Linux kernel 成功的两个原因：
灵活的架构设计使得大量的志愿开发者能够很容易加入到开发过程中；
每个子系统（尤其是那些需要改进的）都具备良好的可扩展性。
正是这两个原因使得Linux kernel可以不断进化和改进。
一、Linux内核在整个计算机系统中的位置
分层结构的原则：
the dependencies between subsystems are from the top down: layers pictured near the top depend on lower layers, but subsystems nearer the bottom do not depend on higher layers.
这种子系统之间的依赖性只能是从上到下，也就是图中顶部的子系统依赖底部的子系统，反之则不行。
二、内核的作用
虚拟化(抽象)，将计算机硬件抽象为一台虚拟机，供用户进程process使用；进程运行时完全不需要知道硬件是如何工作的，只要调用 Linux kernel 提供的虚拟接口virtual interface即可。
多任务处理，实际上是多个任务在并行使用计算机硬件资源，内核的任务是仲裁对资源的使用，制造每个进程都以为自己是独占系统的错觉。
PS：进程上下文切换就是要换掉程序状态字、换掉页表基地址寄存器的内容、换掉 current 指向的 task_struct 实例、换掉 PC ——>也就换掉了进程打开的文件(通过 task_struct 的 files 可以找到)、换掉了进程内存的执行空间(通过 task_struct 的 mem 可以找到)；
三、Linux内核的整体架构
中心系统是进程调度器Process Scheduler，SCHED：所有其余的子系统都依赖于进程调度器，因为其余子系统都需要阻塞和恢复进程。当一个进程需要等待一个硬件动作完成时，相应子系统会阻塞这个进程；当这个硬件动作完成时，子系统会将这个进程恢复：这个阻塞和恢复动作都要依赖于进程调度器完成。
上图中的每一个依赖箭头都有原因：
进程调度器依赖内存管理器Memory manager：进程恢复执行时，需要依靠内存管理器分配供它运行的内存。
IPC 子系统依赖于内存管理器：共享内存机制是进程间通信的一种方法，运行两个进程利用同一块共享的内存空间进行信息传递。
VFS 依赖于网络接口Network Interface：支持 NFS 网络文件系统；
VFS 依赖于内存管理器：支持 ramdisk 设备
内存管理器依赖于 VFS，因为要支持交换swapping，可以将暂时不运行的进程换出到磁盘上的交换分区swap，进入挂起状态。
四、高度模块化设计的系统，利于分工合作。
只有极少数的程序员需要横跨多个模块开展工作，这种情况确实会发生，仅发生在当前系统需要依赖另一个子系统时；
硬件设备驱动hardware device drivers、文件系统模块logical filesystem modules、网络设备驱动network device drivers和网络协议模块network protocol modules这四个模块的可扩展性最高。
五、系统中的数据结构
任务列表Task List
进程调度器针对每个进程维护一个数据结构 task_struct；所有的进程用链表管理，形成 task list；进程调度器还维护一个 current 指针指向当前正在占用 CPU 的进程。
内存映射Memory Map
内存管理器存储每个进程的虚拟地址到物理地址的映射；并且也提供了如何换出特定的页，或者是如何进行缺页处理。这些信息存放在数据结构 mm_struct 中。每个进程都有一个 mm_struct 结构，在进程的 task_struct 结构中有一个指针 mm 指向次进程的 mm_struct 结构。
在 mm_struct 中有一个指针 pgd，指向该进程的页目录表（即存放页目录首地址）——>当该进程被调度时，此指针被换成物理地址，写入控制寄存器 CR3(x86体系结构下的页基址寄存器)
I-nodes
VFS 通过 inodes 节点表示磁盘上的文件镜像，inodes 用于记录文件的物理属性。每个进程都有一个 files_struct 结构，用于表示该进程打开的文件，在 task_struct 中有个 files 指针。使用 inodes 节点可以实现文件共享。文件共享有两种方式：（1）通过同一个系统打开文件 file 指向同一个 inodes 节点，这种情况发生于父子进程间；（2）通过不同系统打开文件指向同一个 inode 节点，举例有硬链接；或者是两个不相关的指针打开同一个文件。
数据连接Data Connection
