實(shí)時(shí)系統(tǒng)指系統(tǒng)的計(jì)算正確性不僅取決于計(jì)算的邏輯正確性，還取決于產(chǎn)生結(jié)果的時(shí)間。如果未滿足系統(tǒng)的時(shí)間約束，則認(rèn)為系統(tǒng)失效。換句話說，系統(tǒng)面對(duì)變化的負(fù)載（從最小到最壞的情況）時(shí)必須確定性地保證滿足時(shí)間要求。

　　Linux的系統(tǒng)管理主要在控制終端下進(jìn)行，通過使用命令行的方式進(jìn)行管理。Linux的文件命令可以完成各種復(fù)雜的工作，例如對(duì)目錄進(jìn)行復(fù)制、移動(dòng)和鏈接，搜索和查找文件和目錄，閱讀、顯示或打印文件內(nèi)容等操作。Linux操作系統(tǒng)提供的命令很多，但用戶日常使用的命令卻很有限。一些在日常工作中最常用的Linux命令：

　　熟練使用文件管理命令

　　熟練使用磁盤管理命令

　　熟練使用文件搜索和壓縮/解壓縮命令

　　熟練使用系統(tǒng)管理命令

　　區(qū)分Linux命令和DOS命令

　　Linux系統(tǒng)下的shell命令要比Windows下的DOS命令重要得多，因?yàn)橥耆�可以不使用DOS命令而在Windows系統(tǒng)下完成所有的操作，但是在Linux系統(tǒng)下，很多shell命令在X Window圖形窗口下是無法完成的，并且shell命令要比DOS命令更強(qiáng)大，相對(duì)也較復(fù)雜。

　　兩者的區(qū)別主要有以下幾點(diǎn)。

　　DOS的文件名必須遵循7.3規(guī)則，而Linux則支持ext3文件系統(tǒng)，可以支持長文件名，并且可以使用更多的“.”和字符。例如，abc.123.c在Linux系統(tǒng)下是一個(gè)合法的文件名。在Linux系統(tǒng)下，英文字母的大小寫是不一樣的。這個(gè)規(guī)則對(duì)于shell命令也是有效的。Linux下的文件如果是以“.”作為文件名的個(gè)字符，將會(huì)被認(rèn)為是隱藏文件，使用ls命令是看不到這類文件的（用ls –a可以看到隱藏文件）。

　　Linux系統(tǒng)下的路徑是用“/”分隔開的，而DOS下則用“\”分隔。Linux系統(tǒng)沒有定義可執(zhí)行文件的擴(kuò)展名必須為.exe、.com、.bat等。用戶使用命令ls –F可看到有的文件名后加了一個(gè)*號(hào)，那么這個(gè)文件就是可執(zhí)行文件。

　　對(duì)于命令參數(shù)的應(yīng)用也有不同之處。DOS下的參數(shù)和命令之間用“/”分隔，而在Linux系統(tǒng)下，命令和參數(shù)之間用“-”分隔，例如ls –l和dir/w。關(guān)于Linux與DOS的異同見表所示。

　　注:

　　a  Gedit是圖形化文本編輯器，也可以使用其他文本編輯器來代替Gedit，例如Emacs和vi等。

　　b  這個(gè)命令為DOS文件系統(tǒng)下格式化軟盤的命令。

　　c  某些命令還可以使用info。

　　d  more分頁器也可以用來在文件中逐頁查看。

　　e  mv命令可以轉(zhuǎn)移文件或重新命名同一目錄下的文件。如果想重新命名文件，可把這個(gè)文件“轉(zhuǎn)移”到同一目錄中的新名稱。

　　在 Linux 內(nèi)核內(nèi)，進(jìn)程是由相當(dāng)大的一個(gè)稱為 task_struct 的結(jié)構(gòu)表示的。此結(jié)構(gòu)包含所有表示此進(jìn)程所必需的數(shù)據(jù)，此外，還包含了大量的其他數(shù)據(jù)用來統(tǒng)計(jì)（accounting）和維護(hù)與其他進(jìn)程的關(guān)系（父和子）。下面給出了 task_struct 的一小部分。task_struct 位于 ./linux/include/linux/sched.h。

