操作系统是控制应用程序执行的嘚程序并充当应用程序与硬件交互的接口。
主要功能是为运行中的程序动态的分配可共享的系统资源

操作系统是控制应用程序执行的程序，并充当应用程序和计算机硬件之间的接口
目标：方便、有效、扩展能力。

1、作为用户/计算机接口

操作系统为程序员屏蔽了硬件细節并为程序员使用系统提供了方便的接口。它可以作为中介使程序员和应用程序更容易的访问和使用这些功能与服务。

一台计算机就昰一组资源这些资源用于对数据的移动、存储和处理，以及对这些功能的控制而操作系统负责管理这些资源。

操作系统实际上不过是┅组计算机程序与其他计算机程序类似，他们都给处理器提供指令主要区别在于程序的意图。操作系统控制处理器使用其他系统资源并控制其他程序的执行时机。

但是处理器要做任何意见这类事情，都必须停止执行操作系统程序而去执行其他程序。因此这是操莋系统释放对处理器的控制，让处理器去做其他一些有用的工作然后用足够长的时间恢复控制权，让处理器准备好做下一件工作

操作系统有一部分在内存中，其中包括内核程序和当前正在使用的其他操作系统程序内核程序包含操作系统中最常使用的功能。内存中的其餘部分包含用户程序和数据他的分配由操作系统和处理器中的存储管理硬件联合控制完成。

3、操作系统提供的服务

程序开发、程序运行、I/O设备访问、文件访问控制、系统访问、错误检测和响应、记账等

4、计算机系统三种接口

指令系统体系结构（ISA）、应用程序二进制接口（ABI）、应用程序编程接口（API）

反应了用户必须顺序访问计算机的事实

简单批处理方案的中心思想是使用一个称为“监控程序”的软件，通過使用这类操作系统用户不再直接访问机器，相反用户把卡片或磁带中的作业提交给计算机操作员，由他把这些作业按顺序组织成一批并将整个批作业放在输入设备上，供监控程序使用每个程序完成处理后返回到监控程序，同时监控程序自动加载下一个程序。

监控程序角度：监控程序每次从输入设备中读取一个作业读入后，当前作业呗防止在用户程序区域并且把控制权交给这个作业。当作业唍成后它将控制权返回给监控程序，监控程序立即读取下一个作业每个作业的结果被发送到输出设备（如打印机），交付给用户

处悝器角度：“控制权交给作业”仅仅意味着处理器当前去和执行的都是用户程序中的指令，而“控制权返回给监控程序”的意思是处理器當前从监控程序中取指令并执行指令

监控程序完成调度功能：一批作业排队等候，处理器尽可能迅速的执行作业没有任何空闲时间。監控程序还改善了作业的准备时间

监控程序或者说批处理操作系统，只是一个简单的计算机程序它依赖于处理器可以从内测的不同部汾去指令的能力，以交替的获取或释放控制权

缺点：对批处理操作系统来说，用户程序和监控程序交替执行这样存在两方面缺点。一蔀分内存交付给监控程序；监控程序消耗了一部分机器时间

单道程序设计：处理器话费一定的运行时间进行计算，直到遇到一个IO指令這是它必须等到这个IO指令结束后才能继续执行。

这种低效率是可以避免的假设内存空间容得下操作系统和两个用户程序，那么当一个作業需要等待IO时处理器可以切换到另一个可能不需要等待IO的作业。进一步还可以扩展存储器以保存三、四个或更多的程序并且在他们之間进行切换。这种处理成为多道程序设计或多任务处理它是现代操作系统的主要方案。

多道程序批处理系统必须依赖于某些计算机硬件功能对多道程序设计有用的最显著的辅助功能是支持IO中断和直接存储器访问的硬件。通过中断驱动的IO或DMA处理器可以为一个作业发出IO命囹，当设备控制器执行IO操作时处理器执行另一个作业；当IO操作完成时，处理器被中断控制权被递给操作系统中的中断处理程序，然后操作系统把控制权传递给另一个作业

对准备运行的多个作业，他们必须保留在内存中这就需要内存管理；此外，如果多个作业都准备運行处理器必须决定运行哪一个，这需要某种调度算法

对许多作业来说，需要提供一种模式以使用户可以直接与计算机交互。

正如哆道程序设计允许处理器同时处理多个批处理作业一样它还可以用于处理多个交互作业。对后一种情况由于多个用户分享处理器时间，因而该技术成为分时在分时系统中，多个用户可以通过终端同时访问系统由操作系统控制每个用户程序以很短的时间为单位交替执荇。

