linux内核模式

1. linux中的用户模式和内核模式是什么含意

在内核模式下用户可以访问所有的内存和硬件资源。
在用户模式下访问受到限制，例如用户访问了禁区，则用户进逗宴程将被杀死。用户模式必须通过系统调用或库函数切换至内厅颂核模式后，山伏银才允许访问硬件资源。

2. windows内核跟linux内核哪个好给个全方位的比较。谢谢

Windows内核模式为mono；Linux内核模式为mini；另有开发中的内纳返核hurd，以及初具形态，可以被看作内核的Grub2等采用更先进的模式micro。
一般是内核越小越哗正好；但同时，内核小了，包含的内容就少了洞芦饥。
为了解决这个问题，Linux采用模块化内核，按需加载。上述排序就是按模块化程度由低往高排的。

3. ARM有七种工作模式，请问Linux内核工作在哪种模式

你的问题好诡异；
1.arm是硬件，linux是软件是操作厅碰搏系统，继承与unix，他们吵桥俩风扮祥马牛不相及；

4. linux内核版本号的格式和版本号变化规律是什么

Linux内核版本号的格式为x．yy。zz，yy是主版本号，yy是二次版本号和zz是修订版本号。升级的主要版本号是缓慢的，和修订版本号只会让微小的变化，内部和外部的版本。

因此主版本号是次版本号。如果小版本号是奇数，这意味着开发版本尚未正式发布，甚至和版本号代表着稳定版本。

版本号是版本的标识号。每个操作系统（或者更广泛地说，每个软件）都有一个版本号。版本号允许用户知道操作系统是否是最新的版本，以及它提供了什么功能和设施。每个版本号可以分为两部分：主要版本号和次要版本号。

(4)linux内核模式扩展阅读：

注意事项：

Linux内核的第二种模式只有在内核发生很大变化时才会改变（历史上只有两次，分别是1994年的1．0和1996年的2．0）。数字B可以用来判断Linux是否稳定，偶数B表野歼者示稳定版本，奇数B表示开发版本。颂薯C表示错误修复、安全更新、新特性和驱动程序的数量。

以2．4．0版本为例。2表示主版本号，4表示次版本号，0表示最终版本号，只做了少量更改。在版本号中，第二个偶数版本表示它是一个可以使用的稳定版本，例如2．2．5，而第二个奇改或数版本添加了一些新内容，一个不一定稳定的测试版本，例如2．3．1。

因此，稳定版本来自于最后的beta升级，而稳定版本不再是在完全成熟时开发的。

在3．0版本之后出现了“A．B．”C”格式，随着新版本的发布，B也在增加，C表示修复错误、安全更新、新功能和驱动程序的数量。第三种方法是不再将偶数用于稳定版本，而将奇数用于开发版本。例如：3．7．0并不代表开发版本，而是代表稳定版本。

5. linux内核系统进入>模式怎么办

1、可以删除圆樱刚刚写入的信息。
2、然后进行虚拟机设置。
3、看橘卖丛看共享文件配改的情况。
4、然后在点击设置，选择模式就好了。

6. Linux内核中的RCU机制

Linux内核中的RCU机制

RCU的设计思想比较明确，通过新老指针替换的方式来实现免锁方式的共享保护。但是具体到代码的层面，理解起来多扒岩少还是会有些困难。下面我准备了关于Linux内核中的RCU机制的文章，提供给大家参考!

