第1章 引言

第2章 内核

第3章 内核组件

第4章 基本概念

第5章 字符设备驱动程序

第6章 串行设备驱动程序

第7章 输入设备驱动程序

第8章 I2C协议

第9章 PCMCIA和CF

第10章 PCI

第11章 USB

第12章 视频驱动程序

第13章 音频驱动程序

第14章 块设备驱动程序

第15章 网络接口卡

第16章 Linux无线设备驱动

第17章 存储技术设备

第18章 嵌入式Linux

第19章 用户空间的驱动程序

第20章 其他设备和驱动程序

第21章 调试设备驱动程序

第22章 维护与发布

第23章 结束语

附录A Linux汇编

附录B Linux与BIOS

附录C seq文件

本书是Linux设备驱动程序开发领域的权威著作。全书基于2.6内核，不仅透彻讲解了基本概念和技术，更深入探讨了其他书没有涵盖或浅尝辄止的许多重要主题和关键难点，如PCMCIA、I2C和USB等外部总线以及视频、音频、无线连网和闪存等驱动程序的开发，并讲解了相关的内核源码文件，给出了完整的开发实例。

本书适合中高级Linux开发人员阅读。

John Fusco是GE Healthcare的一名软件开发人员，专门编写Linux应用程序和设备驱动程序。他在Unix软件行业有十多年的工作经验，从内核2.0版本就开始开发Linux应用程序。他曾为Embedded Systems Programming和Linux Journal撰写文章。

linux调度器(BFS )是一款专门为 Linux 桌面环境所设计的内核调度器，它基于 Staircase Deadline和 EEVDF 算法，支持 Linux 2.6.31之后的内核。它提供了前所未有的流畅桌面性能，不仅得到了用户的认可，也为一些商业系统所采用。

BFS vs CFS，设计上的不同 白天 Con Kolivas 在医院里当麻醉师，为人们解除痛苦，业余的时候借 Linux 解除自己的痛苦。额，Kolivas 学习 Linux 并不是为了解决痛苦，我臆测而已。但据 Kolivas 自述，他接触 Linux 内核时连 C 语言也没有学习过。。。这个事实证明，语言只是一项工具，对问题本质的深入理解才是写程序的关键。可能还有执着，CFS 和 RSDL 之争导致 Kolivas 离开 Linux 社区，此去经年，当 Kolivas 再次开始看内核代码的时候，他立即发现 CFS 存在以下几个设计上的问题:

CFS 的目标是支持从桌面到高端服务器的所有应用场景，这种大而全的设计思路导致其必须做一些实现上的折中，此外，那些只有在高端机器中才需要的特性将引入不必要的复杂代码。

其次，为了维护多 CPU 上的公平性，CFS 采用了负载平衡机制，Kolivas 认为，这些复杂代码抵消了 per cpu queue 曾带来的好处。

最后，主流内核的 CFS 还是对睡眠进程存在一些偏好，这意味着"不公平"。

在现实中，调度算法类似一个处境尴尬的主妇，满足孩子对晚餐的要求便有可能伤害到老人的食欲。Linux 内核一直试图做出一道让全家老少都喜欢的菜，在这方面，CFS 已经做的很好。但一道能被所有人接受的菜，或许就意味着稍许平淡。而 BFS 只打算满足一种口味，以便将这种口味发展到极限。

根据 Linux Magazine的说法，Con Kolivas是看到了下面这则来自 xkcd 的漫画而开始思考 BFS 的。

事情源于一些 Linux 用户，他们发现 Linux 虽然号称能够充分发挥 4096 颗 CPU 系统的计算能力，但在普通的 laptop 上却无法流畅地播放 Youtube 视频。

这让人们开始思考，对于 Desktop 环境来讲，CFS 哪些复杂的特性究竟是否还有意义?人们是否有必要在自己的个人电脑中使用一个支持 4096 个 CPU 的调度器?

BFS 正是对这种质疑的自然反应。它不打算支持 4096 个 CPU 的庞然大物，BFS 的目标是普通人使用的桌面电脑。此外，BFS 还删除了那些只有在服务器上才需要的特性。比如，BFS 抛弃了 CFS 的组调度特性，类似 CGROUP 这样的特性对于普通的桌面用户是多余的技术。

这很容易理解:在只有一个 CPU 的系统中，谁还会设计多个 CGroup，哪里还能用到 NUMA domain等概念呢?

