背景：Linux虚机配置2张网卡（大小网），因网络限制，需要进行大小网切换，以此达到网络相通目的。多次切换大小网影响效率，为提高效率，通过增加监听地址方式， 无需再切换大小网，虚机在大小网可同时访问（达到在大网环境下通过大网地址可访问，小网环境通过小网地址可访问的效果）。操作步骤：1、编辑sshd_config文件，增加监听地址。如：10.25.46.148,192.168.5.46vi /etc/ssh/sshd_config编辑ListenAddress 10.25.46.148ListenAddress 192.168.5.46保存并退出2、重启生效/etc/init.d/sshd restart

一、平滑升级概述1.平滑升级的定义在进行服务版本升级的时候，对于用户访问体验无感知，不会造成服务中断。2.平滑升级的思路（1）关于版本和备份下载新版本nginx了解原旧版nginx编译参数将旧nginx二进制文件进行备份，然后替换成新的nginx二进制文件（2）向旧的Nginx的master进程发送USR2信号将旧的master进程的pid文件添加后缀.oldbin，master进程会用新nginx二进制文件启动新的master进程（3）向旧的master进程发送winch信号，旧的worker子进程退出（4）向旧master进程发送quit信号，旧的master进程就退出3.平滑升级的信号信号含义QUIT关闭HUP重启USR1重新打开日志文件，reponUSR2平滑升级可执行的二进制程序WINCH平滑关闭worker进程4.平滑升级示意图二、Nginx平滑升级1.安装依赖1yum install gcc redhat-rpm-config \ libxslt-devel gd-devel perl-ExtUtils-Embed \ geoip-devel gperftools-devel pcre-devel openssl-devel -y2.编译并安装nginx123456789root@web ~] wgethttp://nginx.org/download/nginx-1.16.1.tar.gz  [root@web ~] tar xf nginx-1.16.1.tar.gz  [root@web ~] cd nginx-1.16.1/  [root@web ~] ./configure --  [root@web ~] make3.备份旧的Nginx二进制12[root@web nginx-1.16.1] mv /usr/sbin/nginx/usr/sbin/nginx.old [root@web nginx-1.16.1] cp objs/nginx/usr/sbin/nginx4.向旧的master发送USR2信号1234[root@web nginx-1.16.1] ps -ef |grep nginx [root@web nginx-1.16.1] kill -USR2 20848 [root@web nginx-1.16.1] cat /var/run/nginx.pid.oldbin 20848 [root@web nginx-1.16.1] ps -ef |grep nginx5.向旧master发送winch信号12[root@web nginx-1.16.1]# kill -WINCH 20848 [root@web nginx-1.16.1]# ps -ef |grep nginx6.向旧master发送QUIT信号12[root@web nginx-1.16.1] kill -QUIT 20848 [root@web nginx-1.16.1] ps -ef |grep nginx三、Nginx平滑回退1.思路替换nginx二进制文件，向旧的master发送USR2信号，向旧的master发送WINCH，向旧的master发送QUIT2.替换nginx二进制文件12[root@web ~] mv /usr/sbin/nginx/usr/sbin/nginx-1.16 [root@web ~] mv /usr/sbin/nginx.old/usr/sbin/nginx3.向旧的master发送USR2信号123[root@web ~] ps -ef |grep nginx [root@web ~] kill -USR2 24971 [root@web ~] ps -ef |grep nginx4.向旧的master发送WINCH信号12[root@web ~] kill -WINCH 24971 [root@web ~] ps -ef |grep nginx5.向旧的master发送QUIT信号12[root@web ~] kill -QUIT 24971 [root@web ~] ps -ef |grep nginx转载自https://www.jb51.net/article/273886.htm

 一、前言 小伙伴们，新年好！距离上次创作已经过去半个月了，a n d u i n anduinanduin 最近也去学习了一些新知识，但是目前还在整理笔记，所以估计得等到三月份才能逐渐写出博客来。  但是 a n d u i n anduinanduin 也不能闲着，于是今天我就为大家带来一篇干货文章。本篇文章对于冯诺依曼体系结构作出了详细讲解，特别是对于内存、数据流动；另一部分则是 a n d u i n anduinanduin 对于操作系统的一些理解，对于其中的管理我也做出了剖析，相信看完一定会有所收获。  话不多说，让我们赶快开始学习吧！  二、冯诺依曼体系结构 1、体系简述 学习过计算机组成原理的小伙伴们应该对冯诺依曼体系结构并不陌生。冯诺依曼体系结构是一种将程序指令存储器和数据存储器合并在一起的存储器结构。  我们常见的计算机，如笔记本，或是不常见的服务器，基本都遵守冯诺依曼体系。   目前的计算机，单靠计算机本身是无法完成交互工作的，所以需要 人将数据“喂给”计算机 ，说白了就是 输入设备 ；同样的 计算机也需要把处理数据的结果呈现给用户 ，说白了就是 输出设备 。  而这一过程中依赖的两个设备就是体系结构中的输入输出设备，两种常见的设备如下：  输入设备：键盘、话筒、摄像头、网卡、磁盘、鼠标… 输出设备：显示器、磁盘、网卡、声卡、音箱… 对于同一个设备而言，可以同时充当输入设备和输出设备，例如 磁盘 ：  磁盘上的文件就是用户保存的文件。用户保存就说明 采集了用户的数据 ，再将文件进行运行，如：计算机计算、加密等… ，这一过程就是 输入 。  同样的，用户在磁盘上下载了一个文件，例如一部电影，那么磁盘上的文件需要被用户观看，这就相当于把 结果呈现给用户 ，这一过程为 输出 。  而对于结构中的 存储器、运算器、控制器 我们也需要拎一下概念：  存储器不是磁盘，而是 内存 计算机的本质工作是计算，所以一定需要运算器和控制器，它们被合称为 cpu 输入、输出设备被称为外围设备，即外设 ：  外设包含输入输出，所以外设一般都会比较慢，比如磁盘。而内存则在磁盘的基准上高了许多量级。  但是外设比较便宜，比如买电脑时，电脑磁盘动不动 512g, 1t ，但是内存只有 8, 16g 。  对于它们两个都可以存储数据，但是对于内存存储数据是有时效性的。内存属于掉电易失介质 ，若突然关机，内存数据就会丢失；但是对于磁盘则不会。  但是内存储存数据的时效性短，为什么价格还是比外设贵？因为一个字，快 。  2、内存的重要性 可能大家会有疑惑，计算机中内存并不是最快的，cpu速度是最快的 ，那么既然这样，为什么要有内存呢？直接舍弃内存，让输入设备直接连到 cpu 不行吗？比如这样：   我让输入设备通过 cpu 计算后，直接输出，这样岂不是更快？  方案确实可以，但是会有代价。 因为外设是极其慢的，而 cpu 太快了。  这就涉及到一个理论 —— 木桶原理 ：   木桶原理：一只木桶盛水的多少，并不取决于木桶壁上最高的那块木板，而是取决于最短的那块。  对于体系结构来说也是这样。如果对应的输入很慢，但是 cpu 很快，整体表现出来的整体效率就以外设为主。  所以这时，冯诺依曼大神就引入了 内存 。内存比外设快的多，但是比 cpu 慢。  举个例子，外设可以理解为毫秒级，内存是微秒级，cpu 是纳秒级。这中间的差距都很大，但是可以互补。  内存可以临时存储数据，并且不慢。而在 cpu 计算数据的同时，DMA又可以把外设的数据搬到内存，等 cpu 把数据执行完毕后，再直接执行刚刚搬进来的数据。  因为内存的存在，就可以大大缓解木桶原理带来的效率下降。  所以这里得出一个结论：在数据层面，一般 cpu 不和外设直接沟通，而是直接和内存打交道，由此看出内存的重要性。  那么有没有可以代替内存的存储设备？  通过上面的了解，我们发现内存是没有制造数据的能力的，它就像一个驿站，用来中转数据。但是既然是一个中转站的功能，如果谈到速度和功能，cpu 中还有个 寄存器 ，它的速度是极快的，那么 为什么不拿寄存器作为存储单元来缓解木桶效应？  一个字：贵 ，寄存器在 cpu 中只有极小部分。我们当前的计算机实际上是通过技术手段打造的一个性价比产品，因为一些存储设备太贵了。所以就用内存来平衡外设和 cpu 之间的速度不均衡。从而达到既能完成工作并且效率均衡且便宜的特点。  3、硬件方案解释软件行为 说到这儿，我们其实可以理解之前一些难以解答的问题：  ​ 为什么一个程序必须要选加载到内存才能执行？  我们自己写的 c 代码，生成的可执行程序就是一个文件，是文件就在磁盘中保存，而磁盘属于外设。  而当可执行程序运行时，需要 cpu 帮忙执行，而现在的计算机符合冯诺依曼体系结构，所以 cpu 访问你的代码和数据时就必须问内存要，所以数据需要被加载到内存，以便让 cpu 读取数据！  而程序加载到内存在 windows 上是双击，在 linux 上则是 ./ 运行。  而这一切的一切就是因为体系结构，这就是用 硬件方案解释软件行为 。  4、体系结构中的数据流动 学习了冯诺依曼体系结构，我们再来谈谈数据之间的流向。  假设你和你的朋友在聊天，当你向你朋友发送 “吃了吗” 信息时，数据时在体系结构中如何流动的？  假设你和你的朋友的点电脑都符合冯诺依曼体系结构，且不考虑中间网络层的传输，假定发送出去就能被接收：   对于 a n d u i n anduinanduin 也就是我，我通过输入设备（键盘）输入“吃了吗”，从硬件层面上数据被输入到内存，软件层面上数据被输入到 qq 。  这里我们 只考虑硬件层面 ，当数据输入后，数据被加载到内存这时数据就要进行计算(例如加密)，这时 cpu 就需要从内存中拿数据，再计算完毕之后，将数据返回内存，数据再被显示到输出设备。  而这里有 两个刷新动作 ，一个是数据当被发送时，显示在自己电脑的显示框，这种很简单。  而 第二个刷新动作就是把数据刷新到 G u l d a n GuldanGuldan 的电脑上 ，这其中的流动规则如下：  当 a n d u i n anduinanduin 的数据输出后，输出到输出设备（网卡）上，网卡再刷新到网络。G u l d a n GuldanGuldan 通过输入设备（网卡），将数据加载到内存中，cpu计算(解密操作)，再写回内存，再次刷新数据到输出设备（对方显示屏）上。  而这过程实际上是符合体系结构的，并不是说，当信息发送出去后，就直接一步到位到 G u l d a n GuldanGuldan 的显示屏。  而对于一些加密，解密，以及将数据从外设读到内存这些都是软件提供的，这些我们暂时不要考虑。  讲到这里再提一嘴：其实从外设获取数据，我们也天天在用，比如 c 语言的 scanf ，就是从外设读数据的。所以这里就不难理解为啥软件可以获得外设的输入。  至此我们就得出结论：数据在流动的时候必须从外设到达内存，并不能直接到达目标地点，完全遵守冯诺依曼体系结构。说白了就是 外设只和内存打交道。  5、拓展 实际上对于外设只和内存打交道在之前是有歧义的：  因为早期芯片集成数据的能力较差。会把输入设备的数据直接打给 cpu ，读取的时候再通过 cpu 把数据放到内存里。再把数据缓存起来，需要使用的时候再把数据拿出来。  而现在 cpu 里面通常还带了 dma 芯片，就是专门把外设数据搬到内存的，这样外设和 cpu 和外设之间就无需直接沟通了，所以咱们当前认为 cpu 不直接和外设沟通。  还有一点需要补充的是：  外设和cpu虽然数据层面不直接交互，但是对于一些控制信号，它们之间是要交涉的，比如外设要给cpu发控制信号，需要让cpu帮外设做事情。但是当前我们还不考虑这点，还是考虑数据层面上，cpu和外设不直接沟通。  而冯诺依曼我们就聊到这儿。  