RCU读取侧进入临界区的标志是调用rcu_read_lock，这个函数的代码是：

static inline void rcu_read_lock(void)

{

__rcu_read_lock();

__acquire(RCU);

rcu_read_acquire();

}

该实现里面貌似有三个函数调用，但实质性的工作由第一个函数__rcu_read_lock()来完成，__rcu_read_lock()通过调用 preempt_disable()关闭内核可抢占性。但是中断是允许的，假设读取者正处于rcu临界区中且刚读取了一个共享数据区的指针p(但是还没有访问p中的数据成员)，发生了一个中断，而该中断处理例程ISR恰好需要修改p所指向的数据区，按照RCU的设计原则，ISR会新分配一个同样大小的数据区new_p，再把老数据区p中的数据拷贝到新数据区，接着是在new_p的基础上做数据修改的工作(因为是在new_p空间中修改，所以不存在对p的并发访问，因此说RCU是一种免锁机制，原因就在这里)，ISR在把数据更新的工作完成后，将new_p赋值给p(p=new_p),最后它会再注册一个回调函数用以在适当的时候释放老指针p。因此，只要对老指针p上的所有引用都结束了，释放p就不会有问题。当中断处理例程做完这些工作返回后，被中断的进程将依然访问到p空间上的数据，芦滑也就是老数据，这样的结果是RCU机制所允许的。RCU规则对读取者与写入者之间因指针切换所造成的短暂的资源视图不一致问题是允许的。

接下来关于RCU一个有趣的问题是：何时才能释放老指针。我见过很多书中对此的'回答是：当系统中所有处理器上都发生了一次进程切换。这种程式化的回答常常让刚接触RCU机制的读者感到一头雾水，为什么非要等所有处理器上都发生一次进程切换才可以调用回调函数释放老指针呢?这其实是RCU的设计规则决定的： 所有对老指针的引用只可能发生在rcu_read_lock与rcu_read_unlock所包括的临界区中，而在这个临界区中不可能发生进程切换，而一旦出了该临界区就不应该再有任何形式的对老指针p的引用。很明显，这个规则要求读取者在临界区中不能发生进程切换，因为一旦有进程切换，释放老指针的回调函数就有可能被调用，从而导致老指针被释放掉，当被切换掉的进程被重新调度运行时它就有可能引用到一个被释放掉的内存空间。

现在我们看到为什么rcu_read_lock只需要关闭内核可抢占性就可以了，因为它使得即便在临界区中发生了中断，当前进程也不可能被切换除去。 内核开发者，确切地说，RCU的设计者所能做的只能到这个程度。接下来就是使用者的责任了，如果在rcu的临界区中调用了一个函数，该函数可能睡眠，那么RCU的设计规则就遭到了破坏，系统将进入一种不稳定的状态。

这再次说明，如果想使用一个东西，一定要搞清楚其内在的机制，象上面刚提到的那个例子，即便现在程序不出现问题，但是系统中留下的隐患如同一个定时炸弹， 随时可能被引爆，尤其是过了很长时间问题才突然爆发出来。绝大多数情形下，找到问题所花费的时间可能要远远大于静下心来仔细搞懂RCU的原理要多得多。

RCU中的读取者相对rwlock的读取者而言，自由度更高。因为RCU的读取者在访问一个共享资源时，不需要考虑写入者的陪此腊感受，这不同于rwlock的写入者，rwlock reader在读取共享资源时需要确保没有写入者在操作该资源。两者之间的差异化源自RCU对共享资源在读取者与写入者之间进行了分离，而rwlock的 读取者和写入者则至始至终只使用共享资源的一份拷贝。这也意味着RCU中的写入者要承担更多的责任，而且对同一共享资源进行更新的多个写入者之间必须引入某种互斥机制，所以RCU属于一种"免锁机制"的说法仅限于读取者与写入者之间。所以我们看到：RCU机制应该用在有大量的读取操作，而更新操作相对较少的情形下。此时RCU可以大大提升系统系能，因为RCU的读取操作相对其他一些有锁机制而言，在锁上的开销几乎没有。

实际使用中，共享的资源常常以链表的形式存在，内核为RCU模式下的链表操作实现了几个接口函数，读取者和使用者应该使用这些内核函数，比如 list_add_tail_rcu, list_add_rcu，hlist_replace_rcu等等，具体的使用可以参考某些内核编程或者设备驱动程序方面的资料。

