linux內核同步
① linux內核的同步機制是什麼主要有哪幾種內核鎖
Linux的同步機制從2.0到2.6以來不斷發展完善。從最初的原子操作，到後來的信號量，從大內核鎖到今天的自旋鎖。這些同步機制的發展伴隨Linux從單處理器到對稱多處理器的過渡；
伴隨著從非搶占內核到搶占內核的過度。Linux的鎖機制越來越有效，也越來越復雜。
Linux的內核鎖主要是自旋鎖和信號量。
自旋鎖最多隻能被一個可執行線程持有，如果一個執行線程試圖請求一個已被爭用（已經被持有）的自旋鎖，那麼這個線程就會一直進行忙循環——旋轉——等待鎖重新可用。要是鎖未被爭用，請求它的執行線程便能立刻得到它並且繼續進行。自旋鎖可以在任何時刻防止多於一個的執行線程同時進入臨界區。
Linux中的信號量是一種睡眠鎖。如果有一個任務試圖獲得一個已被持有的信號量時，信號量會將其推入等待隊列，然後讓其睡眠。這時處理器獲得自由去執行其它代碼。當持有信號量的進程將信號量釋放後，在等待隊列中的一個任務將被喚醒，從而便可以獲得這個信號量。
信號量的睡眠特性，使得信號量適用於鎖會被長時間持有的情況；只能在進程上下文中使用，因為中斷上下文中是不能被調度的；另外當代碼持有信號量時，不可以再持有自旋鎖。
② linux內核多線程同步的問題。線程A要等到線程b和c都完成後，再執行。該
BAC的順序,只是啟動下一個線程前,需要等待另一個線程的結果返回,你可以配合介面,來回調,
例如:
class Main implement BListener{
public void startTask(){
啟動B線程,並傳入listener實例,來回調用;
}
//override
public void BTaskComplete(){
B線程成功執行;
啟動A線程;
}
}
class B extends Thread{
可以構造時獲取Listener實例;
public void run(){
...
執行完畢出結果,Listener.BTaskComplete();
}
}
③ 自旋鎖 是用於線程同步還是linux內核同步
自旋鎖在線程同步和linux內核同步中都有，但在用戶態使用的比較少，在內核使用的比較多
④ 為什麼Linux操作系統不能同步更新內核
本身是內核，但是很多人又把這東西稱作系統。因為 Linux 內核和 GNU 項目的軟體都是成套出現的。
所以作為經常一起出現的 GNU/Linux 發行版，就被人簡稱叫做了 Linux 。
但實際上是三步分：
1、Linux 內核
2、GNU 項目及其他項目的軟體
3、發行版製作者進行集成後發布的工作。
你光有 Linux 內核，是沒辦法使用的，沒有軟體也沒有交互。GNU 軟體加進來還是不能用，因為這些軟體都是按照源代碼方式發布的，你需要把他們編譯成計算機可以運行的二進製程序，而且還需要很多軟體之間要做調配以及選擇。進行這些工作就是發行版製作者的工作。
至於異類，最常見的就是 Android ，他是 Linux 內核的，但是除了內核，其他運行的軟體，基本都是 Google 自己的，而不是 GNU 項目的。
還有另一種異類就是如 Debian 的 GNU/Hurd 。其實 Hurd 才是 GNU 項目自己的內核，但是太「先進」導致現在也沒做出來，弄得 GNU 項目的人只好讓自己的軟體運行在 Linux 內核之上。順便吐槽一下 MAC OS 的內核和 GNU 的這個內核有點關聯，但是 apple 弄出來了，GNU 項目自己反而永遠搞不定一樣。
⑤ linux內核怎麼在區域網內實現時間同步只有簡單的內核，沒有ntp等服務。
剛剛裝了RHEL5β2版本
發現這個版本的ps和top裡面是有Ss的
man了一下 ps和top
解釋如下
PROCESS STATE CODES
Here are the different values that the s, stat and state output specifiers
(header "STAT" or "S") will display to describe the state of a process.
D Uninterruptible sleep (usually IO)
R Running or runnable (on run queue)
S Interruptible sleep (waiting for an event to complete)
T Stopped, either by a job control signal or because it is being traced.
W paging (not valid since the 2.6.xx kernel)
X dead (should never be seen)
Z Defunct ("zombie") process, terminated but not reaped by its parent.
For BSD formats and when the stat keyword is used, additional characters may
be displayed:
< high-priority (not nice to other users)
N low-priority (nice to other users)
L has pages locked into memory (for real-time and custom IO)
s is a session leader
l is multi-threaded (using CLONE_THREAD, like NPTL pthreads do)
+ is in the foreground process group
⑥ linux內核信號量是怎麼實現同步的
從最初的原子操作，到後來的信號量，從大內核鎖到今天的自旋鎖。這些同步機制的發展伴隨Linux從單處理器到對稱多處理器的過渡； 伴隨著從非搶占內核到搶占內核的過度。Linux的鎖機制越來越有效，也越來越復雜。 Linux的內核鎖主要是自旋鎖和信號...