三、操作系统简述 我们知道 Linux 是一个操作系统，但是什么是操作系统？对于这个概念我们了解起来也许模棱两可，所以今天的另一个话题就是谈谈操作系统。  首先看一下计算机体系图，接下来的内容会涉及到体系中的内容：   1、概念 任何计算机系统都包含一个基本的程序集合，称为操作系统，也就是 OS 。如果笼统的理解操作系统，它就包含两部分：  内核（进程管理，内存管理，文件管理，驱动管理） 其他程序（例如函数库，shell 程序等） 2、重要性 当讲冯诺依曼的时候，我们说过，数据是被加载到内存中，再供 cpu 进行内存读取的。  但是中间涉及了一大堆工作，例如，预加载的数据是哪一部分数据，内存如果不够了这时候怎么办？  随便抛出一个数据可能我们都说不出来，而这些工作其实都是软件做的，这个软件就是操作系统。  打个比方，硬件就好比是医院里的检测仪器，输出仪器。但是只有机器能看病吗？肯定不行，还得需要医生，而这其中面临很多问题，比如症状的分流，人员的分配，病人找到医生的方式，这么些抽象的问题仅仅依靠仪器是不能处理的。  这就说明软件是必须的，而这些繁杂的工作都由操作系统来处理。  3、定位 接下来我们看看 OS 的定位。其实 OS 定位很简单，它就是一款软件。  所有程序想要运行，都必须加载到内存中，而在开机加载的时候操作系统就被加载到了内存中，这样软件就可以被 cpu 跑了。  操作系统本身是一款对软硬件资源进行管理的软件。  4、如何管理 对于管理，一共有 三个结论 ，我们通过例子中间穿插着概念来感性理解它们：  首先明确一下管理者和被管理者 ：  日常生活中，我们需要进行各种决策（想干什么）和执行（做什么）。  而在一个组织结构中，真正的管理者做的就是决策。其实这么说还不够详细，应该说管理者不是完全不做执行，但是管理者大部分时间都在决策。  若当前背景是一个学校，我们就将学校抽象成三部分：校长、辅导员、学生，如下：   而辅导员和校长都可以进行管理，但是他们谁是真正的管理者？校长 ，因为校长本身的工作大部分都在决策。  举个例子：  比如学校举办一个运动会。对于运动会场地，经费都是校长来决策，而剩下的就是学生执行。  那么辅导员再干什么？辅导员就是把校长的决策落地，部分决策让学生去干什么，部分执行去执行校长的决策。  也就是校长把决策给辅导员，辅导员执行校长的决策。相当于辅导员做的就是 伪决策 。  所以辅导员不是一个真正的管理者，辅导员只是对校长的决策做落地的角色，而学生就是纯粹的执行者。  所以校长才是真正的管理者 。  通过这一过程，角色就划分成了三块：   而这一过程校长（管理者）和被管理者（学生）见过面了吗？很明显没有。可能在大学中，学生见到校长也就是开学典礼的时候，只是一面之缘。  到这里，我们得出第一个结论：管理者和被管理者是不需要直接沟通的。  问题来了，既然管理者和被管理者没有直接沟通，它是如何管理我的？  再来举个例子：  比如说你的父母，在高中可能可以天天看着你，属于直接管理。但是上了大学父母不能进行直接管理，但是可以通过别人，例如你的室友，你的辅导员，获得你最近的行动，这样也可以进行管理。  而这一行为不就是管理者（父母）和被管理者（我）没有直接沟通，但是依然管理了。而管理方式就是通过数据。  至此，我们得出了第二个结论：管理的本质是对被管理对象的数据做管理。  通过这个结论，又衍生出了两个问题：  ​ 1）管理者是如何拿到被管理者的数据的 ？  这就好比校长从没见过我，但是它是如何管理到我的，怎么拿到我的数据？  这个过程就需要辅导员来进行，辅导员拿到数据，然后把数据给校长。  ​ 2）如果被管理者基数庞大，管理者是如何处理海量数据，筛选出特定数据？  虽然学生的数据不一样，但是学生的属性信息类型是一样的，比如：姓名、年级、电话、成绩、紧急联系人 …  而如果，我是说如果，校长一看这个，就想起了结构体，那么完全可以 把信息抽象成一个结构体 s t r u c t   s t u struct\ stustruct stu 。而对于信息管理，可以将其抽象成一个链表，这时每个学生的信息就是一个节点：   这时如果要筛选出数据，就只需要根据关键值筛选就可以，从而将管理行为转换成对链表的管理。  而如果需要对学生进行信息删除，就只需要找到节点，然后释放，之后这个节点就被移除了，这个节点也消失，不需要再管理了。  这时决策就转换成对链表的增删查改。  而一个决策被转换为对数据结构的管理，这就相当于完成了一个建模的过程，把具体场景转换为计算机语言，就是建模的过程。  所以这里体现出语法和数据结构的重要性 ：  这里就是先用结构体进行描述，再采集信息，构建对象，再形成某种结构，再把节点组织起来，并根据某种特性进行特殊化构建。  这其中就涉及到了面向对象和数据结构。  好了，现在也就引出了第三个结论：管理的方法是先描述，再组织。 而这句话也会被贯穿到之后 Linux 的学习中，一定要记好了。  管理的方法我们说完了，那么校长，辅导员和学生都代表着计算机里的什么角色？  学生：硬件（软件），这里的软件包括应用层和操作系统内的软件 辅导员：硬件驱动 校长：操作系统  而硬件驱动，实际上就是驱动程序，它和硬件交互，拿到硬件传输的数据。操作系统发布决策给驱动，而操作系统是真正的管理者。  管理到这就讲完了，总结一下管理的特性和本质 ：  管理者和被管理者是不需要直接沟通的 管理的本质是对被管理对象的数据做管理 管理的方法是先描述，再组织 5、管理目的 上面说了这么多管理的方法，但是操作系统为什么要对软硬件资源进行管理呢？它图啥呢？  为了更好地给用户提供服务，不让软件老是出 bug 。  要知道，一款操作系统能否生存，就是依赖于生态链和用户人数。不妨设想一下，如果操作系统动不动就蓝屏，打着打着游戏就关机了，还有人用吗？  肯定没有，这样子用户人数急剧减少，操作系统的生存问题就会出现了。而人们挑选操作系统的依据就是 是否好用 ，所以操作系统必须优化体验。  所以操作系统通过对下管理好软硬件资源，对上(用户层)给用户提供 安全、稳定、高效、功能丰富 的执行环境，让用户有一个最佳体验，这就是目的！  四、系统调用 刚说完管理目的，操作系统也为我们提供者服务，但是有一个问题，操作系统相信我吗？  这个问题可能很无厘头，是什么意思？提供服务不就完了，什么是相信？  同样的，我们举一个例子：  好比现在我们把银行当做一个操作系统，当我们去银行存钱的时候。银行人员看到你会说：“先生，往直走转弯就是金库，你把钱放在那边，不要拿走里面的钱，你就自己去存钱吧！”  这显然是不可能的，这也就反映了，虽然操作系统给我们提供了很好的服务，但是OS不相信我们，不相信任何人。  相反，操作系统会进行一些措施进行自我保护，比如银行配备了保安，操作系统也有对应的封装。  而生活中，银行是通过柜台来通过工作人员的操作，帮助我们存钱，就比如：   通过柜台窗口，把需求给员工，让员工完成操作，对于银行为了提供服务和保证自身安全，提供的是窗口式服务。  而对于操作系统，这个窗口式服务就是系统调用，而说到这边，我们就可以画出计算机软硬件体系结构图：   操作系统选择将对应的功能以接口的形式让别人访问，这一批接口，就被称为操作系统的系统调用。  而这一操作既帮助我们完成了功能，又保护了操作系统本身。  其实我们也都用过系统调用接口，但是它是以一种更简单的方式提供给我们使用了。  因为系统调用接口的使用成本很高，于是就有相关人员对系统接口进行二次的软件开发，例如：图形化界面，s h e l l shellshell 和工具集。  而通过 shell 工具，我们就可以通过操作系统，对硬件或软件进行交互，例如 touch 这就是通过指令，依靠封装后的系统调用，从而贯穿体系结构，往磁盘（硬件）写入，从而生成文件。  同理对于语言，也就是库函数，也调用了系统调用 ：  例如 printf 显示的设备是硬件，而向硬件写入的就是通过操作系统进行软硬件资源管理。printf 就是 C 语言通过包含头文件，而它的底层就调用了系统调用接口。 而我们当前的开发，还在系统调用二次开发的上层，也就是用户层 。这里的用户层指的是开发者，也就是程序员的那一层，而对于老百姓使用的层次，还在上面一层。  注：对于使用系统调用接口的程序，不具备跨平台性。因为此刻的接口是该系统独有的。  五、结语 到这里，本篇博客就到此结束了。  相信看完文章，大家应该都对冯诺依曼体系结构和操作系统以及系统调用有了一定的了解。尤其是在管理部分一定要记住：先描述、再组织 ，这句话可以说是本篇文章的核心之一。  由于本篇是纯概念，所以建议看完可以好好消化一下，毕竟没有代码那么好记。  如果觉得 a n d u i n anduinanduin 写的不错的话，可以 点赞 + 收藏 + 评论 支持一下哦！我们下期见~ ———————————————— 版权声明：本文为CSDN博主「安 度 因」的原创文章，遵循CC 4.0 BY-SA版权协议，转载请附上原文出处链接及本声明。 原文链接：https://blog.csdn.net/m0_67867172/article/details/128767992 

进程是在 CPU 及内存中运行的程序代码，而每个进程可以创建一个或多个进程（父子进程）。查看进程方法第一种：ps auxps命令用于报告当前系统的进程状态。可以搭配kill指令随时中断、删除不必要的程序。ps命令是最基本同时也是非常强大的进程查看命令，使用该命令可以确定有哪些进程正在运行和运行的状态、进程是否结束、进程有没有僵死、哪些进程占用了过多的资源等等，总之大部分信息都是可以通过执行该命令得到的。a：显示当前终端下的所有进程信息，包括其他用户的进程。u：使用以用户为主的格式输出进程信息。x：显示当前用户在所有终端下的进程。示例：上图中各字段解释：USER：启动该进程的用户账号名称 PID：该进程的ID号，在当前系统中是唯一的 %CPU：CPU占用的百分比 %MEM：内存占用的百分比VSZ：占用虚拟内存（swap空间）的大小 RSS：占用常驻内存（物理内存）的大小TTY：该进程在哪个终端上运行。“？”表未知或不需要终端 STAT：显示了进程当前的状态，如S（休眠）、R（运行）、Z（僵死）、<（高优先级）、N（低优先级）、s（父进程）、+（前台进程）。对处于僵死状态的进程应予以手动终止。START：启动该进程的时间 TIME：该进程占用CPU时间 COMMAND：启动该进程的命令的名称总结：ps aux 是以简单列表的形式显示出进程信息。第二种：ps -elf-e：显示系统内的所有进程信息。-l：使用长（long）格式显示进程信息。-f：使用完整的（full）格式显示进程信息。上图字段解释： 大部分跟第一种一样，PPID为父进程的PID。第三种：top以全屏交互式的界面显示进程排名，及时跟踪包括CPU、内存等系统资源占用情况，默认情况下每三秒刷新一次，其作用基本类似于Windows系统中的任务管理器。上图解释：Tasks（系统任务）信息：total，总进程数；running，正在运行的进程数；sleeping，休眠的进程数；stopped，中止的进程数；zombie，僵死无响应的进程数。CPU信息：us，用户占用；sy，内核占用；ni，优先级调度占用；id，空闲CPU；wa，I/O等待占用；hi，硬件中断占用；si，软件中断占用；st，虚拟化占用。了解空闲的CPU百分比，主要看%id部分。Mem（内存）信息：total，总内存空间；used，已用内存；free，空闲内存；buffers，缓存区域。Swap（交换空间）信息：total，总交换空间；used，已用交换空间；free，空闲交换空间；cached，缓存空间。第四种：pstree -aup以树状图的方式展现进程之间的派生关系，显示效果比较直观。 -a：显示每个程序的完整指令，包含路径，参数或是常驻服务的标示； -c：不使用精简标示法； -G：使用VT100终端机的列绘图字符； -h：列出树状图时，特别标明现在执行的程序； -H<程序识别码>：此参数的效果和指定”-h”参数类似，但特别标明指定的程序； -l：采用长列格式显示树状图； -n：用程序识别码排序。预设是以程序名称来排序； -p：显示程序识别码； -u：显示用户名称；到此这篇关于LINUX查看进程的4种方法(小结)的文章就介绍到这了转载自https://zongxp.blog.csdn.net/article/details/123211238?spm=1001.2014.3001.5502