在释放老指针方面，Linux内核提供两种方法供使用者使用，一个是调用call_rcu,另一个是调用synchronize_rcu。前者是一种异步 方式，call_rcu会将释放老指针的回调函数放入一个结点中，然后将该结点加入到当前正在运行call_rcu的处理器的本地链表中，在时钟中断的 softirq部分(RCU_SOFTIRQ)， rcu软中断处理函数rcu_process_callbacks会检查当前处理器是否经历了一个休眠期(quiescent，此处涉及内核进程调度等方面的内容)，rcu的内核代码实现在确定系统中所有的处理器都经历过了一个休眠期之后(意味着所有处理器上都发生了一次进程切换，因此老指针此时可以被安全释放掉了)，将调用call_rcu提供的回调函数。

synchronize_rcu的实现则利用了等待队列，在它的实现过程中也会向call_rcu那样向当前处理器的本地链表中加入一个结点，与 call_rcu不同之处在于该结点中的回调函数是wakeme_after_rcu，然后synchronize_rcu将在一个等待队列中睡眠，直到系统中所有处理器都发生了一次进程切换，因而wakeme_after_rcu被rcu_process_callbacks所调用以唤醒睡眠的 synchronize_rcu，被唤醒之后，synchronize_rcu知道它现在可以释放老指针了。

所以我们看到，call_rcu返回后其注册的回调函数可能还没被调用，因而也就意味着老指针还未被释放，而synchronize_rcu返回后老指针肯定被释放了。所以，是调用call_rcu还是synchronize_rcu，要视特定需求与当前上下文而定，比如中断处理的上下文肯定不能使用 synchronize_rcu函数了。 ;

7. Linux内核参数之arp_ignore和arp_announce

arp_ignore和arp_announce参数都和ARP协议相关，主要用于控制系统返回arp响应和发送arp请求时的动作。这两个参数很重要，特别是在LVS的DR场景下，它们的配置直接影响到DR转发是否正常。

首先看一下Linux内核文档中对于它们的描述：

arp_ignore - INTEGER

Define different modes for sending replies in response to

received ARP requests that resolve local target IP addresses:

0 - (default): reply for any local target IP address, configured

on any interface

1 - reply only if the target IP address is local address

configured on the incoming interface

2 - reply only if the target IP address is local address

configured on the incoming interface and both with the

sender's IP address are part from same subnet on this interface

3 - do not reply for local addresses configured with scope host,

only resolutions for global and link addresses are replied

4-7 - reserved

8 - do not reply for all local addresses

The max value from conf/{all,interface}/arp_ignore is used

when ARP request is received on the {interface}

arp_ignore参数的作用是控制系统在收到外部的arp请求时，是否要返回arp响应。

arp_ignore参数常用的取值主要有0，1，2，3~8较少用到：

0：响应任意网卡上接收到的对本机IP地址的arp请求（包括环回网卡上的地址），而不管该目的IP是否在接收网卡上。

1：只响应目的IP地址为接收网卡上的本地地址的arp请求。

2：只响应目的IP地址为接收网卡上的本地地址的arp请求，并且arp请求的源IP必须和接收网卡同网段。

3：如果ARP请求数据包所请求的IP地址对应的本地地址其作用域（scope）为主机（host），则不回应ARP响应数据包，如果作用域为全局（global）或链路（link），则回应ARP响应数据包。

4~7：保留未使用

8：不回应所有的arp请求

sysctl.conf中包含all和eth/lo（具体网卡）的arp_ignore参数，取其中较大的值生效。

arp_announce - INTEGER

Define different restriction levels for announcing the local

source IP address from IP packets in ARP requests sent on

interface:

0 - (default) Use any local address, configured on any interface

1 - Try to avoid local addresses that are not in the target's

subnet for this interface. This mode is useful when target

hosts reachable via this interface require the source IP

address in ARP requests to be part of their logical network

configured on the receiving interface. When we generate the

request we will check all our subnets that include the

target IP and will preserve the source address if it is from

such subnet. If there is no such subnet we select source

address according to the rules for level 2.