　　struct task_struct {

　　volatile long state;

　　void *stack;

　　unsigned int flags;

　　int prio, static_prio;

　　struct list_head tasks;

　　struct mm_struct *mm, *active_mm;

　　pid_t pid;

　　pid_t tgid;

　　struct task_struct *real_parent;

　　char comm[TASK_COMM_LEN];

　　struct thread_struct thread;

　　struct files_struct *files;

　　...

　　};

　　在task_struct中，可以看到幾個(gè)預(yù)料之中的項(xiàng)，比如執(zhí)行的狀態(tài)、堆棧、一組標(biāo)志、父進(jìn)程、執(zhí)行的線程（可以有很多）以及開放文件。對(duì)其做簡(jiǎn)單聲明如下

　　<1> state 變量是一些表明任務(wù)狀態(tài)的比特位。最常見的狀態(tài)有：

　　1．TASK_RUNNING 表示進(jìn)程正在運(yùn)行，或是排在運(yùn)行隊(duì)列中正要運(yùn)行

　　2．TASK_INTERRUPTIBLE 表示進(jìn)程正在休眠

　　3．TASK_UNINTERRUPTIBLE 表示進(jìn)程正在休眠但不能叫醒

　　4．TASK_STOPPED 表示進(jìn)程停止

　　注：這些標(biāo)志的完整列表可以在 ./linux/include/linux/sched.h 內(nèi)找到。

　　<2> flags 定義了很多指示符，表明進(jìn)程是否正在被創(chuàng)建（PF_STARTING）或退出（PF_EXITING），或是進(jìn)程當(dāng)前是否在分配內(nèi)存（PF_MEMALLOC）。

　　<3> 每個(gè)進(jìn)程都會(huì)被賦予優(yōu)先級(jí)（稱為 static_prio），但進(jìn)程的實(shí)際優(yōu)先級(jí)是基于加載以及其他幾個(gè)因素動(dòng)態(tài)決定的。優(yōu)先級(jí)值越低，實(shí)際的優(yōu)先級(jí)越高。

　　<4> tasks 字段提供了鏈接列表的能力。它包含一個(gè) prev 指針（指向前一個(gè)任務(wù)）和一個(gè) next 指針（指向下一個(gè)任務(wù)）。

　　<5> 進(jìn)程的地址空間由 mm 和 active_mm 字段表示。mm 代表的是進(jìn)程的內(nèi)存描述符，而 active_mm 則是前一個(gè)進(jìn)程的內(nèi)存描述符（為改進(jìn)上下文切換時(shí)間的一種優(yōu)化）。

　　<6> 可執(zhí)行程序的名稱（不包含路徑）占用 comm（命令）字段。

　　<7> thread_struct 則用來標(biāo)識(shí)進(jìn)程的存儲(chǔ)狀態(tài)。此元素依賴于 Linux 在其上運(yùn)行的特定架構(gòu)，在 ./linux/include/asm-i386/processor.h 內(nèi)有這樣的一個(gè)例子。在此結(jié)構(gòu)內(nèi)，可以找到該進(jìn)程自執(zhí)行上下文切換后的存儲(chǔ)（硬件注冊(cè)表、程序計(jì)數(shù)器等）。

　　在很多情況下，進(jìn)程都是動(dòng)態(tài)創(chuàng)建并由一個(gè)動(dòng)態(tài)分配的 task_struct 表示。當(dāng)然 init 進(jìn)程例外，它總是存在并由一個(gè)靜態(tài)分配的 task_struct 表示。