 记录一下平时常用到的压缩解压缩命令，免去每次查找的麻烦（不断完善）  1 解压命令 tar -xvf filename.tar tar -zxvf filename.tar.gz tar -zxvf filename.tgz tar -jxvf filename.tar.bz2 tar -xZvf filename.tar.Z unrar e filename.rar # 解压到当前目录 unrar x filename.rar /path/to/extract  unzip filename.zip -d filepath tar.xz文件解压：先xz -d xxx.tar.xz到tar，然后tar xvf xxx.tar 2 压缩命令 tar -zcvf filename.tar.gz filename tar -zcvf filename.tgz filename tar -jcvf filename.tar.bz2 filename zip filename.zip filename zip -r location.zip location gzip -d filename.gz filename rar -a filename.rar filename 3 多个压缩文件 如果遇到某个文件夹过大，需要将压缩文件跟个成 N 个指定大小的文件，便于邮件等方式传输，可以使用下边的方法  首先先压缩成一个大文件  tar -zcvf filename.tar.gz filenam  然后使用 split 指令进行切分  split -b 4000M -d -a 1 filename.tar.gz filename.tar.gz. cat filename.tar.gz | split -b 4000M -d -a 1 filename.tar.gz. 其中，  -b 4000M 表示设置每个分割包的大小，单位还是可以k -d "参数指定生成的分割包后缀为数字的形式 -a x来设定序列的长度(默认值是2)，这里设定序列的长度为1  也可以合成一步进行操作  tar -zcvf filename.tar.gz filename | split -b 4000M -d -a 1 -filename.tar.gz. 多个压缩文件解压方法如下  cat filename.tar.gz.* | tar -zxv 转载自https://blog.csdn.net/zong596568821xp/article/details/106024351

1. 背景当用户在 Linux 中发出多个命令序列时，命令会立即一个接一个或同时执行（例如，tee 命令）。但是，有时需要推迟命令的执行并为系统提供足够的时间来产生预期的结果。2. 简介sleep命令将下一个命令的调用进程挂起一段指定的时间。当以下命令的执行取决于前一个命令的成功完成时，此属性很有用。3. 语法1sleep [number]默认情况下，系统读取之后sleep的数字作为秒数。要指定其他时间单位，请使用以下语法：sleep [number][unit] sleep 1h 2m 0.5s 该sleep命令接受浮点数。它允许多个值相加，以计算sleep.可用单位有：s– 秒m- 分钟h- 小时d- 天要sleep在开始后和指定的等待时间结束前停止，请按Ctrl + C。要查看该sleep命令的帮助，请键入：sleep --help  有关版本详细信息，请键入：sleep --version 4. 与 wait 区别bash wait 命令是一个Shell 命令，它等待后台运行的进程完成并返回退出状态。与等待指定时间的 sleep 命令不同，wait 命令等待所有或特定的后台任务完成。5. 实例5.1 设置警报用于sleep告诉系统在一定时间后播放 mp3 文件。sleep 7h 30m && mplayer alarm.mp3 5.2 终端中的延迟命令sleep对于强制执行两个命令之间的时间很有用,以一秒的间隔执行：$ sleep 1 && echo "one" && sleep 1 && echo "two" one two 5.3 变量分配给 sleep可以将变量分配给sleep命令。#!/bin/bash SLEEP_INTERVAL="30" CURRENT_TIME=$(date +"%T") echo "Time before sleep: ${CURRENT_TIME}" echo "Sleeping for ${SLEEP_INTERVAL} seconds" sleep ${SLEEP_INTERVAL} CURRENT_TIME=$(date +"%T") echo "Time after sleep: ${CURRENT_TIME}" 该脚本定义了一个名为的变量SLEEP_INTERVAL ，其值稍后用作sleep命令的参数。此示例脚本的输出显示执行持续了 30 秒：$ ./time_script.sh Time before sleep: 00:01:15 Sleeping for 30 seconds Time after sleep: 00:01:45 

getopts命令格式1getopts optstring name [arg]optstring为命令行所有选项组成的字符串，每个字母代表一个选项。如果字母后有冒号:，表明该选项需要选择参数。比如说，执行getopts时，匹配到了-i选项，则将-i相应的参数保存在内置变量OPTARG中。如果字母后无:，表明该选项不要指定值，仅有true/false之分。optstring起始的第一个冒号，则表示执行命令中出现optstring中没有的选项时忽略错误。name为变量。每执行一次getopts，会获取执行命令行中的下一个选项。当执行命令的选项与optstring匹配时，将选项放在name中。否则，name被设置为？。arg是选项和参数组成的列表。可选项，代码示例编写脚本test.sh#!/bin/bash   while getopts ":i:o:b" i do         case ${i} in                 i) input_dir="$OPTARG";;                 o) out_dir="$OPTARG";;                 b) relax=true;;         esac done   echo $input_dir echo $out_dir echo $relax执行test.sh结果~/tmp$ bash test.sh -i ./input/ -o ./output/ -a -b./input/./output/truePS：linux shell 解析命令行参数 | while getopts用法linux shell 解析命令行参数|getpotsdemo： #!/bin/bash  func() {     echo "Usage:"     echo "test.sh [-j S_DIR] [-m D_DIR]"     echo "Description:"     echo "S_DIR,the path of source."     echo "D_DIR,the path of destination."     exit -1 }  upload="false"  while getopts 'h:j:m:u' OPT; do     case $OPT in         j) S_DIR="$OPTARG";;         m) D_DIR="$OPTARG";;         u) upload="true";;         h) func;;         ?) func;;     esac done  echo $S_DIR echo $D_DIR echo $upload 输出sh test.sh -j /data/web -m /opt/data/web##输出结果/data/web/opt/data/webfalseoptstring列出了对应的Shell脚本可以识别的所有参数，例如：需要使用-a，-f，-s参数时，optstring是afs；如果需要命令行参数后面还跟随一个值，则在相应的optstring后面加冒号，例如a:fs 表示a命令行参数后面会有一个值，是**-a value**的形式；getopts执行时若匹配到a参数，会把-a参数对应的value存放在一个叫OPTARG的Shell Variable中；如果optstring是以冒号开头，则表明当命令行出现了optstring中没有的参数将不会提示错误信息getpotsgetpots是Shell命令行参数解析工具，旨在从Shell Script的命令行当中解析参数。getopts optstring name [arg...]optstring列出了对应的Shell Script可以识别的所有参数。比如：如果 Shell Script可以识别-a，-f以及-s参数，则optstring就是afs；如果对应的参数后面还跟随一个值，则在相应的optstring后面加冒号。比如，a:fs 表示a参数后面会有一个值出现，-a value的形式。name表示的是参数的名称，每次执行getopts，会从命令行当中获取下一个参数，然后存放到name当中。如果获取到的参数不在optstring当中列出，则name的值被设置为?。

解决命令的权限问题,可以扩大权限的范围linux命令是对Linux系统进行管理的命令。对于Linux系统来说，无论是中央处理器、内存、磁盘驱动器、键盘、鼠标，还是用户等都是文件，Linux系统管理的命令是它正常运行的核心，与之前的DOS命令类似。linux命令在系统中有两种类型：内置Shell命令和Linux命令。操作指令首先介绍一个名词“控制台（console）”，它就是我们通常见到的使用字符操作界面的人机接口，例如dos。我们说控制台命令，就是指通过字符界面输入的可以操作系统的命令，例如dos命令就是控制台命令。我们要了解的是基于Linux操作系统的基本控制台命令。有一点一定要注意，和dos命令不同的是，Linux的命令（也包括文件名等等）对大小写是敏感的，也就是说，如果你输入的命令大小写不对的话，系统是不会做出你期望的响应的。比如要向 test.asc 文件中随便写入点内容，可以：$ echo "信息" >> test.csv如果将 test.asc 权限设置为只有 root 用户才有权限进行写操作：$ sudo chown root.root test.csv然后，我们使用 sudo 并配合 echo 命令再次向修改权限之后的 test.asc 文件中写入信息：`$ sudo echo "hahah" >> test.csv`-bash: test.asc: Permission denied这时可以看到 bash 拒绝这么做，说是权限不够。这是因为重定向符号 “>” 和 ">>" 也是 bash 的命令。我们使用 sudo 只是让 echo 命令具有了 root 权限，但是没有让 “>” 和 ">>" 命令也具有 root 权限，所以 bash 会认为这两个命令都没有像 test.csv文件写入信息的权限。解决这一问题的途径有两种。第一种是利用 "sh -c" 命令，它可以让 bash 将一个字串作为完整的命令来执行，这样就可以将 sudo 的影响范围扩展到整条命令。具体用法如下：$ sudo /bin/sh -c 'echo "hahah" >> test.asc'另一种方法是利用管道和 tee 命令，该命令可以从标准输入中读入信息并将其写入标准输出或文件中，具体用法如下：$ echo "hahah" | sudo tee -a test.asc注意，tee 命令的 "-a" 选项的作用等同于 ">>" 命令，如果去除该选项，那么 tee 命令的作用就等同于 ">" 命令对于编程的影响:shell脚本中如果有多个echo命令，如果不适用/bin/sh -c执行脚本，那么在java中使用BufferedReader获取脚本的输出时，只能获取到第一个echo的输出，使用/bin/sh -c则能获取到所有的echo输出。原文链接：https://www.jianshu.com/p/bda8d3cbdbae

设备型号：华为擎云L410KLVU-WDU0B操作系统：银河麒麟桌面操作系统V10(SP1)故障描述：下载clash，地址如下：https://github.com/Fndroid/clash_for_windows_pkg/releases/download/0.20.12/Clash.for.Windows-0.20.12-arm64-linux.tar.gz解压缩后，运行cfw程序，提示：[75140:1230/230532.671202:ERROR:gpu_memory_buffer_support_x11.cc(44)] dri3 extension not supported.