2 - Always use the best local address for this target.

In this mode we ignore the source address in the IP packet

and try to select local address that we prefer for talks with

the target host. Such local address is selected by looking

for primary IP addresses on all our subnets on the outgoing

interface that include the target IP address. If no suitable

local address is found we select the first local address

we have on the outgoing interface or on all other interfaces,

with the hope we will receive reply for our request and

even sometimes no matter the source IP address we announce.

The max value from conf/{all,interface}/arp_announce is used.

arp_announce的作用是控制系统在对外发送arp请求时，如何选择arp请求数据包的源IP地址。（比如系统准备通过网卡发送一个数据包a，这时数据包a的源IP和目的IP一般都是知道的，而根据目的IP查询路由表，发送网卡也是确定的，故源MAC地址也是知道的，这时就差确定目的MAC地址了。而想要获取目的IP对应的目的MAC地址，就需要发送arp请求。arp请求的目的IP自然就是想要获取其MAC地址的IP，而arp请求的源IP是什么呢？ 可能第一反应会以为肯定是数据包a的源IP地址，但是这个也不是一定的，arp请求的源IP是可以选择的，控制这个地址如何选择就是arp_announce的作用）

arp_announce参数常用的取值有0，1，2。

0：允许使用任意网卡上的IP地址作为arp请求的源IP，通常就是使用数据包a的源IP。

1：尽量避免使用不属于该发送网卡子网的本地地址作为发送arp请求的源IP地址。

2：忽略IP数据包的源IP地址，选择该发送网卡上最合适的本地地址作为arp请求的源IP地址。

sysctl.conf中包含all和eth/lo（具体网卡）的arp_ignore参数，取其中较大的值生效。

（1）当arp_ignore参数配置为0时，eth1网卡上收到目的IP为环回网卡IP的arp请求，但是eth1也会返回arp响应，把自己的mac地址告诉对端。

（2）当arp_ignore参数配置为1时，eth1网卡上收到目的IP为环回网卡IP的arp请求，发现请求的IP不是自己网卡上的IP，不会回arp响应。

（3）当arp_announce参数配置为0时，系统要发送的IP包源地址为eth1的地址，IP包目的地址根据路由表查询判断需要从eth2网卡发出，这时会先从eth2网卡发起一个arp请求，用于获取目的IP地址的MAC地址。该arp请求的源MAC自然是eth2网卡的MAC地址，但是源IP地址会选择eth1网卡的地址。

（4）当arp_announce参数配置为2时，eth2网卡发起arp请求时，源IP地址会选择eth2网卡自身的IP地址。

因为DR模式下，每个真实服务器节点都要在环回网卡上绑定虚拟服务IP。这时候，如果客户端对于虚拟服务IP的arp请求广播到了各个真实服务器节点，如果arp_ignore参数配置为0，则各个真实服务器节点都会响应该arp请求，此时客户端就无法正确获取LVS节点上正确的虚拟服务IP所在网卡的MAC地址。假如某个真实服务器节点A的网卡eth1响应了该arp请求，客户端把A节点的eth1网卡的MAC地址误认为是LVS节点的虚拟服务IP所在网卡的MAC，从而将业务请求消息直接发到了A节点的eth1网卡。这时候虽然因为A节点在环回网卡上也绑定了虚拟服务IP，所以A节点也能正常处理请求，业务暂时不会受到影响。但时此时由于客户端请求没有发到LVS的虚拟服务IP上，所以LVS的负载均衡能力没有生效。造成的后果就是，A节点一直在单节点运行，业务量过大时可能会出现性能瓶颈。

