OS: Linux Kernel

Sebuah kernel UNIX adalah interpreter yang menerjemahkan panggilan system call tingkat pengguna akses yang disinkronisasi ke hardware dan device driver. Panggilan didefinisikan oleh standar POSIX.

Interpreter mengelola permintaan system call tingkat pengguna untuk mengakses file atau proses. Kernel scheduler memungkinkan UNIX untuk mengatur subsistem file dan proses. Subsistem file bekerja dengan perangkat device raw atau block device. Subsistem Proses mengelola sinkronisasi process, komunikasi antar-proses, manajemen memori dan penjadwalan proses.

Kernel mengelola melalui penggunaan dua struktur kunci, tabel proses dan struktur pengguna. Tabel proses berisi parameter penjadwalan, gambar memori, sinyal dan kondisi proses lainnya. Struktur pengguna termasuk registri mesin, kondisi system call , tabel file descriptor, akunting dan stack kernel.

Tour Linux Kernel Source

Sumber: http://www.tldp.org/LDP/khg/HyperNews/get/tour/tour.html Oleh Alessandro Rubini, rubini@pop.systemy.it

Bagian ini mencoba untuk menjelaskan source code Linux secara teratur, mencoba membantu pembaca untuk mencapai pemahaman yang baik tentang bagaimana source code diletakkan dan bagaimana fitur unix yang paling relevan diimplementasikan. Targetnya adalah untuk membantu programmer C berpengalaman yang tidak terbiasa dengan Linux dalam mendapatkan akrab dengan desain Linux secara keseluruhan. Itulah sebabnya entry point yang dipilih untuk tur kernel adalah entry point kernel sendiri: sistem boot.

Pemahaman yang baik tentang bahasa C diperlukan untuk memahami materi, serta familiar dengan konsep Unix dan arsitektur PC. Namun, tidak ada kode C akan muncul dalam bagian ini, melainkan pointer ke source code sebenarnya. Bagian ini cenderung untuk memberikan gambaran informal.

Setiap pathname untuk file direferensikan dalam bagian ini mengacu pada direktori utama, biasanya

/usr/src/linux

Booting System

Saat PC di nyalakan, processor 80x86 akan beroperasi menggunakan mode real dan menjalankan code di address 0xFFFF0, yang merupakan address ROM-BIOS. PC BIOS menjalankan beberapa test pada sistem dan menginisialisasi vector interupsi pada address fisik 0. Setelah itu, PC akan memasukan sektor pertama dari bootable device ke 0x7C00, dan jump ke situ. Device tersebut biasanya floppy atau hard drive. Memang ini terlihat sederhana, tapi memang hanya itu yang dibutuhkan untuk mengerti bagaimana awal kernel beroperasi.

Bagian pertama dari Linux kernel di tulis dalam bahasa assembler 8086 (boot/bootsect.S). Jika dijalankan, dia akan pindah ke address absolut di 0x90000, load 2 kBytes dari code selanjutnya dari boot device ke address 0x90200, dan seluruh sisa kernel ke address 0x10000. Message "Loading..." akan ditampilkan saat sistem load. Kontrol diberikan kepada code boot/Setup.S, real-mode assembly source yang lain.

Bagian dari setup mengidentifikasi fitur dari mesin dan tipe dari VGA. Jika di minta, dia juga akan menanyakan kepada pengguna untuk memilih mode video untuk console. Selanjutnya, dia akan memindahkan seluruh sistem dari address 0x10000 ke address 0x1000, masuk ke mode protected dan jump ke sistem yang ada 0x1000.

Langkah selanjutnya adalah proses dekompresi kernel. Code berada pada 0x1000 berasal dari zBoot/head.S yang akan menginisialisasi register dan menjalankan decompress_kernel(), yang akan membuat zBoot/inflate.c, zBoot/unzip.c dan zBoot/misc.c. Data yang sudah di-dekompres masuk ke address 0x100000 (1 Meg), dan hal ini yang menyebabkan Linux biasanya tidak dapat di jalankan di RAM kurang dari 2MB.