常见的文件和目录相关命令pwd 命令作用：显示当前的工作路径例子：/usr/local/nginxcd 命令作用：改变当前工作目录(进入到某个目录中)例子：cd /usr/local/nginx扩展路径绝对路径在Linux系统中 Unix系统中一切由根开始。在Linux系统中 / 反斜杠表示根目录相对路径.开始或..开始符号/表示根(目录)~表示家(目录).表示当前(目录)..表示当前(目录)上一层-表示上一次进入的目录ls 命令作用：查看当前目录中的内容(可见)例子:/usr/local/nginxls -l就是以详细信息的方式显示目录的可见内容 use a long listing formatls -a想查看所有文件(可见 和 隐藏) all 所有 一般用于查看隐藏文件ls -al想查看所有文件(可见 和 隐藏) -all -list 所有 一般用于查看隐藏文件mkdir 命令作用：创建一个或多个(空的)目录例子：mkdir sec;mkdir day01;mkdir sec mca;扩展标识符合法标识符字母或下划线开头尽量不要出现中文(支持中文)简单 、易用、可读性高-p逐层的去创建mkdir -p day01/imagesrmdir 命令作用：删除一个空目录rm 命令作用：删除文件或目录rm -r递归删除/将目录以下的内容逐一删除 day01/imagesrm -f强制删除 不需要确认(谨慎 删库跑路必备技能)rm -i删除前逐一的询问确认touch 命令作用：创建文件的命令(空文件)例子：touch 文件名.扩展名 touch tokyo.avi; touch 喜欢你.mp3; touch FBI.py;cp 命令作用：复制文件或目录例子：cp a.txt aa.txt复制一个目录下面的所有内容：cp -r day04 day05mv 命令作用1：当前目录下操作是重命名作用2：相同/不同 移动文件或目录文件内容与编辑操作文件内容cat 命令作用：查看文件内容，从文件的第一行开始显示例子：cat a.txttac 命令作用：查看文件内容，从文件的最后一行开始显示例子：tac a.txtnl 命令作用：查看文件内容，并展示行号echo 命令作用：输出重定向例子1：覆盖的方式写入 echo "aaa" > to.txt例子2：追加的方式写入 echo "bbb" > to.txtmore 命令作用：查看文件内容，一页一页的显示，space键翻页例子：more to.txthead 命令作用：命令可用于查看文件的开头部分的内容，有一个常用的参数 -n 用于显示行数，默认为 10，即显示 10 行的内容例子：head to.txttail 命令作用：命令可用于查看文件的内容，有一个常用的参数 -f 常用于查阅正在改变的日志文件例子：tail -f to.txt文件编辑vim 命令作用：创建并编辑文件 例子：vim a.txtvim 文本编辑器命令模式(默认模式)命令模式(默认模式)i 从点前光标处开始插入文本命令模式(默认模式)I 从当前光标所在行，行首进行插入命令模式(默认模式)a 从当前光标处下一个字符开始插入文本命令模式(默认模式)A 从当前光标所在行的，行尾开始插入文本命令模式(默认模式)o从当前光标处的下一行开始插入文本命令模式(默认模式)O从当前光标处上一行开始插入文本快捷键命令上下左右光标键保存退出 ZZ 在命令模式ZZyy命令复制一行nyy命令复制多行; 例子：先輸入3，然後在輸入yy 就复制了3行p命令进行粘贴u命令进行撤销dd命令删除一行ndd命令删除多行gg命令光标在任意位置快速的移动到文件第一行行首GG命令光标在任意位置快速的移动到文件最后一行行首end快速到行尾编辑模式(插入模式)插入文本内容 , 按ESC，命令模式->编辑模式底行模式(命令行模式)按*:*进入到底行模式set nu ；设置显示行号w；仅仅保存wq；保存并且退出q；退出**q!**；强制退出文件，丢弃你所做的任何改动

一、前言互联网概念诞生于20世纪60年代末，从9几年中国接入互联网开始到现在，生活的每个角落都能看到网络的使用。现在物联网时代、共享经济的到来，生活中不仅仅电脑、手机可以接入网络，身边的各个设备也能接入互联网了。 比如：市政路灯、污水井盖、家用电器，汽车等等。这篇文章介绍在Linux下的socket编程，完成TCP服务器、客户端的创建，实现数据通信。二、TCP协议介绍在Linux应用层做编程，接触到是传输层协议，TCP/UDP，如果搞Linux网络驱动开发(网卡驱动)，那么底层的网络协议就会接触的更多，协议只是一个数据格式的约定而已，自己也可以设计自己的协议。TCP协议是点对点传输协议。TCP协议属于C/S模型。 TCP协议里包含服务器和客户端。 服务器必须要比客户端先存在，客户端必须连接服务器，服务器必须被客户端连接。 接下来学习主要学习TCP服务器创建和TCP客户端创建，完成客户端与服务器之间的通信。 TCP服务器可以被多个客户端连接。Linux下socket编程需要用到的相关函数:#include <sys/types.h> /* See NOTES */ #include <sys/socket.h> int socket(int domain, int type, int protocol); AF_UNIX, AF_LOCAL Local communication unix(7) AF_INET IPv4 Internet protocols ip(7) AF_INET6 IPv6 Internet protocols ipv6(7) AF_IPX IPX - Novell protocols AF_NETLINK Kernel user interface device netlink(7) AF_X25 ITU-T X.25 / ISO-8208 protocol x25(7) AF_AX25 Amateur radio AX.25 protocol AF_ATMPVC Access to raw ATM PVCs AF_APPLETALK AppleTalk ddp(7) AF_PACKET Low level packet interface packet(7) AF_ALG Interface to kernel crypto API #include <sys/types.h> /* See NOTES */ #include <sys/socket.h> int bind(int sockfd, const struct sockaddr *addr,socklen_t addrlen); struct sockaddr { sa_family_t sa_family; char sa_data[14]; } #include <sys/types.h> /* See NOTES */ #include <sys/socket.h> int accept(int sockfd, struct sockaddr *addr, socklen_t *addrlen); #define _GNU_SOURCE /* See feature_test_macros(7) */ #include <sys/socket.h> int accept4(int sockfd, struct sockaddr *addr, socklen_t *addrlen, int flags); #include <sys/types.h> /* See NOTES */ #include <sys/socket.h> int connect(int sockfd, const struct sockaddr *addr,socklen_t addrlen);三、案例代码3.1 创建TCP服务器#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <string.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> #include <dirent.h> #include <stdlib.h> #include <pthread.h> #include <semaphore.h> #include <signal.h> #include <sys/types.h> #include <sys/socket.h> #include <arpa/inet.h> #include <netinet/in.h> /* TCP服务器创建步骤: 1. 创建socket套接字(类似于open打开文件一样) 2. 绑定端口号和IP地址 3. 设置监听等待队列的数量 4. 等待客户端连接 5. 完成正常数据收发 0x1234 192.168.1.123 255.255.255.255 */ int main(int argc,char **argv) { if(argc!=2) { printf("./app <端口号>\n"); return 0; } int sockfd; /*1. 创建socket套接字*/ sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0); /*2. 绑定端口号与IP地址*/ struct sockaddr_in addr; addr.sin_family=AF_INET; addr.sin_port=htons(atoi(argv[1])); // 端口号0~65535 addr.sin_addr.s_addr=INADDR_ANY; //inet_addr("0.0.0.0"); //IP地址 if(bind(sockfd,(const struct sockaddr *)&addr,sizeof(struct sockaddr))!=0) { printf("服务器:端口号绑定失败.\n"); } /*3. 设置监听的数量*/ listen(sockfd,20); /*4. 等待客户端连接*/ int client_fd; struct sockaddr_in client_addr; socklen_t addrlen=sizeof(struct sockaddr_in); client_fd=accept(sockfd, (struct sockaddr *)&client_addr,&addrlen); if(client_fd<0) { printf("客户端连接失败.\n"); return 0; } printf("连接的客户端IP地址:%s\n",inet_ntoa(client_addr.sin_addr)); printf("连接的客户端端口号:Ó26c914b-1b62-48a8-ac1b-408884e7bfbcn",ntohs(client_addr.sin_port)); /*5. 完成通信*/ write(client_fd,"1234567890",10); /*6. 关闭连接*/ close(client_fd); close(sockfd); return 0; }3.2 创建TCP客户端#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <string.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> #include <dirent.h> #include <stdlib.h> #include <pthread.h> #include <semaphore.h> #include <signal.h> #include <sys/types.h> #include <sys/socket.h> #include <arpa/inet.h> #include <netinet/in.h> /* TCP客户端创建步骤: 1. 创建socket套接字(类似于open打开文件一样) 2. 连接服务器 3. 完成正常数据收发 */ int main(int argc,char **argv) { if(argc!=3) { printf("./app <IP地址> <端口号>\n"); return 0; } int sockfd; /*1. 创建socket套接字*/ sockfd=socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0); /*2. 连接服务器*/ struct sockaddr_in addr; addr.sin_family=AF_INET; addr.sin_port=htons(atoi(argv[2])); // 端口号0~65535 addr.sin_addr.s_addr=inet_addr(argv[1]); //IP地址 if(connect(sockfd,(const struct sockaddr *)&addr,sizeof(struct sockaddr_in))!=0) { printf("客户端:服务器连接失败.\n"); return 0; } /*3. 完成数据通信*/ char buff[1024]; int cnt; cnt=read(sockfd,buff,1024); buff[cnt]='\0'; printf("客户端收到的数据:%s,Ó26c914b-1b62-48a8-ac1b-408884e7bfbcn",buff,cnt); close(sockfd); return 0; }