⑦ Linux 內核的內存管理 - 概念
Concepts overview — The Linux Kernel documentation
Linux中的內存管理是一個復雜的系統，經過多年的發展，它包含越來越多的功能，以支持從 MMU-less microcontrollers 到 supercomputers 的各種系統。
沒有MMU內存管理的系統被稱為 nommu ，它值得寫一份專門的文檔進行描述。
盡管有些概念是相同的，這里我們假設MMU可用，CPU可以將虛擬地址轉換為物理地址。
計算機系統中的物理內存是有限資源，即便支持內存熱插拔，其可以安裝的內存也有限的。物理內存不一定必須是連續的；它可以作為一組不同的地址范圍被訪問。此外，不同的CPU架構，甚至同架構的不同實現對如何定義這些地址范圍都是不同的。
這使得直接處理物理內存異常復雜，為了避免這種復雜性，開發了 虛擬內存 （virtual memory） 的概念。
虛擬內存從應用軟體中抽象出物理內存的細節，只允許在物理內存中保留需要的信息 （demand paging） ，並提供一種機制來保護和控制進程之間的數據共享。
通過虛擬內存，每次內存訪問都訪問一個 虛擬地址 。當CPU對從系統內存讀取（或寫入）的指令進行解碼時，它將該指令中編碼的虛擬地址轉換為內存控制器可以理解的物理地址。
物理內存被切分為 頁幀 page frames 或 頁 pages 。頁的大小是基於架構的。一些架構允許從幾個支持的值中選擇頁大小；此選擇在內核編譯時設置到內核配置。
每個物理內存頁都可以映射為一個或多個 虛擬頁（virtual pages） 。映射關系描述在 頁表（page tables） 中，頁表將程序使用的虛擬地址轉換為物理內存地址。頁表以層次結構組織。
最底層的表包含軟體使用的實際內存頁的物理地址。較高層的表包含較低層表頁的物理地址。頂層表的指針駐留在寄存器中。
當CPU進行地址轉換的時候，它使用寄存器訪問頂級頁表。
虛擬地址的高位，用於頂級頁表的條目索引。然後，通過該條目訪問下級，下級的虛擬地址位又作為其下下級頁表的索引。虛擬地址的最低位定義實際頁內的偏移量。
地址轉換需要多次內存訪問，而內存訪問相對於CPU速度來說比較慢。為了避免在地址轉換上花費寶貴的處理器周期，CPU維護著一個稱為 TLB （Translation Lookaside Buffer）的用於地址轉換緩存（cache）。通常TLB是非常稀缺的資源，需要大內存工作應用程序會因為TLB未命中而影響性能。
很多現代CPU架構允許頁表的高層直接映射到內存頁。例如，x86架構，可以通過二級、三級頁表的條目映射2M甚至1G內存頁。在Linux中，這些內存頁稱為 大頁 （Huge） 。大頁的使用顯著降低了TLB的壓力，提高了TLB命中率，從而提高了系統的整體性能。
Linux提供兩種機制開啟使用大頁映射物理內存。
第一個是 HugeTLB 文件系統，即 hugetlbfs 。它是一個偽文件系統，使用RAM作為其存儲。在此文件系統中創建的文件，數據駐留在內存中，並使用大頁進行映射。
關於 HugeTLB Pages
另一個被稱為 THP (Transparent HugePages) ，後出的開啟大頁映射物理內存的機制。
與 hugetlbfs 不同，hugetlbfs要求用戶和/或系統管理員配置系統內存的哪些部分應該並可以被大頁映射；THP透明地管理這些映射並獲取名稱。
關於 Transparent Hugepage Support
通常，硬體對不同物理內存范圍的訪問方式有所限制。某些情況下，設備不能對所有可定址內存執行DMA。在其他情況下，物理內存的大小超過虛擬內存的最大可定址大小，需要採取特殊措施來訪問部分內存。還有些情況，物理內存的尺寸超過了虛擬內存的最大可定址尺寸，需要採取特殊措施來訪問部分內存。
Linux根據內存頁的使用情況，將其組合為多個 zones 。比如， ZONE_DMA 包含設備用於DMA的內存， ZONE_HIGHMEM 包含未永久映射到內核地址空間的內存， ZONE_NORMAL 包含正常定址內存頁。
內存zones的實際層次架構取決於硬體，因為並非所有架構都定義了所有的zones，不同平台對DMA的要求也不同。
多處理器機器很多基於 NUMA （Non-Uniform Memory Access system - 非統一內存訪問系統 ）架構。 在這樣的系統中，根據與處理器的「距離」，內存被安排成具有不同訪問延遲的 banks 。每個 bank 被稱為一個 node ，Linux為每個 node 構造一個獨立的內存管理子系統。 Node 有自己的zones集合、free&used頁面列表，以及各種統計計數器。
What is NUMA?
