows并没有用那么
多复杂的专为老式系统设计的“门”）
说完了这个再说说内核线程的创建，以前都是直接调用kernel_thread就完事了，最新的2.6.26和27内核倒好，专门为创建内核线程在系统保 留了一个内核守护线程，这下好了，你要创建一个内核线程也要向这个守护线程请求，然后排队，唤醒这个守护线程，这样这个守护线程会替你把内核线程创建出来，linux对进程/线程真是情有独钟啊！重要的是，进程/线程拥有上下文，于是它就可以接受系统的管理，这样就不会有那么多的限制，管理起来更方便， 毕竟将创建内核线程这件事情给统一管理了，但是我担心的是。这会不会出现单点故障。唉，分离和统一，一对矛盾啊，当你觉得不能再进一步统一时，就尝试分离吧！前面的博客还说windows喜欢将一切纳入自己的“管理器”，现在linux也差不多了，但是不同的是，windows钟情于自己设计的对象，一切 都是对象，所以管理器都是对象管理器，而linux更钟情于一个古老的概念----进程，实际上，linux能进程/线程化的都进程/线程化了。
设计上的东西，说起来没完，就此打住，且待下回！