Enkapsulasi kernel dalam gzip file dilakukan oleh Makefile dan utility di directory zBoot. Cukup menarik untuk dilihat.

Kernel release 1.1.75 memindahkan directory boot dan zBoot ke arch/i386/boot. Perubahan ini untuk memungkinkan kernel bagi arsitektur yang berbeda. Pada bagian ini, informasi yang diberikan akan spesifik untuk i386.

Decompressed code di execute pada address address 0x1010000 [kemungkinan sekarang berbeda], yang mana semua setup 32bit dilakukan: IDT, GDT dan LDT di load, processor dan coprocessor di identifikasi, paging dilakukan, akhirnya, routine start_kernel dijalankan. Source dari operasi ini adalah boot/head.S. Bagian ini barangkali merupakan bagian paling tricky dari kernel secara keseluruhan.

Perlu dicatat bahwa jika terjadi error pada tahapan di atas, komputer akan lockup. Karena sistem operasi tidak dapat mengatasi error karena sistem operasi belum beroperasi dengan penuh.

start_kernel() ada di init/main.c, dan tidak pernah return. Selanjutnya semua code menggunakan bahasa C, diluar manajemen interrupt dan system call masuk / keluar (sebetulnya kebanyakan marco juga embed assembly code).

Perputaran Roda Sistem Operasi

Setelah mengatasi berbagai hal yang tricky, start_kernel() menginisialisasi semua bagian dari kernel, terutama,

• Set batas memory dan call ke paging_init().
• Inisialisasi traip, IRQ kanal dan scheduling.
• Parsing command lnine.
• Jika diminta, alokasi profiling buffer.
• Inisialisasi semua device driver dan disk buffer, juga berbagai bagian kecil lainnya.
• Kalibrasi delay loop (biasanya di hitung sebagai angka ``BogoMips).
• Cek apakah interrupt 16 bekerja dengan baik dengan coprocessor.

Akhirnya, kernel siap untuk move_to_user_mode(), untuk mem-fork proses init, yang code-nya berada pada source file yang sama. Process nomor 0 yang juga dikenal sebagai idle task akan terus jalan sebagai infinite idle loop.

Proses init akan berusaha untuk menjalankan /etc/init, atau /bin/init, atau /sbin/init.

Jika tidak ada yang berhasil, code akan menjalankan "/bin/sh /etc/rc" dan fork root shell di terminal pertama. Code ini digunakan sejak Linux 0.01, saat itu sistem operasi hanya berupa kernel saja, dan proses tanpa login tersedia.

Setelah exec() program init dari salah satu lokasi standard (kita asumsikan kita memiliki salah satunya), kernel tidak punya kontrol secara langsung terhadap aliran program. Fungsi kernel, selanjutnya adalah untuk memfasilitasi proses melalui system call, juga memberikan layanan untuk kejadian asinkron (seperti interupsi hardware). Multitasking sudah di setip, dan selanjutnya init akan memanaje akses multiuser melalui fork() system daemon dan proses login.

Karena kernel bertanggung jawab untuk memberikan layanan, pembahasan ini akan dilanjutkan dengan melihat pada layanan tersebut (yaitu "system calls"), juga memberikan gambaran umum tentang struktur data di bawahnya maupun organisasi dari code.

Bagaimana Kernel Melihar Proses

Dari sudut pandang kernel, sebuah proses tidak lebih dari sebuah entry pada tabel proses.

Oleh karenanya, tabel process adalah salah satu tabel paling penting dalam struktur data di system, bersama dengan tabel memory-management dan buffer cache. Satu-satunya hal (item) yang di simpan di tabel proses adalah struktur task_struct, lumayan besar sekali, di definisikan di definisikan di include/linux/sched.h. Dalam task_struct baik informasi low-level dan high-level disimpan -- mulai dari copy dari register hardware hingga inode dari directory tempat beroperasinya proses.