　　Linux 內(nèi)所有進(jìn)程的分配有兩種方式。種方式是通過一個(gè)哈希表，由 PID 值進(jìn)行哈希計(jì)算得到；第二種方式是通過雙鏈循環(huán)表。循環(huán)表非常適合于對(duì)任務(wù)列表進(jìn)行迭代。由于列表是循環(huán)的，沒有頭或尾；但是由于 init_task 總是存在，所以可以將其用作繼續(xù)向前迭代的一個(gè)錨點(diǎn)。

　　任務(wù)列表無法從用戶空間訪問，但該問題很容易解決，方法是以模塊形式向內(nèi)核內(nèi)插入代碼。例如通過如下代碼，它會(huì)迭代任務(wù)列表并會(huì)提供有關(guān)每個(gè)任務(wù)的少量信息（name、pid 和 parent 名）。

　　struct task_struct *task = &init_task;

　　/* Walk through the task list, until we hit the init_task again */

　　do {

　　printk( KERN_INFO "*** %s [%d] parent %s\n",

　　task->comm, task->pid, task->parent->comm );

　　} while ( (task = next_task(task)) != &init_task );

　　注意，還可以標(biāo)識(shí)當(dāng)前正在運(yùn)行的任務(wù)。Linux 維護(hù)一個(gè)稱為 current 的符號(hào)，代表的是當(dāng)前運(yùn)行的進(jìn)程（類型是 task_struct）。為此可使用如下代碼：

　　printk( KERN_INFO, "Current task is %s [%d]”, current->comm, current->pid );

　　Linux創(chuàng)建用戶空間進(jìn)程的情況與內(nèi)核空間進(jìn)程類似。二者底層機(jī)制是一致的，因?yàn)樽罱K都會(huì)依賴于一個(gè)名為 do_fork 的函數(shù)來創(chuàng)建新進(jìn)程。

　　在創(chuàng)建內(nèi)核線程時(shí)，內(nèi)核會(huì)調(diào)用一個(gè)名為 kernel_thread 的函數(shù)（參見 ./linux/arch/i386/kernel/process.c），此函數(shù)執(zhí)行某些初始化后會(huì)調(diào)用 do_fork。

　　在用戶空間，一個(gè)程序會(huì)調(diào)用 fork，這會(huì)導(dǎo)致對(duì)名為 sys_fork 的內(nèi)核函數(shù)的系統(tǒng)調(diào)用（參見 ./linux/arch/i386/kernel/process.c）。

　　do_fork 是進(jìn)程創(chuàng)建的基礎(chǔ)。可以在 ./linux/kernel/fork.c 內(nèi)找到 do_fork 函數(shù)（以及相關(guān)函數(shù) copy_process）。

　　do_fork 函數(shù)首先調(diào)用 alloc_pidmap，該調(diào)用會(huì)分配一個(gè)新的 PID。接下來，do_fork 檢查調(diào)試器是否在跟蹤父進(jìn)程。如果是，在 clone_flags 內(nèi)設(shè)置 CLONE_PTRACE 標(biāo)志以做好執(zhí)行 fork 操作的準(zhǔn)備。之后 do_fork 函數(shù)還會(huì)調(diào)用 copy_process，向其傳遞這些標(biāo)志、堆棧、注冊(cè)表、父進(jìn)程以及分配的 PID。

　　新的進(jìn)程在 copy_process 函數(shù)內(nèi)作為父進(jìn)程的一個(gè)副本創(chuàng)建。此函數(shù)能執(zhí)行除啟動(dòng)進(jìn)程之外的所有操作，啟動(dòng)進(jìn)程在之后進(jìn)行處理。copy_process 內(nèi)的步是驗(yàn)證 CLONE 標(biāo)志以確保這些標(biāo)志是一致的。如果不一致，就會(huì)返回 EINVAL 錯(cuò)誤。接下來，詢問 Linux Security Module (LSM) 看當(dāng)前任務(wù)是否可以創(chuàng)建一個(gè)新任務(wù)。