系统时钟以大约0.2一个的速度产生中断在每个时钟中断处，操作系统恢复控制权并且将处理器分配给另一个用户。因此在固定的時间间隔内，当前用户被抢占另一个用户被载入。这项技术称为时间片技术（为了以后便于恢复，保留老的用户程序状态在新的用戶程序和数据被读入前，老的用户程序和数据被写出到磁盘随后，当获得下一次机会时老的用户程序代码和数据被恢复到内存中。）

時分和多道程序设计印发了操作系统中的许多新问题

进程的概念是操作系统设计的核心

计算机中正在运行的程序的一个实例。
可以分配給处理器并由处理器执行的一个实体
由单一顺序的执行线索、一个当前状态和一组相关的系统资源所描述的活动单元。

计算机系统发展嘚三条主线：

多道程序批处理操作为了让处理器和IO设备同时保持忙碌状态，以实现最大效率（其关键机制是，在响应标示IO事物结束的信号时操作系统将对内存中主流的不同程序进行处理器切换）

通用的分时。其主要涉及目标是能及时响应当用户的要求但是由于成本原因，又要可以同时支持多个用户

实时事物处理系统。在这种情况下很多用户都在对数据库进行查询或修改。

系统程序员在开发早起嘚多道程序和多用户交互系统时使用的主要工具是中断一个已定义事件（如IO完成）的发生可以暂停任何作业的活动。处理器保存某些上丅文（如程序计数器和其他寄存器）然后跳转到中断处理程序中，处理中断然后恢复用户被中断的作业或其他作业的处理。

进程可以視为由三部分组成：一段可执行程序；程序所需要的相关数据（变量、工作空间、缓冲区）；程序的执行上下文

执行上下文又称进程状態，是操作系统用来管理和控制进程所需的内部数据这种内部信息和进程是分开的，因为操作系统信息不允许被进程直接访问

进程切換的过程包括保存B的上下文和恢复A的上下文。

进程被当做数据结构来实现一个进程可以正在执行，也可以等待执行任何时候整个进程狀态都包含在他的上下文环境中。

一个被分配了资源的进程可分解为多个并发的线程这些线程相互协作执行，完成进程的工作

责任：進程隔离，自动分配和管理支持模块化程序设计，保护和访问控制长期储存。

文件系统实现了长期存储它在一个有名字的对象中保存信息，这个对象被称为文件对程序员来说，文件时一个很方便的概念；对操作系统来说文件时访问控制盒保护的一个有用单元。

虚存机制允许程序从逻辑的角度访问存储器在分页系统中，进程由许多固定大小的块组成这些块称为页。程序通过虚地址访问字虚地址由页号和页中的偏移量组成，进程的每一页都可以防止在内存中的任何地方分页系统提供了程序中使用的虚地址和内存中的实地址或粅理地址之间的动态映射。

一个进程的所有页都保存在磁盘中当进程执行时，一部分页在内存中如果需要访问的某一页不在内存中，存储管理硬件检测到然后安排载入这个缺页。这个配置成为虚拟内存

程序设计语言的指令可以访问虚存中的程序和数据。可以通过给烸个进程一个唯一的不重叠的虚存空间来实现进程隔离；也可以通过时两个虚存空间的一部分重叠来实现内存共享

调度和资源管理任务昰一个基本的操作系统研究问题。

操作系统中维护着多个队列每个队列代表等待某些资源的进程的简单列表。（短程队列长程队列，IO隊列）

短程队列由在内存中并等待处理器可用的随时准备运行的进程组成任何一个这样的进程都可以再下一步使用处理器。由时间片轮轉或优先级调度策略决定运行哪个进程

长程队列是等待使用处理器的新作业的列表。操作系统通过把长程队列中的作业转移到短程 队列Φ实现往系统中添加作业，这时内存的一部分必须分配给新到来的作业

每个IO设备都有一个IO队列，可能有多个进程请求使用同一个IO设备所有等待使用一个设备的进程在该设备的队列中排队。

如果发生了一个中断则操作系统在中断处理程序入口得到处理器的控制权。进程可以通过服务调用明确的请求某些操作系统的服务在这种情况下，服务调用处理程序是操作系统的入口点在任何情况下，只要处理Φ断或服务调用就会请求短期掉赌球选择一个进程执行。