Tabel process dapat berupa array dan double-link list, juga tree. Implementasi fisik dapat berupa static array dari pointer, yang panjangnya adalah NR_TASKS, sebuah konstanta yang di definisikan di include/linux/tasks.h, dan setiap struktur berada di bagian page reserved memory. Struktur list diperoleh melalui pointer next_task dan prev_task, sedangkan struktur tree cukup kompleks dan tidak akan di terangkan disini. Kita mungkin ingin mengubah nilai NR_TASKS dari 128, tapi pastikan untuk memaksa mengcompile semua file dependensi yang tergantung kepadanya.

Setelah booting selesai, kernel akan selalu bekerja atas nama dari salah satu proses, dan global variable current, sebuah pointer ke item task_struct, digunakan untuk mencatat proses yang sedang berjalan. current hanya akan diubah oleh scheduler, di kernel/sched.c. Akan tetapi, semua proses harus di lihat, macro for_each_task digunakan. Hal ini jauh lebih cepat daripada scan array secara berurutan, jika system dalam kondisi beban yang ringan.

Sebuah proses harus dijalankan dalam mode user mode atau kernel mode. Badan utama dari user program akan di execute dalam user mode dan system call akan di execute dalam kernel mode. stack yang digunakan oleh process dalam dua mode exekusi juga berbeda -- stack segmen konvensional digunakan dalam user mode, sedang fixed-size stack (satu page,dimiliki oleh process) digunakan dalam kernel mode. Page kernel stack tidak pernah di swap, karena dia harus tersedia jika sewaktu-waktu system call memanggil.

System calls, dalam kernel, berupa fungsi dalam bahasa C, nama 'official' biasanya menggunakan prefix `sys_'. Sebuah system call diberi nama, sebagai contoh, untuk burnout akan memanggil fungsi kernel sys_burnout().

Lihat for_each_task dan SET_LINKS, di include/linux/sched.h akan menolong untuk mengerti struktur list dan tree di tabel proses.

Pembuatan dan Penghancuran proses

Sebuah sistem unix akan membuat proses melalui system call fork(), dan terminasi proses melalui perintah exit() atau dengan memberikan signal. Implementasi Linux dari kedua perintah tersebut berada di kernel/fork.c dan kernel/exit.c.

Fork relatif mudah, dan fork.c lumayan pendek dan sangat mudah untuk dimengerti. Tugas utamanya adalah mengisi struktur data dari proses baru. Langkah yang dilakukan, selain mengisi kolom, adalah:

• Mengambil page yang free untuk meletakan task_struct
• Mencari slot proses yang kosong (find_empty_process())
• Mengambil page yang free untuk kernel_stack_page
• Copy LDT bapak ke anak
• Duplikasi informasi mmap ke bapak

sys_fork() juga memanaje deskripsi file dan inode.

Kernel 1.0 memberikan dukungan vestigial untuk threading, dan fork() system call akan menunjukan beberapa hal untuk itu. Kernel thread adalah work-in-progress diluar kernel utama.

Keluar dari sebuah proses lebih triky, karena proses parent harus diberitahu akan adanya child yang berjalan. Tambah lagi, sebuah proses dapat exit jika di kill() oleh proses lain (hal ini adalah fitur Unix). File exit.c oleh karenanya merupakan tempat dari sys_kill() dan berbagai jenis sys_wait(), selain dari sys_exit().

Code dari exit.c tidak akan diterangkan disini -- karena tidak terlalu menarik. Intinya dia akan menangani dari perintah untuk keluar dari system secara konsisten. Standard POSIX, akan secara detail menerangkan tentang berbagai sinyal yang harus di tangani dalam proses keluar tersebut.

Menjalankan Program

Setelah menjalankan fork(), dua copy dari program yang sama akan jalan. Salah satu diantaranya biasanya akan meng-exec() program yang lain. System call exec() harus menemukan lokasi dari image binary dari file executable, me-load dan men-jalan-kannya. Kata "load" disini boleh tentu berarti "copy binary image ke memory", karena Linux mendukung demand loading.

Implementasi exec() di Linux mendukung beberapa format binary. Hal ini dapat dicapai melalui struktur linux_binfmt, dimana ada dua pointer ke fungsi -- satu untuk load executable dan yang lain untuk load library, setiap format binary me-representasikan executable maupun library. Loading dari shared library di implementasikan di source file yang sama dengan exec(), untuk sekarang kita fokus ke exec() saja.