内核中所有的数据结构的根都在进程调度器维护的任务列表链表中。系统中每个进程的的数据结构 task_struct 中有一个指针 mm 指向它的内存映射信息；也有一个指针 files 指向它打开的文件（用户打开文件表）；还有一个指针指向该进程打开的网络套接字。
六、子系统架构
1. 进程调度器Process Scheduler 架构
（1）目标
进程调度器是 Linux kernel 中最重要的子系统。系统通过它来控制对 CPU 的访问——不仅仅是用户进程对 CPU 的访问，也包括其余子系统对 CPU 的访问。
（2）模块
调度策略模块scheduling policy module：决定哪个进程获得对 CPU 的访问权；调度策略应该让所有进程尽可能公平得共享 CPU。
体系结构相关模块architecture-specific module设计一组统一的抽象接口来屏蔽特定体系接口芯片的硬件细节。这个模块与 CPU 交互以阻塞和恢复进程。这些操作包括获取每个进程需要保存的寄存器和状态信息、执行汇编代码来完成阻塞或者恢复操作。
体系结构无关模块architecture-independent module与调度策略模块交互将决定下一个执行的进程，然后调用体系结构相关的代码去恢复那个进程的执行。不仅如此，这个模块还会调用内存管理器的接口来确保被阻塞的进程的内存映射信息被正确得保存起来。
系统调用接口模块system call interface允许用户进程访问 Linux Kernel 明确暴露给用户进程的资源。通过一组定义合适的基本上不变的接口（POSIX 标准），将用户应用程序和 Linux 内核解耦，使得用户进程不会受到内核变化的影响。
（3）数据表示
调度器维护一个数据结构——task list，其中的元素时每个活动的进程 task_struct 实例；这个数据结构不仅仅包含用来阻塞和恢复进程的信息，也包含额外的计数和状态信息。这个数据结构在整个 kernel 层都可以公共访问。
（4）依赖关系、数据流、控制流
正如前面提到过的，调度器需要调用内存管理器提供的功能，去为需要恢复执行的进程选择合适的物理地址，正因为如此，所以进程调度器子系统依赖于内存管理子系统。当其他内核子系统需要等待硬件请求完成时，它们都依赖于进程调度子系统进行进程的阻塞和恢复。这种依赖性通过函数调用和访问共享的 task list 数据结构来体现。所有的内核子系统都要读或者写代表当前正在运行进程的数据结构，因此形成了贯穿整个系统的双向数据流。
除了内核层的数据流和控制流，OS 服务层还给用户进程提供注册定时器的接口。这形成了由调度器对用户进程的控制流。通常唤醒睡眠进程的用例不在正常的控制流范围，因为用户进程无法预知何时被唤醒。最后，调度器与 CPU 交互来阻塞和恢复进程，这又形成它们之间的数据流和控制流——CPU 负责打断当前正在运行的进程，并允许内核调度其他的进程运行。
2. 内存管理器Memory Manager 架构
（1）目标
内存管理模块负责控制进程如何访问物理内存资源。通过硬件内存管理系统（MMU）管理进程虚拟内存和机器物理内存之间的映射。每一个进程都有自己独立的虚拟内存空间，所以两个进程可能有相同的虚拟地址，但是它们实际上在不同的物理内存区域运行。MMU 提供内存保护，让两个进程的物理内存空间不互相干扰。内存管理模块还支持交换——将暂时不用的内存页换出到磁盘上的交换分区，这种技术让进程的虚拟地址空间大于物理内存的大小。虚拟地址空间的大小由机器字长决定。
（2）模块
architecture specific module提供访问物理内存的虚拟接口；
架构无关模块architecture independent module负责每个进程的地址映射以及虚拟内存交换。当发生缺页错误时，由该模块负责决定哪个内存页应该被换出内存——因为这个内存页换出选择算法几乎不需要改动，所以这里没有建立一个独立的策略模块。
系统调用接口system call interface为用户进程提供严格的访问接口（malloc 和 free；mmap 和 ummap）。这个模块允许用进程分配和释放内存、执行内存映射文件操作。
（3）数据表示
内存管理存放每个进程的虚拟内存到物理内存的映射信息。这种映射信息存放在 mm_struct 结构实例中，这个实例的指针又存放在每个进程的 task_struct 中。除了存放映射信息，数据块中还应该存放关于内存管理器如何获取和存储页的信息。例如：可执行代码能够将可执行镜像作为备份存储；但是动态申请的数据则必须备份到系统页中。（这个没看懂，请高手解惑？）
最后，内存管理模块还应该存放访问和技术信息，以保证系统的安全。
（4）依赖关系、数据流和控制流
内存管理器控制物理内存，当页面失败 page fault 发生时，接受硬件的