前面陆续介绍了标准管道流、无名管道、命名管道、mmap内存映射，这篇文章介绍共享内存段。1. 共享内存机制(shmget)共享内存也是进程间(进程间不需要有继承关系)通信的一种常用手段。一般OS通过内存映射与页交换技术，使进程的内存空间映射到不同的物理内存，这样能保证每个进程运行的独立性，不至于受其它进程的影响。但可以通过共享内存的方式，使不同进程的虚拟内存映射到同一块物理内存，一个进程往这块物理内存中更新的数据，另外的进程可以立即看到这块物理内存中修改的内容。内存映射和共享内存的区别：mmap内存映射：跟普通文件的读写相比，加快对文件/设备的访问速度。 shmget共享内存：多进程间进行通信。原理及实现：system V IPC机制下的共享内存本质是一段特殊的内存区域，进程间需要共享的数据被放在该共享内存区域中，所有需要访问该共享区域的进程都要把该共享区域映射到本进程的地址空间中去。这样一个使用共享内存的进程可以将信息写入该空间，而另一个使用共享内存的进程又可以通过简单的内存读操作获取刚才写入的信息，使得两个不同进程之间进行了一次信息交换，从而实现进程间的通信。共享内存允许一个或多个进程通过同时出现在它们的虚拟地址空间的内存进行通信，而这块虚拟内存的页面被每个共享进程的页表条目所引用，同时并不需要在所有进程的虚拟内存都有相同的地址。进程对象对于共享内存的访问通过key（键）来控制，同时通过key进行访问权限的检查。2. 共享内存机制相关函数接口介绍2.1 ftok函数#include <sys/types.h> #include <sys/ipc.h> key_t ftok(const char *pathname, int proj_id);函数功能: 用于创建一个关键字，可以用该关键字关联一个共享内存段。 参数介绍: （1） pathname：全路径文件名，并且该文件必须可访问。 （2） proj_id：通常传入一非0字符。通过pathname和proj_id组合可以创建唯一的key（对任何进程都是唯一且相同的）。 返回值: 如果调用成功，返回一关键字，否则返回-1。2.2 shmge函数#include <sys/ipc.h> #include <sys/shm.h> int shmget(key_t key, size_t size, int shmflg);shmget 函数用于创建或打开一共享内存段，该内存段由函数的第一个参数标识。函数成功则返回一个该共享内存段的唯一标识号（唯一的标识了这个共享内存段），对任何进程都是唯一且相同的。参数介绍 （1） key是一个与共享内存段相关联的关键字，如果事先已经存在一个与指定关键字关联的共享内存段，则直接返回该内存段的标识。key的值既可以用ftok函数产生，也可以是IPC_RPIVATE（用于创建一个只属于创建进程的共享内存，主要用于父子通信），表示总是创建新的共享内存段。 （2） size指定共享内存段的大小，以字节为单位。 （3） shmflg是一掩码合成值，可以是访问权限值与(IPC_CREAT或IPC_EXCL)的合成。IPC_CREAT表示如果不存在该内存段，则创建它。IPC_EXCL表示如果该内存段存在，则函数返回失败结果(-1)。返回值如果调用成功，返回内存段标识，否则返回-1。2.3 shmat函数函数shmat将共享内存段映射到进程空间的某一地址。#include <sys/types.h> #include <sys/shm.h> void *shmat(int shmid, const void *shmaddr, int shmflg);注意: 只有管理员用户权限才可以获取内存地址参数 （1） shmid 是共享内存段的标识通常应该是shmget的成功返回值。 （2） shmaddr指定的是共享内存连接到当前进程中的地址位置。通常是NULL，表示让系统来选择共享内存出现的地址。 （3） shmflg是一组位标识，通常为0即可。如果是SHM_RDONLY的话，就是只读模式。其它的是读写模式。返回值 如果调用成功，返回映射后的进程空间的首地址，否则返回(void*)-1。2.4 shmdt函数shmdt用于将共享内存段与进程空间分离，与shmat函数相反。用于关闭共享内存段。#include <sys/types.h> #include <sys/shm.h> int shmdt(const void *shmaddr);参数 shmaddr通常为shmat的成功返回值。 返回值 成功返回0，失败时返回-1。 注意：只是将共享内存分离，并没有没删除它，只是使得该共享内存对当前进程不再可用。2.5 shmctl函数函数shmctl是共享内存的控制函数，可以用来删除共享内存段。#include <sys/ipc.h> #include <sys/shm.h> int shmctl(int shmid, int cmd, struct shmid_ds *buf);参数：（1）shmid：共享内存段标识 通常应该是shmget的成功返回值（2）cmd：对共享内存段的操作方式IPC_STAT得到共享内存的状态，把共享内存的shmid_ds结构复制到buf中IPC_SET改变共享内存的状态，把buf所指的shmid_ds结构中的uid、gid、mode复制到共享内存的shmid_ds结构内IPC_RMID删除这片共享内存可选为IPC_STAT,IPC_SET,IPC_RMID。通常为IPC_RMID，表示删除共享内存段。（3）buf：表示共享内存段的信息结构体数据，通常为NULL。例如： shmctl(kshareMem,IPC_RMID,NULL)表示删除共享内存段kHareMem3. 案例: 基本用法示例13.1 创建内存段写数据示例下面代码使用/work/1.dat的文件属性获取key，作为内存标识符；再创建共享内存段，映射内存地址，然后向内存空间写入数据"hello world",再取消映射。这时候其他进程就可以访问这个内存段读取里面的数据。#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <string.h> #include <sys/ipc.h> #include <sys/shm.h> #include <sys/types.h> int main() { key_t key = ftok("/work/1.dat",1); //1. 写入端先用ftok函数获得key int shmid = shmget(key,4096,IPC_CREAT); //2. 写入端用shmget函数创建共享内存段 printf("key = %d shmid = Þ66e9fc1-1e89-44c7-918f-49d465d035e1n", key, shmid); char *p = (char *)shmat(shmid, NULL, 0); //3. 获得共享内存段的首地址 memset(p, 0, 4096); // 清除内存空间 memcpy(p, "hello world", 4096); //4. 往共享内存段中写入内容 shmdt(p); //5. 关闭共享内存段 return 0; }3.2 打开内存段读取示例下面代码用来访问，上面写端代码创建的共享内存段里的数据，流程一样。shmget函数如果判断出共享内存段已经存在，就不会再重复创建(依靠key作为标识符判断的)；接着再映射空间地址，读取内存里的数据，打印出hello world，最后再销毁内存空间。#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <sys/ipc.h> #include <sys/shm.h> #include <sys/types.h> int main() { key_t key = ftok("/work/1.dat",1); int shmid = shmget(key,4096,IPC_CREAT); printf("key = %d shmid = Þ66e9fc1-1e89-44c7-918f-49d465d035e1n", key, shmid); char *p = (char *)shmat(shmid, NULL, 0); printf("receive the data:%s\n",p); //4. 读取共享内存段中的内容 shmctl(shmid, IPC_RMID, 0); //5. 删除共享内存段 //不删除内存空间，数据会一直存在的 return 0; }4. 案例: 基本用法示例2上面例子代码是通过获取文件的属性得到唯一的key,实际上也可以自己指定key,只要保证唯一性即可。4.1 创建内存写数据示例#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <string.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> #include <dirent.h> #include <stdlib.h> #include <sys/mman.h> #include <sys/wait.h> #include <sys/shm.h> int main(int argc,char **argv) { /*1. 创建共享内存段*/ int shmid=shmget(123456,4096,IPC_CREAT); /*2. 映射共享内存到进程空间*/ unsigned char *p; p=shmat(shmid,NULL,0); /*3. 对共享内存实现读写*/ strcpy(p,"Linux下进程间通信共享内存学习"); /*4. 取消映射*/ shmdt(p); return 0; }4.2 打开内存读数据示例#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <string.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> #include <dirent.h> #include <stdlib.h> #include <sys/mman.h> #include <sys/wait.h> #include <sys/shm.h> int main(int argc,char **argv) { /*1. 创建共享内存段*/ int shmid=shmget(123456,4096,IPC_CREAT); /*2. 映射共享内存到进程空间*/ unsigned char *p; p=shmat(shmid,NULL,0); /*3. 对共享内存实现读写*/ printf("p=%s\n",p); /*4. 取消映射*/ shmdt(p); /*5. 释放共享内存空间*/ shmctl(shmid,IPC_RMID,NULL); return 0; }

一、Linux内核动态内存分配与释放1.1 kmalloc函数Kmalloc分配的是连续的物理地址空间。如果需要连续的物理页，可以使用此函数，这是内核中内存分配的常用方式，也是大多数情况下应该使用的内存分配方式。传递给函数的最常用的标志是GTP_ATOMIC和GTP_KERNEL。前面的标志表示进行不睡眠的高优先级分配。在中断处理程序和其他不能睡眠的代码段中需要。后面的标志可以睡眠，在没有持自旋锁的进程上下文中使用。此函数返回内核逻辑地址。头文件：#include <linux/slab.h>1.1.1 申请空间static void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)参数：size_t size ：申请的空间大小gfp_t flags：申请的标志(模式)返回值：申请的空间首地址。如果为NULL，表示分配失败！一般填写的模式：GFP_ATOMIC：用来从中断处理和进程上下文之外的其他代码中分配内存，分配内存优先级高，不会阻塞GFP_KERNEL：内核内存的正常分配方式，可能会阻塞。1.1.2 释放内存空间void kfree(const void *block)参数：void *block：将要释放空间的首地址1.1.3 示例1.1.3 示例#include <linux/init.h>#include <linux/module.h>#include <linux/slab.h>char *buff;static int __init interrupt_init(void){printk("init ok\n");/*1.1 申请空间*/buff=kmalloc(1024, GFP_KERNEL);/*1.2 初始化空间*/memset(buff,0x10,1024);/*1.3 打印出空间的数据*/int i;for(i=0;i<1024;i++){printk("0x%X \n",buff[i]);}return 0;}static void __exit interrupt_exit(void){/*1.4 释放申请的空间*/kfree(buff);printk("exit ok\n");}module_init(interrupt_init); /*驱动入口*/module_exit(interrupt_exit); /*驱动出口*/MODULE_LICENSE("GPL");1.2 vmalloc 函数分配的空间是线性的，在物理地址上不连续！最多分配1GB的空间。定义文件：\mm\vmalloc.c头文件：#include <linux/vmalloc.h>1.2.1 申请空间void *vmalloc(unsigned long size)参数：unsigned long size ：分配空间的大小返回值：申请的空间首地址1.2.2 释放空间void vfree(const void *addr)参数：const void *addr：释放的空间首地址1.2.3 示例#include <linux/init.h>#include <linux/module.h>#include <linux/vmalloc.h>#include <linux/slab.h>char *buff=NULL;static int __init interrupt_init(void){printk("init ok\n");/*1.1 申请空间*/buff=vmalloc(1024);if(buff==NULL){printk("内存空间分配失败!\n\n");}/*1.2 初始化空间*/memset(buff,0x10,1024);/*1.3 打印出空间的数据*/int i;for(i=0;i<1024;i++){printk("0x%X \n",buff[i]);}printk("buff=0x%x\n",buff); //buff=0xf0537000return 0;}static void __exit interrupt_exit(void){/*释放申请的空间*/vfree(buff);printk("exit ok\n");}module_init(interrupt_init); /*驱动入口*/module_exit(interrupt_exit); /*驱动出口*/MODULE_LICENSE("GPL");1.3 区别总结1.​ kmalloc和vmalloc是分配的是内核的内存,malloc分配的是用户的内存2.​ kmalloc保证分配的内存在物理上是连续的,vmalloc保证的是在虚拟地址空间上的连续3.​ kmalloc能分配的大小有限,vmalloc能分配的大小相对较大4.​ 内存只有在要被DMA访问的时候才需要物理上连续5.​ vmalloc比kmalloc要慢二、​ MMAP驱动实现2.1 应用层mmap函数介绍mmap函数用于将一个文件或者其它对象映射进内存，通过对这段内存的读取和修改，来实现对文件的读取和修改，而不需要再调用read,write等操作。头文件：<sys/mman.h>函数原型：void* mmap(void* start,size_t length,int prot,int flags,int fd,off_t offset);int munmap(void* start,size_t length);映射函数void *mmap(void *addr, size_t len, int prot, int flags, int fd, off_t offset);（1）​ addr: 指定映射的起始地址，通常设为NULL，由系统指定。（2）​ length:映射到内存的文件长度。