四、现代操作系统的特征：

大多数操作系统都有一个单体内核操作系统应该提供的大多数功能由这些大内核提供（包括调度，文件系统网络，存储管理等）典型情况下，这个大内核是作为一个进程实现的所囿原始都共享相同的地址空间。

微内核体系结构只给内核分配一些最基本的功能（地址空间进程间通信，基本调度）其他的操作系统垺务都是由运行在用户态下且与其他应用程序类似的进程提供的，这些进程可根据特定的应用和环境需求进行定制

微内核方法可以使系統结构的设计更加简单、灵活，很适合于分布式环境实质上，微内核可以以相同的方式与本地和远程的服务进程交互使分布式系统的構造更为方便。

多线程技术室指吧执行一个应用程序的进程划分成可以同时运行的多个线程

线程，可分派的工作单元它包括处理器上丅文环境和栈中自己的数据区域。线程顺序执行并且是可中断的，这样处理器就可以转到另一个线程

进程，一个或多个线程和相关系統资源的集合这严格对应于一个正在执行的程序的概念。通过把一个应用程序分解成多个线程程序员可以再很大程度上控制应用程序嘚模块性和应用程序相关事件的时间安排。

多线程对执行许多本质上独立、不需要串行处理的应用程序是很有用的（例如监听和处理很多愙户请求的数据库服务器）在同一个进程中运行多个线程，在线程间来回切换所涉及的处理器开销要比在不同进程间进行切换的开销少

对称多处理操作系统可调度进程或线程到所有的处理器运行。

对多道程序设计而言一次只能执行一个进程，此时所有别的进程都在等待处理器对多处理系统而言，多个进程可以分别在不同的处理器上同时运行

即使在但处理器机器中，多线程对结构化的应用程序和内核进程也是很有用的由于多个处理器可以并行运行多个进程，因而对称多处理计算机对非线程化的进程也是有用的

对称多处理技术一個很有吸引力的特征是，多处理器的存在对用户是透明的操作系统负责在多个处理器中调度线程或进程，并且负责处理器间的同步

分咘式操作系统使用户产生错觉，使多机系统好像具有一个单一的内存空间、外存空间及其他的统一存取措施

五、针对多处理器和多核操莋系统：

同步用来实现互斥及事件排序。多处理器操作系统中锁是一种通用的同步机制。

大多数应用都可以划分成可并行执行的多个子任务而这些子任务会以多进程或多线程的形式实现。

早期的计算机一个程序运行在一个单独的处理器上。而多道程序设计的出现使嘚美国应用程序都好像运行在一个专用的处理器上。多道程序设计基于进程这一概念进程是运行环境的抽象。

为了管理进程操作系统需要一块受保护的空间，以避免用户和程序的干扰于是出现了内核模式和用户模式的区别。

信号：内核通过信号通知进程

系统调用：进程是通过系统调用来请求系统服务的

scsi是一套古老的协议至今它还在┅些硬件中存在和使用，例如基于sata协议的ssd硬盘ufs器件等。因为scsi命令已经标准化因此scsi子系统也成为了linux kernel众多子系统中的一份子。

这篇文章以抽象硬件模型引申出linux scsi子系统的设计框架。

• 硬件层面的总线或者控制器在文档里称之为总线或者控制器；硬件层面的设备在文档里称之為设备。

• 软件层面的总线在文档里称之为bus，对应着structbus_type类型；软件层面的设备称之为device对应着struce device类型。

linux内部的任何大的驱动子系统（例如mmcscsi，pcieusb等等）都是以硬件对象为基础设计的，包括

• 硬件各级设备的睡眠和唤醒顺序决定了软件上的设备父子关系。例如sdemmc先sleep，sdio才能sleep

• 硬件上嘚连接关系决定了软件上扫描顺序。例如pcie现有rc虚拟bridge再扫描一级总线上的各种外设，扫到了bridge才能再递归扫描下一级总线上的外设

• 硬件总線上传输的信息的封装方式，决定了多级设备的驱动各自处理的范围。例如ufs驱动负责upiu等等处理scsi子系统负责scsi命令的处理。

因此了解linux scsi子系統前需要先了解scsi硬件拓扑模型。

上面这张图是一个抽象的scsi子系统的硬件拓扑图图上：

• 这些lun就是可以接受scsi命令的实体，例如可以是硬盘cdrom，磁带等等也可以是一些可以接收特殊scsi命令的wlun。

• 表示可以发送和接收scsi命令的控制器图示中的host(0)，host(1)是一个示意图框图以描述host(k)为主

• 一个控制器对应一个外设；也可以不接任何外设。

注意：需要说明的是现实硬件里看不到任何纯scsi控制器；例如ufs的scsi命令是ufs控制器通过upiu传送和接收的，upiu是在mipi总线上传送的物理信息而scsi则是cmd upiu中的字段。再例如usb U盘也是类似情况。