　　接下來，調(diào)用 dup_task_struct 函數(shù)（./linux/kernel/fork.c ），這會(huì)分配一個(gè)新 task_struct 并將當(dāng)前進(jìn)程的描述符復(fù)制到其內(nèi)。在新的線程堆棧設(shè)置好后，一些狀態(tài)信息也會(huì)被初始化，并且會(huì)將控制返回給 copy_process�？刂苹氐� copy_process 后，除了其他幾個(gè)限制和安全檢查之外，還會(huì)執(zhí)行一些常規(guī)管理，包括在新 task_struct 上的各種初始化。之后，會(huì)調(diào)用一系列復(fù)制函數(shù)來復(fù)制此進(jìn)程的各個(gè)方面，比如復(fù)制開放文件描述符（copy_files）、復(fù)制符號(hào)信息（copy_sighand 和 copy_signal）、復(fù)制進(jìn)程內(nèi)存（copy_mm）以及最終復(fù)制線程（copy_thread）。

　　之后，這個(gè)新任務(wù)會(huì)被指定給一個(gè)處理程序，同時(shí)對(duì)允許執(zhí)行進(jìn)程的處理程序進(jìn)行額外的檢查（cpus_allowed）。新進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)從父進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)繼承后，執(zhí)行一小部分額外的常規(guī)管理，而且控制也會(huì)被返回給 do_fork。在此時(shí)，新進(jìn)程存在但尚未運(yùn)行。do_fork 函數(shù)通過調(diào)用 wake_up_new_task 來修復(fù)此問題。此函數(shù)（./linux/kernel/sched.c ）初始化某些調(diào)度程序的常規(guī)管理信息，將新進(jìn)程放置在運(yùn)行隊(duì)列之內(nèi)，然后將其喚醒以便執(zhí)行。，一旦返回至 do_fork，此 PID 值即被返回給調(diào)用程序，進(jìn)程完成。

　　在Linux設(shè)備驅(qū)動(dòng)中，設(shè)備號(hào)設(shè)一個(gè)很重要的概念和變量。不論是主設(shè)備號(hào)，還是次設(shè)備號(hào)，在設(shè)備驅(qū)動(dòng)中都占據(jù)了很重要的地位。那么他在Kernel中是如何操作的？這個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)都是通過那些函數(shù)可以很容易的在我們寫Linux設(shè)備驅(qū)動(dòng)模塊時(shí)被我們所使用呢？

　　在include/linux/type.h文件中我們能看到一個(gè)關(guān)于dev_t的定義如下：

　　...

　　typedef __u32 __kernel_dev_t;

　　typedef __kernel_fd_set fd_set;

　　typedef __kernel_dev_t dev_t;

　　...

　　從這個(gè)定義中我們能看到dev_t是一個(gè)無符號(hào)的32位的整型。

　　首先我們需要說明的是，在linux中主次設(shè)備號(hào)是放置在一個(gè)無符號(hào)的32位的整型中，那么這32位整型對(duì)于主次設(shè)備號(hào)如何分配呢？

　　從源代碼中我們可以看到，主設(shè)備號(hào)占據(jù)12個(gè)位，次設(shè)備好占據(jù)20位。這在一定的時(shí)期內(nèi)，主次設(shè)備號(hào)是完全可以滿足系統(tǒng)需要的。

　　同時(shí)在include/linux/kdev_t.h文件中我們能發(fā)現(xiàn)很多函數(shù)或者宏定義的操作都是針對(duì)dev_t的。

　　具體可以看到我們經(jīng)常用到的MAJOR(dev)、MINOR(dev)、MKDEV(ma,mi)。

　　下面我們就具體分析下這三個(gè)我們經(jīng)常用到的宏定義：

　　#define MINORBITS 20

　　#define MINORMASK ((1U << MINORBITS) - 1)

　　#define MAJOR(dev) ((unsigned int) ((dev) >> MINORBITS))