Unix system memberikan programmer enam pola dari fungsi exec(). Semua kecuali satu dapat di implementasikan sebagai fungsi library, kernel Linux mengimplementasikan sys_execve() sendiri. Dia menjalankan tugas yang sangat sederhana, yaitu, load head dari executable, dan mencoba meng-execute-nya. Jika dua byte pertama adalah "#!", maka kalimat pertama akan di parsing dan interpreter akan di jalankan, selain itu format binary yang terdaftar akan berusaha di coba dijalankan.

Format Linux asli didukung secara langsung dalam fs/exec.c, dan fungsi yang relevan akan me-load binary aout_dan load library aout. Untuk binary, fungsi loading dari executable "a.out" akan berujung pada mmap() ke file disk, atau call read_exec(). mmap() digunakan oleh Linux jika dibutuhkan mekanisme loading ke page memory program saat di akses, sedangkan read_exec() digunakan jika memory mapping tidak didukung oleh filesystem host (contoh filesystem "msdos")

Kernel 1.1 memasukan revisi filesystem msdos, yang mendukung mmap(). Di samping itu, struct linux_binfmt menjadi linked list bukan sekedar array, untuk memungkinkan loading format binary baru sebagai kernel modul. Selanjutnya, structure yang ada juga di kembangkan untuk mengakses route core-dump yang berhubungan dengan format.

Akses ke File System

Kita semua tahu bahwa filesystem adalah sumber daya paling dasar dalam system Uniux, sangat mendasar dan ubiquitous sehingga membutuhkan nama yang mudah di ingat - untuk memudahkan kita akan menggunakan singkatan sederhana "fs".

Disini akan di asumsikan bahwa pembaca mengerti dasar fs Unix -- ijin akses, inode, superblock, mount dan umount. Konsep ini banyak di terangkan di literatur Unix lainnya. Kita akan banyak membahas isu spesifik fs di Linux.

Unix awal biasanya mendukung satu tipe fs saja, yang strukturnya tersebar dalam seluruh kernel. Pada hari ini, kita menggunakan interface standard antara kernel dengan fs, agar memudahkan pertukaran data pada berbagai arsitektur. Linux memberikan lapisan standard untuk menyampaikan informasi antara kernel dengan modul fs. Lapisan interface ini biasanya di sebut VFS, untuk "virtual filesystem".

Code filesystem oleh karenanya biasanya di pecah menjadi dua lapisan: lapisan atas memfokuskan diri pada manajemen dari tabel kernel dan struktur data, sedangkan lapisan bawah terdiri dari sekumpulan fungsi yang fs-dependent, yang di akses melalui struktur data VFS. Semua bagian yang fs-independent berada di file fs/*.c. Mereka menangani isu berikut ini:

• Manaje buffer chache (buffer.c);
• Respond ke system call fcntl() dan ioctl() (fcntl.c dan ioctl.c);
• Memetakan pipe dan fifo pada inode dan buffer (fifo.c, pipe.c);
• Manaje tabel file and inode (file_table.c, inode.c);
• Lock dan unlock file dan record (locks.c);
• Memetakan name ke inode (namei.c, open.c);
• Implementasi fungsi select() (select.c) yang tricky;
• Memberikan informasi (stat.c);
• mount dan umount filesystem (super.c);
• exec() executable dan dump core (exec.c);
• Load berbagai format binary (bin_fmt*.c, seperti diterangkan diatas).

Interface VFS, terdiri dari sekumpulan operasi high-level yang di kerjakan oleh code fs-independent dan di lakukan oleh setiap tipe filesystem. Struktur yang paling relevan adalah inode_operations dan file_operations, meskipun mereka tidak sendiri karena beberapa struktur lain juga ada. Seluruh struktur di definisikan dalam include/linux/fs.h.