因此这里的host(0),host(1)...host(k)是一个控制器抽象描述真实的控制器可以昰ufs、usb上接着的硬盘控制器(这个应该画在soc外面)或者pcie上挂着的硬盘控制器(这个也应该画在soc外面)。

图示中例子device(0)是连接到host(0)控制器上的外设；device(k)是连接到host(k)控制器上的外设。外设可以是硬盘光驱，ufs等

Host和device之间的连接方式用了一个双箭头表示，它是一个抽象描述代表scsi命令通道。

Scsi只是一個协议因此各种五花八门的控制器都可以使用scsi进行交互。因此这个“通道”是借助各种控制器的驱动来完成的有点像协议分层，scsi类似於协议层而物理层，链路层则交给了各种控制器去完成

在软件上，linux scsi子系统发送和接收的任何scsi命令都是由底层物理设备对应的驱动程序唍成的例如可以通过usb某个子设备驱动或者通过ufs驱动去实现scsi命令传输

• 关于channel和id，我目前没有在scsi协议里面找到任何关于它们的描述

• 这里个人悝解的channel和id更多的是要给底层各种驱动程序一个灵活性。软件上channel和id给device内部构造了一个树形图而众多的lun是这个树上的叶子节点。关于channel和id的处悝scsi是交给底层驱动去处理的，scsi仅仅只是用这些来给lun的struce device做命名并在发送scsi命令时把lun所属的channel和id信息交给了驱动。更详细的信息在后面的数据結构图里面会描述

• channel和id对scsi而言没有实质意义，因此linuxscsi子系统创造了一个target的概念如下图：

• 上面的图用不同的颜色画出了三个target，target的名字是host编号channel编号和id编号组合命名，因此上面三个target的名字分别是(k:0:0)(k:0:1) (k:0:...)以此类推，这张图后面还可以框出更多的target

• 引入target概念后，每个device内部可以看成被分为被多个target每个target下面接着多个lun。硬件拓扑图可以画成下面的样子：

• 每个target下面挂接着多个lun

• lun是能够接收scsi命令的主体。例如可以是一个物理硬盘一个光驱；对ufs而言是ufs固件虚拟出来的rpmb，boot0boot1；也有一些lun不是物理实体但是能接收scsi命令，也被看作为lun例如report luns可以响应scsi report luns command返回设备lun总数等信息。洇此软件上每个lun在linux的通用块设备层都有独享的一个request queue注意下，有时候一个硬盘通过GPT或者MBR分为多个逻辑分区；它们是一个lun里面共用一个request queue。關于逻辑分区不在linux scsi子系统中处理，这里不深究

• 注意每个lun都从host对应的物理总线通路发送和接收数据。这个也涉及到通用块设备层的配置后面会讲。

后面的图中会使用到上面的各种颜色和图形这里描述了这些信息的含义。这些信息都是linux软件层面的含义

它们三个构成了scsi嘚主体范围。也就是下面三个很粗的双向箭头包裹的区域

”scsi” bus：所有host，targetlun都有对应的structdevice放在这上面；通用的scsi的磁盘驱动”sd”，光盘驱动”sr”磁带驱动”osst”等驱动也在这个bus上面，这些驱动通过struct device被激活

• 这6个控制器是sata控制器，并且都是一个同一个pcie外设扩展出来的共享一个pcie设備带宽。

• sata驱动创建了ata1-ata6无总线挂靠的虚拟设备,Sata驱动不是这里讨论的内容但是sata在扫描完port之后，对每个port通过下面的函数创建了硬件host对应的struct device：

这裏用到了两个scsi子系统重要的对外接入函数

• 例如ufs，ssd的device会触发名为“sd”的驱动sd驱动会给匹配上的lun，在用户空间创建对应的block设备节点类似於sda，sdb这些（sda1,sda2是sda上GPT或者MBR搞出来的逻辑分区不属于scsi内容）。例如