　　從這個(gè)宏定義中我們可以看到其把無符號(hào)的32位的整型做位操作運(yùn)算：右移20位。

　　在C語言中如果是右移，那么左邊補(bǔ)0，這樣在這32位的整型中通過這個(gè)操作就只保留了原先第19位到31位的有效值，而這也正是我們所需要的。

　　下面我們看下MINOR這個(gè)宏定義：

　　#define MINOR(dev) ((unsigned int) ((dev) & MINORMASK))

　　要明白這個(gè)宏定義的具體是多少，我們需要首先明白宏定義MINORMASK是什么？

　　我們從前面的宏定義中，我們看到：

　　#define MINORMASK ((1U << MINORBITS) - 1)

　　MINORMASK 是1U也就是1左移位20個(gè)字節(jié)，二進(jìn)制的話就是10000000000000000000，也就是1后面帶20個(gè)0。

　　然后在減1呢，就成了二進(jìn)制11111111111111111111，也就是20個(gè)1，十六進(jìn)制的話是0xFFFFF。

　　好現(xiàn)在我們知道MINORMASK是20個(gè)1，也就是十六進(jìn)制0xFFFFF，那么我們?cè)谂cdev_t做一個(gè)位的與運(yùn)算，就把32位中的前12為置0，保留其后面的20位，也正是我們想要的表是設(shè)備次設(shè)備號(hào)的后20個(gè)字節(jié)。

　　好下面我們看下如果我們知道了主設(shè)備號(hào)、次設(shè)備號(hào)，我們?nèi)绾紊�成一個(gè)dev_t的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

　　宏定義：

　　#define MKDEV(ma,mi) (((ma) << MINORBITS) | (mi))

　　明白了前面我們所說的，其實(shí)這個(gè)就比較簡(jiǎn)單了，把主設(shè)備號(hào)左移20位，然后與上次設(shè)備號(hào)，就是我們所需要的dev_t的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

　　那么我們前面所說的關(guān)于dev_t的操作是新的2.6.x系列中的，在之前的2.4.x系列中，由于對(duì)設(shè)備號(hào)的總共就16個(gè)字節(jié)，也就是一個(gè)短整型，那么一個(gè)系統(tǒng)中所能擁有的設(shè)備號(hào)就是及其有限的了。

　　我們看下在老版本中的內(nèi)核中他們的表示：

　　#define MAJOR(dev) ((dev)>>8)

　　#define MINOR(dev) ((dev) & 0xff)

　　#define MKDEV(ma,mi) ((ma)<<8 | (mi))

　　從中我們可以看出，他是以8為為分界線，高8位為主設(shè)備號(hào)，低8位為次設(shè)備號(hào)，那么一個(gè)8位所能表示的最多也即是255個(gè)數(shù)值，那么當(dāng)我們系統(tǒng)中如果擁有的設(shè)備大于這個(gè)數(shù)值的時(shí)候，在老版本的內(nèi)核中就沒有辦法處理了。

　　在內(nèi)核實(shí)現(xiàn)中還實(shí)現(xiàn)了兩個(gè)打印的函數(shù)，其實(shí)也是宏定義：

　　#define print_dev_t(buffer, dev)                        \

　　sprintf((buffer), "%u:%u\n", MAJOR(dev), MINOR(dev))

　　#define format_dev_t(buffer, dev)                        \

　　({                                                                                \

　　sprintf(buffer, "%u:%u", MAJOR(dev), MINOR(dev));        \

　　buffer;                                        \

　　})

　　從代碼中我們可以看出。

　　就是把設(shè)備的主設(shè)備號(hào)和次設(shè)備號(hào)以字符串的形式存放到buffer中，在使用這個(gè)宏定義的時(shí)候需要注意的是：

　　buffer需要提前開辟空間，而且還需要是夠用的空間。

　　第二所實(shí)現(xiàn)的功能和個(gè)很類似。這兒我們就不具體說明，請(qǐng)參考個(gè)宏定義的實(shí)現(xiàn)。

　　在這個(gè)文件中還有很多的函數(shù)，這些函數(shù)的主要功能就是和老版本的內(nèi)核代碼兼容而產(chǎn)生的，比如：

　　static inline int old_valid_dev(dev_t dev)