Pintu masuk dalam kernel ke file system yang sebenarnya ada di struktur file_system_type. Array file_system_types terdapat dalam fs/filesystems.c dan digunakan saat perintah mount diberikan. Fungsi read_super dari tipe fs yang relevan akan bertanggung jawab untuk mengisi struct super_block, yang akhirnya juga mengisi struct super_operations dan struct type_sb_info. struct super_operations memberikan pointer untuk operasi fs yang generik untuk fs-type current, struct type_sb_info memberikan informasi yang lebih spesifik tentang fs-type.

Array tipe filesystem sudah menjadi linked list, untuk membuka kemungkinan load tipe fs baru sebagai kernel module. Fungsi (un-)register_filesystem di masukan dalam fs/super.c.

Anatomi dari Tipe File System

Tugas dari filesystem type adalah untuk menjalankan tugas low-level yang di petakan ke operasi VFS yang lebih high level pada media fisik (disk, networ atau apa saja). Interface VFS cukup flexibel untuk mendukung filesystem Unix konvensional maupun yang tidak konvensional seperti msdos dan umsdos.

Setiap fs-type dibangun oleh hal berikut, di samping directory sendiri:

• Entry ke array file_systems[] (fs/filesystems.c);
• include file superblock (include/linux/type_fs_sb.h);
• include file inode (include/linux/type_fs_i.h);
• include file generic (include/linux/type_fs.h});
• Dua #include dalam include/linux/fs.h, termasuk entry struct super_block dan struct inode.

Directory yang dimiliki oleh fs type berisi semua code, yang bertanggung jawab terhadap inode dan data management.

Untuk melihat dari dekat bagaimana low-level code dan interface VFS bekerja untuk fs type ada baiknya memnaca procfs. Source code fs/procfs cukup mudah dibaca.

Selanjutnya kita akan mencoba melihat mekanisme kerja di dalam VFS, minix filesystem akan digunakan sebagai contoh. minix type dipilih karena relatif kecil tapi cukup komplit; di samping itu, fs type linux lainnya diturunkan dari minix. ext2 type jauh lebih komplex mungkin bisa menjadi pelajaran bagi pembaca yang cukup tekun.

Pada saat minix-fs di mount, minix_akan membaca read_super dan mengisi struktur super_block dengan data yang dibaca dari device yang di mount. Parameter s_op dalam struktur tersebut akan menyimpan pointer ke minix_sops, yang digunakan oleh code filesystem generik yang dijalankan oleh operasi superblock.

Mengkaitkan fs yang baru saja di mount ke sistem tree global bergantung pada data berikut (asumsinya sb adalah struktur super_block dan dir_i point ke inode untuk mount point):

sb->s_mounted point ke root-dir inode dari mounted filesystem (MINIX_ROOT_INO);
dir_i->i_mount menyimpan sb->s_mounted;
sb->s_covered menyimpan dir_i 

Umount dapat dilakukan oleh do_umount, yang akan menjalankan minix_put_super.

Jika sebuah file di akses, minix_read_inode akan mulai bekerja; dia akan mengisi system-wide struktur inode dengan field dari minix_inode. Field inode->i_op akan di isi sesuai dengan inode->i_mode dan dia akan bertanggung jawab akan operasi selanjutnya pada file tersebut. Source untuk fungsi minix yang baru saja dijelasnkan dapat dilihat di fs/minix/inode.c.

Struktur inode_operations digunakan untuk menjalankan operasi inode ke fungsi kernel yang spesifik fs-type; entry pertama di struktur adalah pointer ke item file_operations, yang equivalen dengan data-management dari i_op. minix fs-type mengijinkan tiga instance dari inode-operation (untuk directori, untuk file dan untuk symbolic link) dan dua instance dari file-operation (symlinks tidak memerlukan hal ini).

Operasi directori (minix_readdir) dapat ditemukan di fs/minix/dir.c; operasi file (read dan write) ada di fs/minix/file.c dan operasi symlink (reading dan following link) ada di fs/minix/symlink.c.