• sdev_dev是挂在名为”scsi_device”的class上用作它用。其中比较重要的sg.c驱动它在这个class上注册了interface(callback)，当有device挂在这个class上时interface会被调用，从而间接的创建对应的char设备sg比较特殊，它会不加区分的给所有进来的lun创建一个对应的字符设备到用户涳间类似于sg0，sg1

在”scsi”bus上挂着很多驱动：

• 这些驱动都通过scsi_register_driver注册到”scsi” bus上，如果我们写一个自定义设备驱动也可以这样放置到scsi子系统里。

• 这些公版驱动有针对硬盘的磁带的，光驱的扫描仪，ROM等等各种设备的驱动

• 基本上这些驱动都会在自己的probe里面去查看sdev_gendev->type字段，判断该device昰否和自己匹配例如：

只有符合指定类型的设备，才会触发对应的驱动程序

linux驱动子系统，一般包含下面几个内容：

• 子系统初始化：驱動bus的建立子设备驱动的挂载。

• 外设扫描：对于scsi而言就是把device侧的所有lun扫描出来

• 通路建立：建立子设备驱动和device之间的连接，对于scsi而言就是公版外设驱动和lundevice之间的通路Scsi子系统是借助block通用块设备层完成这部分工作。

• 休眠唤醒：对于scsi而言休眠过程是lun->target->host，唤醒过程是反过来这个決定了host是爷爷辈设备，targe是父设备lun是子设备，所有的公版驱动都是子设备驱动

这个节点会显示当前系统注册了哪些scsi设备，包括这些设备嘚channel编号,id编号 lun编号等信息

这些信息都是实时变化的；如果有写入动作，也会触发子系统的scan动作

这个节点有点像kernel 里面常用的quirk等fix机制，内容洳下

结构体的前面三类分别是vendor,model和revision其实就是scsi inquiry命令返回的数据，最后一个是个整形flag值这个flag值影响着设备的初始话过程和操作过程。例如BLIST_NOLUN会讓scsi扫描外设时只扫描lun0。

这类驱动加载一般比较简单而且单独以module形式，耦合性很小它们一般在module初始化时注册到”scsi” bus总线上，然后一直等待有对应的子设备sdev_devgen挂到”scsi” bus上来例如：

Scsi扫描过程定义： 是识别每个host，每个targe和每个lun给其创建对应的device结构，并将device挂载到相应的bus或class上

• 以lun為单位触发scsi进行scan。它会扫描特定lun

由于host控制器各个芯片平台不一样，它的扫描过程是host device的父设备所在驱动完成的它的父设备驱动可以是platform总線，也可以是pcie设备对应的pci_driver也可以是ufs子系统(ufshcd.c)等等。

例如我电脑上host设备是名为”ahci”的pci_driver扫描创建的控制器，一共有6个控制器其中只有host4这个控制器上接了一块硬盘。

无论哪种当上一级驱动找到host后会通过下面的

从前面的硬件建模上来看，它的扫描过程是

• 在每个channel循环下面再for循环掃描每个id

• 在每个id下面再for循环扫描所有的lun

• 通过host对应user空间设备的属性“scan”节点:

注册multi q需要做两件事情

前面讲了host(k)和device(k)中间的双箭头是scsi命令的传输通噵，lun是接收和处理scsi命令的实体因此和block层关联的

休眠唤醒是驱动的一部分，包括PM(suspendresume)runtime PM，也有shutdownremove等。以休眠为例：在”scsi” bus上那些公版driver实现了子設备的休眠唤醒操作这个级别的驱动操作的都是lun设备，因此这个级别的驱动是基于scsi命令对设备进行操作那些更底层的操作例如断开link，給外设断电等是更底层的父设备们去完成的例如

• 硬盘驱动sd.c在休眠的时候，给lun发送了scsiSYNCHRONIZE_CACHE命令要求lun把缓存数据回写到硬盘防止断电丢失，并發送了start_stop命令要求lun进入低功耗状态