所以DR模式下要求arp_ignore参数要求配置为1。

每个机器或者交换机中都有一张arp表，该表用于存储对端通信节点IP地址和MAC地址的对应关系。当收到一个未知IP地址的arp请求，就会再本机的arp表中新增对端的IP和MAC记录；当收到一个已知IP地址（arp表中已有记录的地址）的arp请求，则会根据arp请求中的源MAC刷新自己的arp表。

如果arp_announce参数配置为0，则网卡在发送arp请求时，可能选择的源IP地址并不是该网卡自身的IP地址，这时候收到该arp请求的其他节点或者交换机上的arp表中记录的该网卡IP和MAC的对应关系就不正确，可能会引发一些未知的网络问题，存在安全隐患。

所以DR模式下要求arp_announce参数要求配置为2。

arp_ignore和arp_announce参数分别有all,default,lo,eth1,eth2...等对应不同网卡的具体参数。当all和具体网卡的参数值不一致时，取较大值生效。

一般只需修改all和某个具体网卡的参数即可（取决于你需要修改哪个网卡）。下面以修改lo网卡为例：

net.ipv4.conf.all.arp_ignore=1

net.ipv4.conf.lo.arp_ignore=1

net.ipv4.conf.all.arp_announce=2

net.ipv4.conf.lo.arp_announce=2

sysctl -w net.ipv4.conf.all.arp_ignore=1

sysctl -w net.ipv4.conf.lo.arp_ignore=1

sysctl -w net.ipv4.conf.all.arp_announce=2

sysctl -w net.ipv4.conf.lo.arp_announce=2

echo "1">/proc/sys/net/ipv4/conf/all/arp_ignore

echo "1">/proc/sys/net/ipv4/conf/lo/arp_ignore

echo "2">/proc/sys/net/ipv4/conf/all/arp_announce

echo "2">/proc/sys/net/ipv4/conf/lo/arp_announce

8. linux内核态是实模式还是分页模式

linux运行在保护模式下，并且在启动保护模式之前准备好了分页式内存管理的页表，在进入保护模式的同时一并开启了分页模式（同时置PE和PG位，即or eax,0x80000001）。
需要注意的是不要把保护模式和分页模式混淆，与实模式相对的是保护模式，与分页式内存管理相对的是分段式内存管理；当然，也有两者结合的段页式。

9. Linux内核中如何申请和释放内存

申请内存：
void *kmalloc(size_t size, int flags)
kmalloc函数和malloc函数相似，它有两个参数，一个参数是size，即申请内存块的大小，这个参数比较简单，就像malloc中的参数一样。第二个参数是一个标志，在里面可以指定优先权之类的信息。在Linux中，有以下的一些优先权：
GFP_KERNEL，它的意思是该内存分配是由运行在内核模式的进程调用的，即当内存低于min_free_pages的时候可以让该进程进入睡眠；
GFP_ATOMIC，原子性的内存分配允许在实际内存低于min_free_pages时继续分配内存给进程。
GFP_DMA：此标志位需要和GFP_KERNEL、GFP_ATOMIC等一起使用，用来申请用于直接内存访问的内存页。
释放：
Kfree（const void *objp） const void *objp=为需要释放的内存空间指针

10. linux内核主要由哪几个部分组成

一个完整的Linux内核一般由5部分组成，它们分别是内存管理、进程管理、进程间通信、虚拟文件系统和网络接口。

1、内存管理
内存管理主要完成的是如何合理有效地管理整个系统的物理内存，同时快速响应内核各个子系统对内存分配的请求。

Linux内存管理支持虚拟内存，而多余出的这部分内存就是通过磁盘申请得到的，平时系统只把当前运行的程序块保留在内存中，其他程序块则保留在磁盘中。在内存紧缺时，内存管理负责在磁盘和内存间交换程序块。

2、进程管理
进程管理主要控制系统进程对CPU的访问。当需要某个进程运行时，由进程调度器根据基于优先级的调度算法启动新的进程。：Linux支持多任务运行，那么如何在一个单CPU上支持多任务呢？这个工作就是由进程调度管理来实现的。