Selebihnya dari minix directory mengimplementasikan tugas berikut:

• bitmap.c mengatur alokasi dan pembebasan inode dan block (pada ext2 fs, hal ini dilakukan pada dua source file yang berbeda);
• fsynk.c bertanggung jawab untuk system call fsync() -- dia mengatur block direct, indirect dan double indirect (ini merupakan bagian dari pengetahuan umum Unix);
• namei.c berisi semua operasi nama pada inode, seperti membuat dan memhancurkan node, rename dan links;
• truncate.c menjalankan pemotongan (truncatin) dari file.

console driver

Karena merupakan I/O device utama di sebagian besar Linux, console driver perlu memperoleh perhatian lebih. Source code dari console, maupun berbagai karakter driver, dapat ditemukan pada drivers/char, dan kita akan menggunakan directory tersebut sebagai titik referensi ketika melakukan penamaan file.

Inisialisasi Console dilakukan oleh fungsi tty_init(), di tty_io.c. Fungsi bertanggung jawab untuk memperoleh nomor device dan memanggil fungsi init untuk masing-masing device. con_init(), yang kemudian menghubungkan ke console, dan berada console.c.

Inisialisasi console telah berubah lumayan banyak pada evolusi 1.1. console_init() dilepas dari tty_init(), dan dapat di panggil secara langsung oleh ../../main.c. Virtual console dialokasikan secara dinamis.

Write ke console

Jika console device di tulis, fungsi con_write akan di jalankan. Fungsi ini mengatur semua control karakter dan escape sequences yang digunakan oleh aplikasi untuk memperoleh manajemen layar (screen) secara lengkap. escape sequence yang di implementasikan adalah milik terminal vt102; Hal ini berarti bahwa environment kita perlu di set TERM=vt102 jika kita melakukan telnet ke host non-Linux; untuk aktifitas lokal, lebih baik menggunakan TERM=console karena console Linux memberikan fungsi superset dari vt102.

con_write(), sebagian besar merupakan pernyataan nested switch, yang digunakan untuk meng-handel finite state automaton yang meng-interpretasikan escape sequences karakter satu per satu. Saat mode normal, character yang di cetak akan di tulis secara langsung ke memory video, menggunakan current attr-ibute. Dalam console.c, semua field struct vc dapat di akses melalui macro, oleh karenanya referensi ke (contoh) attr, sebetulnya me-refer ke field di struktur vc_cons[currcons], selama currcons adalah nomor dari console yang di referensikan.

Sebetulnya, vc_cons di kernel yang baru, tidak lagi berupa array dari struktur, dia berupa array dari pointer yang isinya di kmalloc() -kan. Penggunaan macro sangat menyederhanakan perubahan yang dilakukan, karena sebagian besar code tidak perlu di tulis ulang.

mapping dan unmapping dari console memory ke screen dilakukan oleh fungsi set_scrmem() (yang mengcopy data dari buffer console ke video memory) dan get_scrmem (yang mengcopydata kembali ke buffer console). buffer private dari current console secara fisik di map ke video RAM, untuk meminimalkan jumlah data yang perlu di transfer. Hal ini berarti, get- dan set-_scrmem() secara statik ada di console.c dan di panggil hanya saat console switch.

Reading the console

Reading the console is accomplished through the line-discipline. The default (and unique) line discipline in Linux is called tty_ldisc_N_TTY. The line discipline is what ``disciplines input through a line. It is another function table (we're used to the approach, aren't we?), which is concerned with reading the device. With the help of termios flags, the line discipline is what controls input from the tty: raw, cbreak and cooked mode; select(); ioctl() and so on.

The read function in the line discipline is called read_chan(), which reads the tty buffer independently of whence it came from. The reason is that character arrival through a tty is managed by asynchronous hardware interrupts.

[MORE]The line discipline N_TTY is to be found in the same tty_io.c, though later kernels use a different n_tty.c source file.

The lowest level of console input is part of keyboard management, and thus it is handled within keyboard.c, in the function keyboard_interrupt(). Keyboard management

Keyboard management is quite a nightmare. It is confined to the file keyboard.c, which is full of hexadecimal numbers to represent the various keycodes appearing in keyboards of different manifacturers.

I won't dig in keyboard.c, because no relevant information is there to the kernel hacker.