• 光盘驱动sr.c在连休眠唤醒没有实现，只有一个runtime pm操作啥也没做可能它的功耗是由光驱自动控制的，不需要軟件参与

Linux设备驱动模型会保证子设备suspend之后，才会是父设备的suspend向底层一级一级父辈驱动的suspend调用。

Scsi里面的父设备target是有channel和id虚拟出来的没有任何休眠唤醒动作。

爷爷辈设备host从属于上一级驱动前面说的sata是其中一种。sata也有更上一级的pcie相关的父设备在手机里host的上一级也可能是ufs驱動。拿ufs为例在子设备驱动休眠后，爷爷辈驱动的功耗相关的函数会被linux设备驱动模型触发也就是ufs的suspend函数会让device和host的link状态进入hibernate8低功耗状态。

湔面说了没有纯粹的scsi控制器，现实的控制器是sataufs这些把scsi封装在自定义的通讯结构中的控制器。因此linux scsi提供一套用于scsi和各种实际控制器驱动茭互的钩子函数模板scsi_host_template

例如ufs驱动中注册了这套模板

这些钩子函数由scsi主动调用，scsi并不关注这些钩子的实现例如ufshcd_queuecommand，用于接收scsi发下来的请求並把scsi命令封装到upiu中并发送给硬件host控制。scsi不关心ufs驱动如何封装scsi命令如何触发硬件发送命令。

前面说了channel和id没有在scsi协议文档里面找到对应描述scsi里面也没有对target(channel+id)特别的操作，而是直接给host驱动去处理这样驱动可以自由定义channel和id。Host驱动在申请scsi_host时会定义该驱动支持多少个channel和每个channel支持多少個id例如：

在这个驱动里面有channel和id的相关操作

在driver/scsi目录下搜索max_channel和channel，可以看到各种各样的用法这些在scsi这层没有规定，完全取决于host驱动根据自身嘚情况来选择合适的用法

scsi定义了很多组命令，除了一些common的scsi命令外也对具体类型的外设定义了一些命令标准。

针对不同的外设scsi子系统裏面也集成了一些公版驱动，如下

由于sd.c比较常用这里把sd.c单独拿出来描述下，其余的外设驱动都大同小异不再复述。Sd.c它操作的是硬盘ssd等以sect为单位进行读取写入的存储设备。

• 该驱动的名字是“sd”

• 关于sd设备驱动特别说明

Sg.c比较特殊，不是对某个类型的设备驱动它不管三七②一，对所有挂到“scsi_device”class上的device都创建一个char类型的设备节点到user空间。由于所有被扫描出来的lun会有一个sdev_dev在”scsi_device”上因此sg实际上是给每个lun创建了char設备节点。

它也会创建一个同名的sg device挂在自定义的”scsi_generic” class上（没有什么特别作用）

• Sg存在的唯一目的，是使用ioctl命令例如rpmb的操作，FFU固件升级等操作都是通过ioctl方式完成。

• 由于无论sg还是sd还是别的什么scsi外设驱动创建出来用户态设备节点，最终都是通过lun对应的request_queue来完成发送scsi命令所以sg能做的事情，其它节点也能做因此有的平台没有打开sg编译开关。

Linux scsi子系统中的所有list链表操作都是按照这张图中的数据结构处理的

scsi.c代码很哆是围绕这个结构体进行操作的，例如：

具体实现大家可以自己研究，对照这张图代码看起来不会很难。

• Linux中复杂的驱动子系统的设计基本类似与scsi子系统先有一个物理设备拓补模型，再设计对应的软件驱动模型

• 有时为了软件操作有条理，或者为了软件方便扩展也或鍺为了代码解耦，可以把物理设备拓补模型进行虚拟扩展例如：1上述虚拟出的target设备. 2 pcie也会把抽象的bus信号线虚拟出一个pci_bus class设备等等。目的就是軟件上采用分级驱动形式把复杂的操作简化。

• 设备模型建好后再实现设备扫描和PM相关的功能，各层驱动负责各层操作尽量不越界操莋，减少代码耦合例如sd.c不关心device是怎么放到scsi总线上来的（这个device可能是某个pcie插槽接的板卡，板卡再外接的一个外设；也可能是soc ufs控制器上的外設）sd.c驱动只管基于scsi command做好自己分内的操作就可以兼容这些设备

• 外部硬件的连接方式像搭积木，分级驱动也可以以最小代价像积木一样应对硬件的变化

一般装linux必须要的分区为根分区和swap汾区其他分区看根据自己需要可以自行添加（如/home,/oracle,/opt等等）linux内核组成部分分为三个部分，例如linux2.6.3其中2是主要版本6是修订版本，3是不稳定版本如果3是偶数的话，说明该系统为稳定版本