　　{

　　return MAJOR(dev) < 256 && MINOR(dev) < 256;

　　}

　　此函數(shù)是判斷一個(gè)dev_t是否可以轉(zhuǎn)換成舊制的dev_t。

　　static inline u16 old_encode_dev(dev_t dev)

　　{

　　return (MAJOR(dev) << 8) | MINOR(dev);

　　}

　　把32位的設(shè)備號(hào)轉(zhuǎn)換成16位的舊制的設(shè)備號(hào)。

　　其中主要操作為：首先把主設(shè)備號(hào)左移8位，為次設(shè)備好空出8位的位置，然后與上次設(shè)備號(hào)。

　　在使用這個(gè)函數(shù)的時(shí)候需要注意的就是需要首先判斷下32位的設(shè)備號(hào)是否可以有效的轉(zhuǎn)換成16位的設(shè)備號(hào)。

　　static inline dev_t old_decode_dev(u16 val)

　　{

　　return MKDEV((val >> 8) & 255, val & 255);

　　}

　　上面函數(shù)的反操作。

　　主設(shè)備號(hào)右移8位，然后與上255，即8個(gè)1。也就是取此變量的低8位，

　　次設(shè)備號(hào)與上255，也是取此變量的低8位即可。

　　static inline u32 new_encode_dev(dev_t dev)

　　{

　　unsigned major = MAJOR(dev);

　　unsigned minor = MINOR(dev);

　　return (minor & 0xff) | (major << 8) | ((minor & ~0xff) << 12);

　　^^^^^^^^^^^^^

　　次設(shè)備號(hào)取其低8位 ^^^^^^^^^^^^^^

　　主設(shè)備號(hào)左移8位。

　　^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^

　　次設(shè)備號(hào)低8位清零，左移12位。

　　}

　　static inline dev_t new_decode_dev(u32 dev)

　　{

　　unsigned major = (dev & 0xfff00) >> 8;

　　unsigned minor = (dev & 0xff) | ((dev >> 12) & 0xfff00);

　　return MKDEV(major, minor);

　　}

　　系統(tǒng)

　　根文件系統(tǒng)首先是一種文件系統(tǒng)，但是相對(duì)于普通的文件系統(tǒng)，它的特殊之處在于，它是內(nèi)核啟動(dòng)時(shí)所mount的個(gè)文件系統(tǒng)，內(nèi)核代碼映像文件保存在根文件系統(tǒng)中，而系統(tǒng)引導(dǎo)啟動(dòng)程序會(huì)在根文件系統(tǒng)掛載之后從中把一些基本的初始化腳本和服務(wù)等加載到內(nèi)存中去運(yùn)行。

　　我們首先從主機(jī)上所安裝的Linux操作系統(tǒng)中了解一些根文件系統(tǒng)的信息。比如在筆者工作的Linux桌面系統(tǒng)中可以得到下面的結(jié)果：

　　# mount

　　/dev/hda2 on / type ext3 (rw)

　　none on /proc type proc (rw)

　　/dev/hda1 on /boot type ext3 (rw)

　　none on /dev/pts type devpts (rw,gid=5,mode=620)

　　none on /dev/shm type tmpfs (rw)

　　# df

　　Filesystem           1K-blocks      Used Available Use% Mounted on

　　/dev/hda2             16216016   5667*   9724600  37% /

　　/dev/hda1               101089      9321     8*9  10% /boot

　　none                     63028         0     63028   0% /dev/shm

　　從上面的mount命令我們可以看到，在桌面Linux中，根文件系統(tǒng)”/”被mount到/dev/hda2設(shè)備上，文件系統(tǒng)類型為ext3，屬性為rw即可讀寫。從df命令則可以得到更多根文件系統(tǒng)使用空間的相關(guān)信息。