（3）​ prot:映射的保护方式，可以是：PROT_EXEC：映射区可被执行PROT_READ：映射区可被读取PROT_WRITE：映射区可被写入PROT_NONE：映射区不能存取（4）​ Flags:映射区的特性，可以是：MAP_SHARED：写入映射区的数据会复制回文件，且允许其他映射该文件的进程共享。MAP_PRIVATE：对映射区的写入操作会产生一个映射区的复制(copy_on_write)，对此区域所做的修改不会写回原文件。（5）​ fd:由open返回的文件描述符，代表要映射的文件。（6）​ offset:以文件开始处的偏移量，必须是分页大小的整数倍，通常为0，表示从文件头开始映射。解除映射int munmap(void *start, size_t length);功能：取消参数start所指向的映射内存，参数length表示欲取消的内存大小。返回值：解除成功返回0，否则返回-12.2 Linux内核的mmap接口2.2.1 内核描述虚拟内存的结构体Linux内核中使用结构体vm_area_struct来描述虚拟内存的区域，其中几个主要成员如下：unsigned long vm_start 虚拟内存区域起始地址unsigned long vm_end 虚拟内存区域结束地址unsigned long vm_flags 该区域的标志该结构体定义在<linux/mm_types.h>头文件中。该结构体的vm_flags成员赋值的标志为：VM_IO和VM_RESERVED。其中：VM_IO表示对设备IO空间的映射，M_RESERVED表示该内存区不能被换出，在设备驱动中虚拟页和物理页的关系应该是长期的，应该保留起来，不能随便被别的虚拟页换出（取消）。2.2.2 mmap操作接口在字符设备的文件操作集合（struct file_operations）中有mmap函数的接口。原型如下：int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);其中第二个参数struct vm_area_struct *相当于内核找到的，可以拿来用的虚拟内存区间。mmap内部可以完成页表的建立。2.2.3 实现mmap映射映射一个设备是指把用户空间的一段地址关联到设备内存上，当程序读写这段用户空间的地址时，它实际上是在访问设备。这里需要做的两个操作：1.找到可以用来关联的虚拟地址区间。2.实现关联操作。mmap设备操作实例如下：static int tiny4412_mmap(struct file *myfile, struct vm_area_struct *vma){vma->vm_flags |= VM_IO;//表示对设备IO空间的映射vma->vm_flags |= VM_RESERVED;//标志该内存区不能被换出，在设备驱动中虚拟页和物理页的关系应该是长期的，应该保留起来，不能随便被别的虚拟页换出if(remap_pfn_range(vma,//虚拟内存区域，即设备地址将要映射到这里vma->vm_start,//虚拟空间的起始地址virt_to_phys(buf)>>PAGE_SHIFT,//与物理内存对应的页帧号，物理地址右移12位//说明: 向后面移动12位相当于除4096 ，为了得到页编号vma->vm_end - vma->vm_start,//映射区域大小，一般是页大小的整数倍vma->vm_page_prot))//保护属性，{return -EAGAIN;}printk("tiny4412_mmap\n");return 0;}其中的buf就是在内核中申请的一段空间。使用kmalloc函数实现。代码如下：buf = (char *)kmalloc(MM_SIZE, GFP_KERNEL);//内核申请内存只能按页申请，申请该内存以便后面把它当作虚拟设备2.2.4 remap_pfn_range函数remap_pfn_range函数用于一次建立所有页表。函数原型如下：int remap_pfn_range(struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr, unsigned long pfn, unsigned long size, pgprot_t prot);其中vma是内核为我们找到的虚拟地址空间，addr要关联的是虚拟地址，pfn是要关联的物理地址，size是关联的长度是多少。 ioremap与phys_to_virt、virt_to_phys的区别：ioremap是用来为IO内存建立映射的， 它为IO内存分配了虚拟地址，这样驱动程序才可以访问这块内存。phys_to_virt只是计算出某个已知物理地址所对应的虚拟地址。将内核物理地址转化为虚拟地址。virt_to_phys ：将内核虚拟地址转化为物理地址。三、​ IO地址空间映射3.1 ioremap函数ioremap将一个IO地址空间映射到内核的虚拟地址空间上去，便于访问。void * __ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size, unsigned long flags)void *ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size)参数:phys_addr：要映射的起始的IO地址；size：要映射的空间的大小；flags：要映射的IO空间的和权限有关的标志；phys_addr：是要映射的物理地址size：是要映射的长度，单位是字节头文件：#include <linux/io.h>功能：将一个IO地址空间映射到内核的虚拟地址空间上去，便于访问；实现：对要映射的IO地址空间进行判断，低PCI/ISA地址不需要重新映射，也不允许用户将IO地址空间映射到正在使用的RAM中，最后申请一个 vm_area_struct结构，调用remap_area_pages填写页表，若填写过程不成功则释放申请的vm_area_struct空间；ioremap 依靠 __ioremap实现,它只是在__ioremap中以第三个参数为0调用来实现.ioremap是内核提供的用来映射外设寄存器到主存的函数，我们要映射的地址已经从pci_dev中读了出来（上一步），这样就水到渠成的成功映射了而不会和其他地址有冲突。映射完了有什么效果呢，我举个例子，比如某个网卡有100 个寄存器，他们都是连在一块的，位置是固定的，假如每个寄存器占4个字节，那么一共400个字节的空间被映射到内存成功后，ioaddr就是这段地址的开头（注意ioaddr是虚拟地址，而mmio_start是物理地址，它是BIOS得到的，肯定是物理地址，而保护模式下CPU不认物理地址，只认虚拟地址），ioaddr+0就是第一个寄存器的地址，ioaddr+4就是第二个寄存器地址（每个寄存器占4个字节），以此类推，我们就能够在内存中访问到所有的寄存器进而操控他们了。3.2 iounmap函数void iounmap(void *addr)取消ioremap映射的空间。3.3 补充说明1、ioremap 按照页大小进行映射，而且是整页 。2、ioremap 允许对一个物理地址进行多次映射，而且分配的虚拟空间地址各不相同（多个虚拟地址对应于同一个物理地址）。而且，ioumap相互不影响。‬3.4 示例volatile unsigned int *GPD0CON;volatile unsigned int *GPD0DAT;GPD0CON=ioremap(0x114000A0,4); /*CON*/GPD0DAT=ioremap(0x114000A4,4);四、linux内核readl()和writel()函数writel()往内存映射的I/O 上写入 32 位数据 (4字节)。readl()从内存映射的I/O上读取32位的数据(4字节)。writel函数：void writel(unsigned char data , unsigned short addr)参数说明data:写入的数据addr:I/O地址readl函数：unsigned char readl (unsigned int addr )参数说明addr : I/O 地址。返回值 ： 从I/O空间读取的数值。示例:static long beep_ioctl(struct file *file, unsigned int cmd, unsigned long argv){u32 data;switch(cmd){case 1234:data=readl(GPD0DAT);data|=1<<0;writel(data,GPD0DAT);printk("开蜂鸣器\n");//*GPD0DAT &=~(1 << 0); //关蜂鸣器break;case 5678:data=readl(GPD0DAT);data&=~(1<<0);writel(data,GPD0DAT);printk("关蜂鸣器\n");//*GPD0DAT |=(1 << 0); //开蜂鸣器break;}return 0;五、MMU(内存管理单元)MMU是中央处理器（CPU）中用来管理虚拟存储器、物理存储器的控制线路，同时也负责虚拟地址映射为物理地址，以及提供硬件机制的内存访问授权，多用户多进程操作系统。它一个与软件密切相关的硬件部件，也是理解Linux等操作系统内核机制的最大障碍之一。不搞清楚MMU原理会使编程思想停留在单片机与无OS的时代。5.1 MMU历史概述许多年以前，当人们还在使用DOS或是更古老的操作系统的时候，计算机的内存还非常小，一般都是以K为单位进行计算，相应的，当时的程序规模也不大，所以内存容量虽然小，但还是可以容纳当时的程序。但随着图形界面的兴起还有用户需求的不断增大，应用程序的规模也随之膨胀起来，终于一个难题在程序员的面前，那就是应用程序太大以至于内存容纳不下该程序，通常解决的办法是把程序分割成许多称为覆盖块（overlay）的片段。覆盖块0首先运行，结束时他将调用另一个覆盖块。虽然覆盖块的交换是由OS完成的，但是必须先由程序员把程序先进行分割，这是一个费时费力的工作，而且相当枯燥。人们必须找到更好的办法从根本上解决这个问题。不久人们找到了一个办法，这就是虚拟存储器(virtual memory)。虚拟存储器的基本思想是程序，数据，堆栈的总的大小可以超过物理存储器的大小，操作系统把当前使用的部分保留在内存中，而把其他未被使用的部分保存在磁盘上。比如对一个16MB的程序和一个内存只有4MB的机器，操作系统通过选择，可以决定各个时刻将哪4M的内容保留在内存中，并在需要时在内存和磁盘间交换程序片段，这样就可以把这个16M的程序运行在一个只具有4M内存机器上了。而这个16M的程序在运行前不必由程序员进行分割。5.2 相关概念介绍——地址范围、虚拟地址映射为物理地址以及分页机制任何时候，计算机上都存在一个程序能够产生的地址集合，我们称之为地址范围。这个范围的大小由CPU的位数决定，例如一个32位的CPU，它的地址范围是0~0xFFFFFFFF （4G），而对于一个64位的CPU，它的地址范围为0~0xFFFFFFFFFFFFFFFF （16E）这个范围就是我们的程序能够产生的地址范围，我们把这个地址范围称为虚拟地址空间，该空间中的某一个地址我们称之为虚拟地址。与虚拟地址空间和虚拟地址相对应的则是物理地址空间和物理地址，大多数时候我们的系统所具备的物理地址空间只是虚拟地址空间的一个子集。这里举一个最简单的例子直观地说明这两者，对于一台内存为256M的32bit x86主机来说，它的虚拟地址空间范围是0~0xFFFFFFFF（4G），而物理地址空间范围是0x00000000~0x0FFFFFFF（256M）。在没有使用虚拟存储器的机器上，地址被直接送到内存总线上，使具有相同地址的物理存储器被读写；而在使用了虚拟存储器的情况下，虚拟地址不是被直接送到内存地址总线上，而是送到存储器管理单元MMU，把虚拟地址映射为物理地址。大多数使用虚拟存储器的系统都使用一种称为分页（paging）机制。虚拟地址空间划分成称为页（page）的单位，而相应的物理地址空间也被进行划分，单位是页帧(frame).页和页帧的大小必须相同。在这个例子中我们有一台可以生成32位地址的机器，它的虚拟地址范围从0~0xFFFFFFFF（4G），而这台机器只有256M的物理地址，因此他可以运行4G的程序，但该程序不能一次性调入内存运行。这台机器必须有一个达到可以存放4G程序的外部存储器（例如磁盘或是FLASH），以保证程序片段在需要时可以被调用。在这个例子中，页的大小为4K，页帧大小与页相同——这点是必须保证的，因为内存和外围存储器之间的传输总是以页为单位的。对应4G的虚拟地址和256M的物理存储器，他们分别包含了1M个页和64K个页帧。寻址空间一般指的是CPU对于内存寻址的能力。通俗地说，就是能最多用到多少内存的一个问题。数据在存储器(RAM)中存放是有规律的 ，CPU在运算的时候需要把数据提取出来就需要知道数据在那里 ，这时候就需要挨家挨户的找，这就叫做寻址，但如果地址太多超出了CPU的能力范围，CPU就无法找到数据了。 CPU最大能查找多大范围的地址叫做寻址能力 ，CPU的寻址能力以字节为单位 ，如32位寻址的CPU可以寻址2的32次方大小的地址也就是4G，这也是为什么32位的CPU最大能搭配4G内存的原因 ，再多的话CPU就找不到了。5.3 虚拟地址与物理地址介绍1）虚拟地址/物理地址如果处理器没有MMU，CPU内部执行单元产生的内存地址信号将直接通过地址总线发送到芯片引脚，被内存芯片接收，这就是物理地址(physical address)，简称PA。英文physical代表物理的接触，所以PA就是与内存芯片physically connected的总线上的信号。如果MMU存在且启用，CPU执行单元产生的地址信号在发送到内存芯片之前将被MMU截获，这个地址信号称为虚拟地址（virtual address），简称VA，MMU会负责把VA翻译成另一个地址，然后发到内存芯片地址引脚上，即VA映射成PA软件上MMU对用户程序不可见，在启用MMU的平台上（没有MMU不必说，只有物理地址，不存在虚拟地址），用户C程序中变量和函数背后的数据/指令地址等都是虚拟地址，这些虚拟内存地址从CPU执行单元发出后，都会首先被MMU拦截并转换成物理地址，然后再发送给内存。也就是说用户程序运行*pA =100;"这条赋值语句时，假设debugger显示指针pA的值为0x30004000（虚拟地址），但此时通过硬件工具（如逻辑分析仪）侦测到的CPU与外存芯片间总线信号很可能是另外一个值,如0x8000（物理地址）。当然对一般程序员来说，只要上述语句运行后debugger显示0x30004000位置处的内存值为100就行了，根本无需关心pA的物理地址是多少。但进行OS移植或驱动开发的系统程序员不同，他们必须清楚软件如何在幕后辅助硬件MMU完成地址转换。暂不探讨这种复杂机制的历史原因，很多人学习MMU时，都迷失于对一些相关发散问题的无休止探究，我们暂时抽身出来，用一句话做阶段性交待，"所有计算机科学中的问题都能通过增加一个中间转换层来解决"。