在系统运行时，每个进程都会分得一定的时间片，然后进程调度器根据时间片的不同，选择每个进程依次运行，例如当某个进程的时间片用完后，调度器会选择一个新的进程继续运行。

由于切换的时间和频率都非常的快，由此用户感觉是多个程序在同时运行，而实际上，CPU在同一时间内只有一个进程在运行，这一切都是进程调度管理的结果。

3、进程间通信
进程间通信主要用于控制不同进程之间在用户空间的同步、数据共享和交换。由于不用的用户进程拥有不同的进程空间，因此进程间的通信要借助于内核的中转来实现。

一般情况下，当一个进程等待硬件操作完成时，会被挂起。当硬件操作完成，进程被恢复执行，而协调这个过程的就是进程间的通信机制。

4、虚拟文件系统
Linux内核誉衫铅中的虚拟文件系统用一个通用的文件模型表示了各种不同的文件系统，这个文件模型屏蔽了很多具体文件系统的差异，使Linux内核支持很多不同的文件系统。

这个文件系统可以分为逻辑文件系统和设备驱动程序：逻辑文件系统指Linux所支持的文件系统，例如ext2、ext3和fat等；设备驱动程序指为每一种硬件控制器所编写的设备驱动程序模块。

5、网络接口
网络接口提供了对各种网络标准的实现和各种网络硬件的支持。网络接口一般分为网络协议庆好和网络驱动程序。网络协议部分负责实现每一种可能的网络传输协议。

网络设备驱动程序则主要负责与硬件设备进行通信，每一种可能的网络硬件设备都有相应的设备驱动程序。

(10)linux内核模式扩展阅读：

Linux 操作系统的诞生、发展和成长过程始终依赖着五个重要支柱：UNIX操作系统、MINIX操作系统、GNU计划、POSIX标准和Internet 网络。

1981 年IBM公司推出微型计算机IBM PC。

1991年，GNU计划已经开发出了许多工具软件，最受期盼的GNU C编译器已经出现，GNU的操作系统核心HURD一直处于实验阶段，没有任何可用性，实质上也没能开发出完整的GNU操作系统，但是GNU奠定了Linux用户基础和开发环境。

1991年初，林纳斯·托瓦兹开始在一台386sx兼容微机上学习minix操作系统。1991年4月，林纳斯·托瓦兹开始酝酿并着手编制自己的操作系统。

1991 年4 月13 日在comp.os.minix 上发布说自己已经成功地将bash 移植到了minix 上，而且已经爱不释手、不能离开这个shell软件了。

1993年，大约有100余名程序员参与了Linux内核代码编写/修改工作，其中核心组由5人组成，此时Linux 0.99的代码大约有十万行，用户大约有10万左右。

1994年3月，Linux1.0发布，代码量17万行，当时是按照完全自由免费的协议发布，随后正式采用GPL协议。

1995年1月，Bob Young创办了RedHat（小红帽），以GNU/Linux为核心，集成了400多个源代码开放的程序模块，搞出了一种冠以品牌的Linux，即RedHat Linux,称为Linux"发行版"，在市场上出售。这在经营模式上是一种创举。

2001年1月，Linux 2.4发布，它进一步地提升了SMP系统的扩展性，同时它也集成了很多用于支持桌面系统的特性：USB，PC卡（PCMCIA）的支持，内置的即插即用，等等功能。

2003年12月，Linux 2.6版内核发布，相对于2.4版内核2.6在对系统的支持都有很大的变化。

2004年的第1月，SuSE嫁到了Novell，SCO继续顶着骂名四处强行“塌棚化缘”， Asianux， MandrakeSoft也在五年中首次宣布季度赢利。3月，SGI宣布成功实现了Linux操作系统支持256个Itanium 2处理器。