　　根文件系統(tǒng)一直以來都是所有類Unix操作系統(tǒng)的一個(gè)重要組成部分，也可以認(rèn)為是嵌入式Linux系統(tǒng)區(qū)別于其他一些傳統(tǒng)嵌入式操作系統(tǒng)的重要特征，它給Linux帶來了許多強(qiáng)大和靈活的功能，同時(shí)也帶來了一些復(fù)雜性。我們需要清楚的了解根文件系統(tǒng)的基本結(jié)構(gòu)，以及細(xì)心的選擇所需要的系統(tǒng)庫、內(nèi)核模塊和應(yīng)用程序等，并配置好各種初始化腳本文件，以及選擇合適的文件系統(tǒng)類型并把它放到實(shí)際的存儲(chǔ)設(shè)備的合適位置。

　　根文件系統(tǒng)的基本目錄結(jié)構(gòu)

　　Linux的根文件系統(tǒng)以樹型結(jié)構(gòu)組織，包含內(nèi)核和系統(tǒng)管理所需要的各種文件和程序，一般說來根目錄”/”下的頂層目錄都有一些比較固定命名和用途。

　　下面列出了一個(gè)Linux根文件系統(tǒng)中的比較常見的目錄結(jié)構(gòu)：

　　/bin 存放二進(jìn)制可執(zhí)行命令的目錄

　　/dev 存放設(shè)備文件的目錄

　　/etc 存放系統(tǒng)管理和配置文件的目錄

　　/home 用戶主目錄，比如用戶user的主目錄就是/home/user，可以用~user表示

　　/lib 存放動(dòng)態(tài)鏈接共享庫的目錄

　　/sbin存放系統(tǒng)管理員使用的管理程序的目錄

　　/tmp 公用的臨時(shí)文件存儲(chǔ)點(diǎn)

　　/root 系統(tǒng)管理員的主目錄

　　/mnt 系統(tǒng)提供這個(gè)目錄是讓用戶臨時(shí)掛載其他的文件系統(tǒng)。

　　/proc 虛擬文件系統(tǒng)，可直接訪問這個(gè)目錄來獲取系統(tǒng)信息。

　　/var 某些大文件的溢出區(qū)

　　/usr 最龐大的目錄，要用到的應(yīng)用程序和文件幾乎都在這個(gè)目錄。

　　對(duì)于經(jīng)常使用Linux系統(tǒng)的讀者來說，這些目錄大部分應(yīng)該很熟悉了。不過有幾個(gè)目錄對(duì)初學(xué)者來說容易混淆，如/bin，/sbin，/usr/bin和/usr/sbin。這里簡(jiǎn)單介紹一下它們的區(qū)別：/bin目錄一般存放對(duì)于用戶和系統(tǒng)來說都是必須的二進(jìn)制文件，而/sbin目錄要存放的是只針對(duì)系統(tǒng)管理的二進(jìn)制文件，該目錄的文件將不會(huì)被普通用戶使用。相反，那些不是必要的用戶二進(jìn)制文件存放在/usr/bin下面，那些不是非常必要的系統(tǒng)管理工具放在/usr/sbin下。此外，對(duì)于一些本地的庫也非常類似，對(duì)于那些要求啟動(dòng)系統(tǒng)和運(yùn)行的必須命令要存放在/lib目錄下，而對(duì)于其他不是必須的庫存放在/usr/lib目錄就可以。

　　對(duì)于嵌入式Linux系統(tǒng)的根文件系統(tǒng)來說，一般可能沒有上面所列出的那么復(fù)雜，比如嵌入式系統(tǒng)通常都不是針對(duì)多用戶的，所以/home這個(gè)目錄在一般嵌入式Linux中可能就很少用到，而/boot這個(gè)目錄則取決于你所使用的BootLoader是否能夠重新獲得內(nèi)核映象從你的根文件系統(tǒng)在內(nèi)核啟動(dòng)之前。一般說來，只有/bin，/dev，/etc，/lib，/proc，/var，/usr這些需要的，而其他都是可選的。