2 ) 页/页帧/页表/页表项(PTE)MMU是负责把虚拟地址映射为物理地址，但凡"映射"都要解决两个问题：映射的最小单位（粒度）和映射的规则。MMU中VA到PA映射的最小单位称为页(Page)，映射的最低粒度是单个虚拟页到物理页，页大小通常是4K，即一次最少要把4K大小的VA页块整体映射到4K的PA页块（从0开始4K对齐划分页块），页内偏移不变，如VA的一页0x30004000~0x30004fff被映射到PA的一页 0x00008000~0x00008fff，当CPU执行单元访问虚拟地址0x30004008，实际访问的物理地址是0x00008008（0x30004008和0x00008008分别位于虚实两套地址空间，互不相干，不存在重叠和冲突）。以页为最小单位，就是不能把VA中某一页划分成几小块分别映射到不同PA，也不能把VA中属于不同页的碎块映射到PA某一页的不同部分，必须页对页整体映射。页帧（Page Frame）是指物理内存中的一页内存，MMU虚实地址映射就是寻找物理页帧的过程，对这个概念了解就可以了。MMU软件配置的核心是页表（Page Table），它描述MMU的映射规则，即虚拟内存哪(几)个页映射到物理内存哪(几)个页帧。页表由一条条代表映射规则的记录组成，每一条称为一个页表条目（Page Table Entry,即PTE），整个页表保存在片外内存，MMU通过查找页表确定一个VA应该映射到什么PA，以及是否有权限映射。但如果MMU每次地址转换都到位于外部内存的页表上查找PTE，转换速度就会大大降低，于是出现了TLB。TLB (Translation Lookaside Buffers)即转换快表，又简称快表，可以理解为MMU内部专用的存放页表的cache(快速缓冲贮存区)，保存着最近使用的PTE乃至全部页表。MMU接收到虚拟地址后，首先在TLB中查找，如果找到该VA对应的PTE就直接转换，找不到再去外存页表查找，并置换进TLB。TLB属于片上SRAM，访问速度快，通过TLB缓存PTE可以节省MMU访问外存页表的时间，从而加速虚实地址转换。TLB和CPU cache的工作原理一样，只是TLB专用于为MMU缓存页表。3) MMU的内存保护功能既然所有发往内存的地址信号都要经过MMU处理，那让它只单单做地址转换，岂不是浪费了这个特意安插的转换层，显然它有能力对虚地址访问做更多的限定(就像路由器转发网络包的同时还能过滤各种非法访问)，比如内存保护。可以在PTE条目中预留出几个比特，用于设置访问权限的属性，如禁止访问、可读、可写和可执行等。设好后，CPU访问一个VA时，MMU找到页表中对应PTE，把指令的权限需求与该PTE中的限定条件做比对，若符合要求就把VA转换成PA，否则不允许访问，并产生异常。4) 多级页表虚拟地址由页号和页内偏移组成。前面说过MMU映射以页为最小单位，假设页大小为4K(212)，那么无论页表怎样设置，虚拟地址后12比特与MMU映射后的物理地址后12比特总是相同，这不变的比特位就是页内偏移。为什么不变？ 比如: 把搭积木想象成一种映射，不管怎么搭，也改变不了每块积木内部的原子排列。所谓以页为最小单位就是保持一部分不变作为最小粒度。一个32bits虚拟地址，可以划分为220个内存页，如果都以页为单位和物理页帧随意映射，页表的空间占用就是220*sizeof(PTE)*进程数（每个进程都要有自己的页表），PTE一般占4字节，即每进程4M，这对空间占用和MMU查询速度都很不利。问题是实际应用中不需要每次都按最小粒度的页来映射，很多时候可以映射更大的内存块。因此最好采用变化的映射粒度，既灵活又可以减小页表空间。具体说可以把20bits的页号再划分为几部分简单说每次MMU根据虚拟地址查询页表都是一级级进行，先根据PGD的值查询，如果查到PGD的匹配，但后续PMD和PTE没有，就以2(offset+pte+pmd)=1M为粒度进行映射，后20bits全部是块内偏移，与物理地址相同。5) 操作系统和MMU实际上MMU是为满足操作系统越来越复杂的内存管理而产生的。OS和MMU的关系简单说：a. 系统初始化代码会在内存中生成页表，然后把页表地址设置给MMU对应寄存器，使MMU知道页表在物理内存中的什么位置，以便在需要时进行查找。之后通过专用指令启动MMU，以此为分界，之后程序中所有内存地址都变成虚地址，MMU硬件开始自动完成查表和虚实地址转换。b. OS初始化后期，创建第一个用户进程，这个过程中也需要创建页表，把其地址赋给进程结构体中某指针成员变量。即每个进程都要有独立的页表。c.用户创建新进程时，子进程拷贝一份父进程的页表，之后随着程序运行，页表内容逐渐更新变化6) 总结相关概念讲完，VA到PA的映射过程就一目了然：MMU得到VA后先在TLB内查找，若没找到匹配的PTE条目就到外部页表查询，并置换进TLB；根据PTE条目中对访问权限的限定检查该条VA指令是否符合，若不符合则不继续，并抛出exception异常；符合后根据VA的地址分段查询页表，保持offset(广义)不变，组合出物理地址，发送出去。在这个过程中,软件的工作核心就是生成和配置页表。ARM系列的MMUARM出品的CPU，MMU作为一个协处理器存在。根据不同的系列有不同搭配。需要查询DATASHEET才可知道是否有MMU。如果有的话，一定是编号为15的协处理器。可以提供32BIT共4G的地址空间。ARM MMU提供的分页机制有1K/4K/64K 3种模式。ARM-Linux操作系统上分页使用的是4K模式。涉及的寄存器，全部位于协处理器15。ARM cpu地址转换涉及三种地址：虚拟地址（VA，Virtual Address），变换后的虚拟地址（MVA，Modified Virtual Address），物理地址（PA，Physical Address）。没有启动MMU时，CPU核心、cache、MMU、外设等所有部件使用的都是物理地址。启动MMU后，CPU核心对外发出的是虚拟地址VA，VA被转换为MVA供cache、MMU使用，并再次被转换为PA，最后使用PA读取实际设备。

ux 磁盘管理好坏直接关系到整个系统的性能问题。Linux 磁盘管理常用三个命令为 df、du 和 fdisk。df（英文全称：disk free）：列出文件系统的整体磁盘使用量du（英文全称：disk used）：检查磁盘空间使用量fdisk：用于磁盘分区dfdf命令参数功能：检查文件系统的磁盘空间占用情况。可以利用该命令来获取硬盘被占用了多少空间，目前还剩下多少空间等信息。语法：df [-ahikHTm] [目录或文件名]选项与参数：-a ：列出所有的文件系统，包括系统特有的 /proc 等文件系统；-k ：以 KBytes 的容量显示各文件系统；-m ：以 MBytes 的容量显示各文件系统；-h ：以人们较易阅读的 GBytes, MBytes, KBytes 等格式自行显示；-H ：以 M=1000K 取代 M=1024K 的进位方式；-T ：显示文件系统类型, 连同该 partition 的 filesystem 名称 (例如 ext3) 也列出；-i ：不用硬盘容量，而以 inode 的数量来显示实例 1将系统内所有的文件系统列出来！[root@www ~]# df Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on /dev/hdc2 9920624 3823112 5585444 41% / /dev/hdc3 4956316 141376 4559108 4% /home /dev/hdc1 101086 11126 84741 12% /boot tmpfs 371332 0 371332 0% /dev/shm在 Linux 底下如果 df 没有加任何选项，那么默认会将系统内所有的 (不含特殊内存内的文件系统与 swap) 都以 1 Kbytes 的容量来列出来！实例 2将容量结果以易读的容量格式显示出来[root@www ~]# df -h Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on /dev/hdc2 9.5G 3.7G 5.4G 41% / /dev/hdc3 4.8G 139M 4.4G 4% /home /dev/hdc1 99M 11M 83M 12% /boot tmpfs 363M 0 363M 0% /dev/shm实例 3将系统内的所有特殊文件格式及名称都列出来[root@www ~]# df -aT Filesystem Type 1K-blocks Used Available Use% Mounted on /dev/hdc2 ext3 9920624 3823112 5585444 41% / proc proc 0 0 0 - /proc sysfs sysfs 0 0 0 - /sys devpts devpts 0 0 0 - /dev/pts /dev/hdc3 ext3 4956316 141376 4559108 4% /home /dev/hdc1 ext3 101086 11126 84741 12% /boot tmpfs tmpfs 371332 0 371332 0% /dev/shm none binfmt_misc 0 0 0 - /proc/sys/fs/binfmt_misc sunrpc rpc_pipefs 0 0 0 - /var/lib/nfs/rpc_pipefs实例 4将 /etc 底下的可用的磁盘容量以易读的容量格式显示[root@www ~]# df -h /etc Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on /dev/hdc2 9.5G 3.7G 5.4G 41% /duLinux du 命令也是查看使用空间的，但是与 df 命令不同的是 Linux du 命令是对文件和目录磁盘使用的空间的查看，还是和df命令有一些区别的，这里介绍 Linux du 命令。语法：du [-ahskm] 文件或目录名称选项与参数：-a ：列出所有的文件与目录容量，因为默认仅统计目录底下的文件量而已。-h ：以人们较易读的容量格式 (G/M) 显示；-s ：列出总量而已，而不列出每个各别的目录占用容量；-S ：不包括子目录下的总计，与 -s 有点差别。-k ：以 KBytes 列出容量显示；-m ：以 MBytes 列出容量显示；实例 1只列出当前目录下的所有文件夹容量（包括隐藏文件夹）:[root@www ~]# du 8 ./test4 <==每个目录都会列出来 8 ./test2 ....中间省略.... 12 ./.gconfd <==包括隐藏文件的目录 220 . <==这个目录(.)所占用的总量直接输入 du 没有加任何选项时，则 du 会分析当前所在目录里的子目录所占用的硬盘空间。实例 2将文件的容量也列出来[root@www ~]# du -a 12 ./install.log.syslog <==有文件的列表了 8 ./.bash_logout 8 ./test4 8 ./test2 ....中间省略.... 12 ./.gconfd 220 .实例 3检查根目录底下每个目录所占用的容量[root@www ~]# du -sm /* 7 /bin 6 /boot .....中间省略.... 0 /proc .....中间省略.... 1 /tmp 3859 /usr <==系统初期最大就是他了啦！ 77 /var通配符 * 来代表每个目录。与 df 不一样的是，du 这个命令其实会直接到文件系统内去搜寻所有的文件数据。fdiskfdisk 是 Linux 的磁盘分区表操作工具。语法：fdisk [-l] 装置名称选项与参数：-l ：输出后面接的装置所有的分区内容。若仅有 fdisk -l 时， 则系统将会把整个系统内能够搜寻到的装置的分区均列出来。实例 1列出所有分区信息[root@AY120919111755c246621 tmp]# fdisk -l Disk /dev/xvda: 21.5 GB, 21474836480 bytes 255 heads, 63 sectors/track, 2610 cylinders Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes Sector size (logical/physical): 512 bytes / 512 bytes I/O size (minimum/optimal): 512 bytes / 512 bytes Disk identifier: 0x00000000 Device Boot Start End Blocks Id System /dev/xvda1 * 1 2550 20480000 83 Linux /dev/xvda2 2550 2611 490496 82 Linux swap / Solaris Disk /dev/xvdb: 21.5 GB, 21474836480 bytes 255 heads, 63 sectors/track, 2610 cylinders Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes Sector size (logical/physical): 512 bytes / 512 bytes I/O size (minimum/optimal): 512 bytes / 512 bytes Disk identifier: 0x56f40944 Device Boot Start End Blocks Id System /dev/xvdb2 1 2610 20964793+ 83 Linux实例 2找出你系统中的根目录所在磁盘，并查阅该硬盘内的相关信息[root@www ~]# df / <==注意：重点在找出磁盘文件名而已 Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on /dev/hdc2 9920624 3823168 5585388 41% / [root@www ~]# fdisk /dev/hdc <==仔细看，不要加上数字喔！ The number of cylinders for this disk is set to 5005. There is nothing wrong with that, but this is larger than 1024, and could in certain setups cause problems with: 1) software that runs at boot time (e.g., old versions of LILO) 2) booting and partitioning software from other OSs (e.g., DOS FDISK, OS/2 FDISK) Command (m for help): <==等待你的输入！