NUMA Memory Policy
物理內存易失，將數據放入內存的常見情況是讀取文件。讀取文件時，數據會放入 頁面緩存（page cache） ，可以在再次讀取時避免耗時的磁碟訪問。同樣，寫文件時，數據也會被放入 頁面緩存 ，並最終進入存儲設備。被寫入的頁被標記為 臟頁（dirty page） ，當Linux決定將其重用時，它會將更新的數據同步到設備上的文件。
匿名內存 anonymous memory 或 匿名映射 anonymous mappings 表示沒有後置文件系統的內存。這些映射是為程序的stack和heap隱式創建的，或調用mmap（2）顯式創建的。通常，匿名映射只定義允許程序訪問的虛擬內存區域。讀，會創建一個頁表條目，該條目引用一個填充有零的特殊物理頁。寫，則分配一個常規物理頁來保存寫入數據。該頁將被標記為臟頁，如果內核決定重用該頁，則臟頁將被交換出去 swapped out 。
縱貫整個系統生命周期，物理頁可用於存儲不同類型的數據。它可以是內核內部數據結構、設備驅動DMA緩沖區、讀取自文件系統的數據、用戶空間進程分配的內存等。
根據內存頁使用情況，Linux內存管理會區別處理。可以隨時釋放的頁面稱為 可回收（reclaimable） 頁面，因為它們把數據緩存到了其他地方（比如，硬碟），或者被swap out到硬碟上。
可回收頁最值得注意的是 頁面緩存 和 匿名頁面 。
在大多數情況下，存放內部內核數據的頁，和用作DMA緩沖區的頁無法重用，它們將保持現狀直到用戶釋放。這樣的被稱為 不可回收頁（unreclaimable） 。
然而，在特定情況下，即便是內核數據結構佔用的頁面也會被回收。
例如，文件系統元數據的緩存（in-memory）可以從存儲設備中重新讀取，因此，當系統存在內存壓力時，可以從主內存中丟棄它們。
釋放可回收物理內存頁並重新調整其用途的過程稱為 (surprise!) reclaim 。
Linux支持非同步或同步回收頁，取決於系統的狀態。
當系統負載不高時，大部分內存是空閑的，可以立即從空閑頁得到分配。
當系統負載提升後，空閑頁減少，當達到某個閾值（ low watermark ）時，內存分配請求將喚醒 kswapd 守護進程。它將以非同步的方式掃描內存頁。如果內存頁中的數據在其他地方也有，則釋放這些內存頁；或者退出內存到後置存儲設備（關聯 臟頁 ）。
隨著內存使用量進一步增加，並達到另一個閾值- min watermark -將觸發回收。這種情況下，分配將暫停，直到回收到足夠的內存頁。
當系統運行時，任務分配並釋放內存，內存變得碎片化。
雖然使用虛擬內存可以將分散的物理頁表示為虛擬連續范圍，但有時需要分配大的連續的物理內存。這種需求可能會提升。例如，當設備驅動需要一個大的DMA緩沖區時，或當THP分配一個大頁時。
內存地址壓縮（compaction ） 解決了碎片問題。
該機制將佔用的頁從內存zone的下部移動到上部的空閑頁。壓縮掃描完成後，zone開始處的空閑頁就並在一起了，分配較大的連續物理內存就可行了。
與 reclaim 類似， compaction 可以在 kcompactd守護進程中非同步進行，也可以作為內存分配請求的結果同步進行。
在存在負載的機器上，內存可能會耗盡，內核無法回收到足夠的內存以繼續運行。
為了保障系統的其餘部分，引入了 OOM killer 。
OOM killer 選擇犧牲一個任務來保障系統的總體健康。選定的任務被killed，以期望在它退出後釋放足夠的內存以繼續正常的操作。
⑧ 以下哪些是linux內核的同步機制 管道
如果有退出的子線程需要清理，而線程之間的 管理在核外函數庫中實現。
⑨ Linux內核的同步機制是什麼主要有哪幾種內核鎖
從最初的原子操作，到後來的信號量，從大內核鎖到今天的自旋鎖。這些同步機制的發展伴隨Linux從單處理器到對稱多處理器的過渡；
伴隨著從非搶占內核到搶占內核的過度。Linux的鎖機制越來越有效，也越來越復雜。
Linux的內核鎖主要是自旋鎖和信號量。
自旋鎖最多隻能被一個可執行線程持有，如果一個執行線程試圖請求一個已被爭用（已經被持有）的自旋鎖，那麼這個線程就會一直進行忙循環——旋轉——等待鎖重新可用。要是鎖未被爭用，請求它的執行線程便能立刻得到它並且繼續進行。自旋鎖可以在任何時刻防止多於一個的執行線程同時進入臨界區。
Linux中的信號量是一種睡眠鎖。如果有一個任務試圖獲得一個已被持有的信號量時，信號量會將其推入等待隊列，然後讓其睡眠。這時處理器獲得自由去執行其它代碼。當持有信號量的進程將信號量釋放後，在等待隊列中的一個任務將被喚醒，從而便可以獲得這個信號量。