[MORE]For those readers who are really interested in the Linux keyboard, the best approach to keyboard.c is from the last line upward. Lowest level details occur mainly in the first half of the file. Switching the current console

The current console is switched through invocation of the function change_console(), which resides in tty_io.c and is invoked by both keyboard.c and vt.c (the former switches console in response to keypresses, the latter when a program requests it by invoking an ioctl() call).

The actual switching process is performed in two steps, and the function complete_change_console() takes care of the second part of it. Splitting the switch is meant to complete the task after a possible handshake with the process controlling the tty we're leaving. If the console is not under process control, change_console() calls complete_change_console() by itself. Process intervertion is needed to successfully switch from a graphic console to a text one and viceversa, and the X server (for example) is the controlling process of its own graphic console. The selection mechanism

``selection is the cut and paste facility for the Linux text consoles. The mechanism is mainly handled by a user-level process, which can be instantiated by either selection or gpm. The user-level program uses ioctl() on the console to tell the kernel to highlight a region of the screen. The selected text, then, is copied to a selection buffer. The buffer is a static entity in console.c. Pasting text is accomplished by `manually' pushing characters in the tty input queue. The whole selection mechanism is protected by #ifdef so users can disable it during kernel configuration to save a few kilobytes of ram.

Selection is a very-low-level facility, and its workings are hidden from any other kernel activity. This means that most #ifdef's simply deals with removing the highlight before the screen is modified in any way.

[NEW]Newer kernels feature improved code for selection, and the mouse pointer can be highlighted independently of the selected text (1.1.32 and later). Moreover, from 1.1.73 onward a dynamic buffer is used for selected text rather than a static one, making the kernel 4kB smaller.

ioctl() dari device

The ioctl() system call is the entry point for user processes to control the behaviour of device files. Ioctl management is spawned by ../../fs/ioctl.c, where the real sys_ioctl() resides. The standard ioctl requests are performed right there, other file-related requests are processed by file_ioctl() (same source file), while any other request is dispatches to the device-specific ioctl() function.

The ioctl material for console devices resides in vt.c, because the console driver dispatches ioctl requests to vt_ioctl().

[NEW]The information above refer to 1.1.7x. The 1.0 kernel doesn't have the ``driver table, and vt_ioctl() is pointed to directly by the file_operations() table.

Ioctl material is quite confused, indeed. Some requests are related to the device, and some are related to the line discipline. I'll try to summarize things for the 1.0 and the 1.1.7x kernels. Anything happened in between.

The 1.1.7x series features the following approach: tty_ioctl.c implements only line discipline requests (namely n_tty_ioctl(), which is the only n_tty function outside of n_tty.c), while the file_operations field points to tty_ioctl() in tty_io.c. If the request number is not resolved by tty_ioctl(), it is passed along to tty->driver.ioctl or, if it fails, to tty->ldisc.ioctl. Driver-related stuff for the console it to be found in vt.c, while line discipline material is in tty_ioctl.c.

In the 1.0 kernel, tty_ioctl() is in tty_ioctl.c and is pointed to by generic tty file_operations. Unresolved requests are passed along to the specific ioctl function or to the line-discipline code, in a way similar to 1.1.7x.

Note that in both cases, the TIOCLINUX request is in the device-independent code. This implies that the console selection can be set by ioctlling any tty (set_selection() always operates on the foreground console), and this is a security hole. It is also a good reason to switch to a newer kernel, where the problem is fixed by only allowing the superuser to handle the selection.

A variety of requests can be issued to the console device, and the best way to know about them is to browse the source file vt.c.

Referensi

• http://www.tldp.org/LDP/khg/HyperNews/get/tour/tour.html

Pranala Menarik

• Linux
• Ubuntu
• Sistem Operasi
• OS: Linux Kernel
• OS: Parameter Kernel Default
• OS: Kernel Scheduler
• OS: Complete Teori Tuning Kernel Scheduler
• OS: Tuning Kernel Scheduler
• OS: Tuning Completely Fair Queueing CFQ I/O scheduler
• OS: Tuning Completely Fair scheduler CFS
• OS: Build in Monitoring Tool
• Linux Benchmarking
• OS: Benchmarking menggunakan UnixBench
• OS: Benchmarking menggunakan LLCBench