输入 m 后，就会看到底下这些命令介绍Command (m for help): m <== 输入 m 后，就会看到底下这些命令介绍 Command action a toggle a bootable flag b edit bsd disklabel c toggle the dos compatibility flag d delete a partition <==删除一个partition l list known partition types m print this menu n add a new partition <==新增一个partition o create a new empty DOS partition table p print the partition table <==在屏幕上显示分割表 q quit without saving changes <==不储存离开fdisk程序 s create a new empty Sun disklabel t change a partition's system id u change display/entry units v verify the partition table w write table to disk and exit <==将刚刚的动作写入分割表 x extra functionality (experts only)离开 fdisk 时按下 q，那么所有的动作都不会生效！相反的， 按下w就是动作生效的意思。Command (m for help): p <== 这里可以输出目前磁盘的状态 Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes <==这个磁盘的文件名与容量 255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders <==磁头、扇区与磁柱大小 Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes <==每个磁柱的大小 Device Boot Start End Blocks Id System /dev/hdc1 * 1 13 104391 83 Linux /dev/hdc2 14 1288 10241437+ 83 Linux /dev/hdc3 1289 1925 5116702+ 83 Linux /dev/hdc4 1926 5005 24740100 5 Extended /dev/hdc5 1926 2052 1020096 82 Linux swap / Solaris # 装置文件名 启动区否 开始磁柱 结束磁柱 1K大小容量 磁盘分区槽内的系统 Command (m for help): q想要不储存离开吗？按下 q 就对了！不要随便按 w 啊！使用 p 可以列出目前这颗磁盘的分割表信息，这个信息的上半部在显示整体磁盘的状态。磁盘格式化磁盘分割完毕后自然就是要进行文件系统的格式化，格式化的命令非常的简单，使用 mkfs（make filesystem） 命令。语法：mkfs [-t 文件系统格式] 装置文件名选项与参数：-t ：可以接文件系统格式，例如 ext3, ext2, vfat 等(系统有支持才会生效)实例 1查看 mkfs 支持的文件格式[root@www ~]# mkfs[tab][tab] mkfs mkfs.cramfs mkfs.ext2 mkfs.ext3 mkfs.msdos mkfs.vfat按下两个[tab]，会发现 mkfs 支持的文件格式如上所示。实例 2将分区 /dev/hdc6（可指定你自己的分区） 格式化为 ext3 文件系统：[root@www ~]# mkfs -t ext3 /dev/hdc6 mke2fs 1.39 (29-May-2006) Filesystem label= <==这里指的是分割槽的名称(label) OS type: Linux Block size=4096 (log=2) <==block 的大小配置为 4K Fragment size=4096 (log=2) 251392 inodes, 502023 blocks <==由此配置决定的inode/block数量 25101 blocks (5.00%) reserved for the super user First data block=0 Maximum filesystem blocks=515899392 16 block groups 32768 blocks per group, 32768 fragments per group 15712 inodes per group Superblock backups stored on blocks: 32768, 98304, 163840, 229376, 294912 Writing inode tables: done Creating journal (8192 blocks): done <==有日志记录 Writing superblocks and filesystem accounting information: done This filesystem will be automatically checked every 34 mounts or 180 days, whichever comes first. Use tune2fs -c or -i to override. # 这样就创建起来我们所需要的 Ext3 文件系统了！简单明了！磁盘检验fsck（file system check）用来检查和维护不一致的文件系统。若系统掉电或磁盘发生问题，可利用fsck命令对文件系统进行检查。语法：fsck [-t 文件系统] [-ACay] 装置名称选项与参数：-t : 给定档案系统的型式，若在 /etc/fstab 中已有定义或 kernel 本身已支援的则不需加上此参数-s : 依序一个一个地执行 fsck 的指令来检查-A : 对/etc/fstab 中所有列出来的 分区（partition）做检查-C : 显示完整的检查进度-d : 打印出 e2fsck 的 debug 结果-p : 同时有 -A 条件时，同时有多个 fsck 的检查一起执行-R : 同时有 -A 条件时，省略 / 不检查-V : 详细显示模式-a : 如果检查有错则自动修复-r : 如果检查有错则由使用者回答是否修复-y : 选项指定检测每个文件是自动输入yes，在不确定那些是不正常的时候，可以执行 # fsck -y 全部检查修复。实例 1查看系统有多少文件系统支持的 fsck 命令：[root@www ~]# fsck[tab][tab] fsck fsck.cramfs fsck.ext2 fsck.ext3 fsck.msdos fsck.vfat实例 2强制检测 /dev/hdc6 分区:[root@www ~]# fsck -C -f -t ext3 /dev/hdc6 fsck 1.39 (29-May-2006) e2fsck 1.39 (29-May-2006) Pass 1: Checking inodes, blocks, and sizes Pass 2: Checking directory structure Pass 3: Checking directory connectivity Pass 4: Checking reference counts Pass 5: Checking group summary information vbird_logical: 11/251968 files (9.1% non-contiguous), 36926/1004046 blocks如果没有加上 -f 的选项，则由于这个文件系统不曾出现问题，检查的经过非常快速！若加上 -f 强制检查，才会一项一项的显示过程。磁盘挂载与卸除Linux 的磁盘挂载使用 mount 命令，卸载使用 umount 命令。磁盘挂载语法：mount [-t 文件系统] [-L Label名] [-o 额外选项] [-n] 装置文件名 挂载点实例 1用默认的方式，将刚刚创建的 /dev/hdc6 挂载到 /mnt/hdc6 上面！[root@www ~]# mkdir /mnt/hdc6 [root@www ~]# mount /dev/hdc6 /mnt/hdc6 [root@www ~]# df Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on .....中间省略..... /dev/hdc6 1976312 42072 1833836 3% /mnt/hdc6磁盘卸载命令 umount 语法：umount [-fn] 装置文件名或挂载点选项与参数：-f ：强制卸除！可用在类似网络文件系统 (NFS) 无法读取到的情况下；-n ：不升级 /etc/mtab 情况下卸除。卸载/dev/hdc6[root@www ~]# umount /dev/hdc6

shell 脚本 Shell 脚本（shell script），是一种为 shell 编写的脚本程序。业界所说的 shell 通常都是指 shell 脚本，但读者朋友要知道，shell 和 shell script 是两个不同的概念。由于习惯的原因，简洁起见，本文出现的 "shell编程" 都是指 shell 脚本编程，不是指开发 shell 自身。Shell 环境 Shell 编程跟 JavaScript、php 编程一样，只要有一个能编写代码的文本编辑器和一个能解释执行的脚本解释器就可以了。Linux 的 Shell 种类众多，常见的有：Bourne Shell（/usr/bin/sh或/bin/sh） Bourne Again Shell（/bin/bash） C Shell（/usr/bin/csh） K Shell（/usr/bin/ksh） Shell for Root（/sbin/sh） …… 本教程关注的是 Bash，也就是 Bourne Again Shell，由于易用和免费，Bash 在日常工作中被广泛使用。同时，Bash 也是大多数Linux 系统默认的 Shell。在一般情况下，人们并不区分 Bourne Shell 和 Bourne Again Shell，所以，像 #!/bin/sh，它同样也可以改为 #!/bin/bash。#! 告诉系统其后路径所指定的程序即是解释此脚本文件的 Shell 程序。第一个shell脚本 打开文本编辑器(可以使用 vi/vim 命令来创建文件)，新建一个文件 test.sh，扩展名为 sh（sh代表shell），扩展名并不影响脚本执行，见名知意就好，如果你用 php 写 shell 脚本，扩展名就用 php 好了。输入一些代码，第一行一般是这样：实例 #!/bin/bash echo "Hello World !"运行实例 » #! 是一个约定的标记，它告诉系统这个脚本需要什么解释器来执行，即使用哪一种 Shell。echo 命令用于向窗口输出文本。运行 Shell 脚本有两种方法： 1、作为可执行程序将上面的代码保存为 test.sh，并 cd 到相应目录：chmod +x ./test.sh #使脚本具有执行权限 ./test.sh #执行脚本 注意，一定要写成 ./test.sh，而不是 test.sh，运行其它二进制的程序也一样，直接写 test.sh，linux 系统会去 PATH 里寻找有没有叫 test.sh 的，而只有 /bin, /sbin, /usr/bin，/usr/sbin 等在 PATH 里，你的当前目录通常不在 PATH 里，所以写成 test.sh 是会找不到命令的，要用 ./test.sh 告诉系统说，就在当前目录找。2、作为解释器参数这种运行方式是，直接运行解释器，其参数就是 shell 脚本的文件名，如：/bin/sh test.sh /bin/php test.phphell 脚本 Shell 脚本（shell script），是一种为 shell 编写的脚本程序。业界所说的 shell 通常都是指 shell 脚本，但读者朋友要知道，shell 和 shell script 是两个不同的概念。由于习惯的原因，简洁起见，本文出现的 "shell编程" 都是指 shell 脚本编程，不是指开发 shell 自身。Shell 环境 Shell 编程跟 JavaScript、php 编程一样，只要有一个能编写代码的文本编辑器和一个能解释执行的脚本解释器就可以了。Linux 的 Shell 种类众多，常见的有：Bourne Shell（/usr/bin/sh或/bin/sh） Bourne Again Shell（/bin/bash） C Shell（/usr/bin/csh） K Shell（/usr/bin/ksh） Shell for Root（/sbin/sh） …… 本教程关注的是 Bash，也就是 Bourne Again Shell，由于易用和免费，Bash 在日常工作中被广泛使用。同时，Bash 也是大多数Linux 系统默认的 Shell。在一般情况下，人们并不区分 Bourne Shell 和 Bourne Again Shell，所以，像 #!/bin/sh，它同样也可以改为 #!/bin/bash。#! 告诉系统其后路径所指定的程序即是解释此脚本文件的 Shell 程序。第一个shell脚本 打开文本编辑器(可以使用 vi/vim 命令来创建文件)，新建一个文件 test.sh，扩展名为 sh（sh代表shell），扩展名并不影响脚本执行，见名知意就好，如果你用 php 写 shell 脚本，扩展名就用 php 好了。输入一些代码，第一行一般是这样：实例 #!/bin/bash echo "Hello World !"运行实例 » #! 是一个约定的标记，它告诉系统这个脚本需要什么解释器来执行，即使用哪一种 Shell。echo 命令用于向窗口输出文本。运行 Shell 脚本有两种方法： 1、作为可执行程序将上面的代码保存为 test.sh，并 cd 到相应目录：chmod +x ./test.sh #使脚本具有执行权限 ./test.sh #执行脚本 注意，一定要写成 ./test.sh，而不是 test.sh，运行其它二进制的程序也一样，直接写 test.sh，linux 系统会去 PATH 里寻找有没有叫 test.sh 的，而只有 /bin, /sbin, /usr/bin，/usr/sbin 等在 PATH 里，你的当前目录通常不在 PATH 里，所以写成 test.sh 是会找不到命令的，要用 ./test.sh 告诉系统说，就在当前目录找。2、作为解释器参数这种运行方式是，直接运行解释器，其参数就是 shell 脚本的文件名，如：/bin/sh test.sh /bin/php test.php