此外 BFS 使用单一的 run queue，不再需要复杂的负载均衡机制。由于不再有 CGROUP 概念，也不再需要 Group 间的负载均衡。

这些简单的裁剪使得 BFS 的代码极大地简化，简化的代码意味着执行一次调度所需要的指令数减少了，相应的 footprint 自然也减少了。

当然简化代码只是一个显而易见的方面，更重要的是，这种理念的不同会对最终的调度器实现产生更加深远的影响，这实在是难以尽述。

多队列 vs 单一队列

​在 Linux 内核进入 2.6 时，调度器采用 per cpu run queue 从而克服了单一 run queue 的局限。在多 CPU 系统中，单一 run queue 意味着 run queue 成为了系统的瓶颈，因为在同一时刻，一个 CPU 访问 run queue 时，其他的 CPU 即使空闲也必须等待。当使用 per CPU 的 run queue 之后，每个 CPU 不必再使用大锁，从而能够并行地处理调度。

但很多事情都不像第一眼看上去那样简单。

Kolivas 发现，采用 per cpu run queue 所带来的好处会被追求公平性的 load balance 代码所抵消。在目前的 CFS 调度器中，每颗 CPU 只维护本地 run queue 中所有进程的公平性，为了实现跨 CPU 的调度公平性，CFS 必须定时进行 load balance，将一些进程从繁忙的 CPU 的 run queue 中移到其他空闲的 run queue 中。

这个 load balance 的过程需要获得其他 run queue 的锁，这种操作降低了多运行队列带来的并行性。

并且在复杂情况下，这种因 load balance 而引入的 footprint 将非常可观。

当然，load balance 引入的加锁操作依然比全局锁的代价要低，这种代价差异随着 CPU 个数的增加而更加显著。但请您注意，BFS 并不打算为那些拥有 1024 个 CPU 的系统工作，假若系统中的 CPU 个数有限时，多 run queue 的优势便不明显了。

而 BFS 采用单一队列之后，每一个需要调度的新进程都可以在全局范围内查找最合适的 CPU，而无需 CFS 那样等待 load balance 代码来决定，这减少了多 CPU 之间裁决的延迟，最终的结果是更小的调度延迟。

向前看还是向后看?

多年来 Kolivas 一直关注着 Linux 在 desktop 上的表现。对于 desktop 的用户，最注重的不是系统的吞吐量，而是交互性程序的流畅体验。从 SD 开始，Kolivas 就告诉内核黑客们，完全公平能够从根本上保证交互性。他始终坚持一个基本观点:调度器应该 forward look only。决不要去考虑一个进程的过去。

CFS 却偏偏要考虑进程的过去。2.6.23 的时候，CFS 记录并使用 sleep time。之后不久，在 2.6.24 发布的时候，CFS 合并了"Real Fair Scheduler"，删除了 sleep time。因此在 2.6.24 之后的内核中，CFS 终于也不再考虑进程过去的睡眠时间。

但 CFS 还是保留了 sleeper fairness 的思想，当进程 wakeup 的时候，在 place_entity() 函数中，CFS 将对 sleeper 进行奖励，以便其能尽快得到 CPU。这个策略是非常微妙的，我们在 2.1 节中详细介绍了 sleeper fairness 的演进过程。假如您花些时间回头再看看，就会发现 sleeper fairness 曾造成怎样严重的延迟问题。虽然 Ingo 自称 Gentle fairness 解决了延迟问题，但从代码上看，Gentle Fairness 只是对 sleeper 的奖励减半而已。因此我们可以说，CFS 依然对 Sleeper 进程进行奖励，这代表着一种偏好，一种"不公平"。而这，正是 BFS 所反对的。

BFS 中，当一个进程 wakeup 时，调度器将根据进程的 deadline 来进行选择(关于 deadline 本文将在第 4 章中详细描述)，其结果是，更早睡眠的进程能更快地得到调度;CFS 的 sleeper fairness 则意味着要根据 wakeup 的时间来选择下一个被调度的进程，更早 wakeup 的进程会更快得到调度。

这种不同究竟会对桌面应用造成何种影响尚没有理论依据可以参考。但我个人认为，BFS 的策略更加合理。

您现在可能已经读得有些烦躁了 ( 这些英文加中文的说些啥啊 )，所以我还是尽快介绍一下 BFS 的实现细节吧。然后或许您会理解我，有些词还是不翻译更好。