　　(一) 理解Linux下進(jìn)程的結(jié)構(gòu)

　　Linux下一個(gè)進(jìn)程在內(nèi)存里有三部份的數(shù)據(jù)，就是“數(shù)據(jù)段”，“堆棧段”和“代碼段”，其實(shí)學(xué)過匯編語言的人一定知道，一般的CPU象I386，都有上述三種段寄存器，以方便操作系統(tǒng)的運(yùn)行�！按�碼段”，顧名思義，就是存放了程序代碼的數(shù)據(jù)，假如機(jī)器中有數(shù)個(gè)進(jìn)程運(yùn)行相同的一個(gè)程序，那么它們就可以使用同一

　　個(gè)代碼段。

　　堆棧段存放的就是子程序的返回地址、子程序的參數(shù)以及程序的局部變量。而數(shù)據(jù)段則存放程序的全局變量，常數(shù)以及動(dòng)態(tài)數(shù)據(jù)分配的數(shù)據(jù)空間(比如用malloc之類的函數(shù)取得的空間)。這其中有許多細(xì)節(jié)問題，這里限于篇幅就不多介紹了。系統(tǒng)如果同時(shí)運(yùn)行數(shù)個(gè)相同的程序，它們之間就不能使用同一個(gè)堆棧段和數(shù)據(jù) 段。

　　(二) 如何使用fork

　　在Linux下產(chǎn)生新的進(jìn)程的系統(tǒng)調(diào)用就是fork函數(shù)，這個(gè)函數(shù)名是英文中“分叉”的意思。為什么取這個(gè)名字呢？因?yàn)橐粋�(gè)進(jìn)程在運(yùn)行中，如果使用了fork，就產(chǎn)生了另一個(gè)進(jìn)程，于是進(jìn)程就“分叉”了，所以這個(gè)名字取得很形象。下面就看看如何具體使用fork，這段程序演示了使用fork的基本框架：

　　void main(){

　　int i;

　　if ( fork() == 0 ) {

　　/* 子進(jìn)程程序 */

　　for ( i = 1; i < 1000; i )

　　printf("This is child process\n");

　　}

　　else {

　　/* 父進(jìn)程程序*/

　　for ( i = 1; i < 1000; i )

　　printf("This is process process\n");

　　}

　　}

　　程序運(yùn)行后，你就能看到屏幕上交替出現(xiàn)子進(jìn)程與父進(jìn)程各打印出的一千條信息了。如果程序還在運(yùn)行中 ，你用ps命令就能看到系統(tǒng)中有兩個(gè)它在運(yùn)行了。

　　那么調(diào)用這個(gè)fork函數(shù)時(shí)發(fā)生了什么呢？一個(gè)程序一調(diào)用fork函數(shù)，系統(tǒng)就為一個(gè)新的進(jìn)程準(zhǔn)備了前述三個(gè)段，首先，系統(tǒng)讓新的進(jìn)程與舊的進(jìn)程使用同一個(gè)代碼段，因?yàn)樗鼈兊某绦蜻�是相同的，對(duì)于數(shù)據(jù)段和堆棧段，系統(tǒng)則復(fù)制一份給新的進(jìn)程，這樣，父進(jìn)程的所有數(shù)據(jù)都可以留給子進(jìn)程，但是，子進(jìn)程一旦開始運(yùn)行，雖然它繼承了父進(jìn)程的一切數(shù)據(jù)，但實(shí)際上數(shù)據(jù)卻已經(jīng)分開，相互之間不再有影響了，也就是說，它們之間不再共享任何數(shù)據(jù)了。而如果兩個(gè)進(jìn)程要共享什么數(shù)據(jù)的話，就要使用另一套函數(shù)(shmget，shmat，shmdt等)來操作�，F(xiàn)在，已經(jīng)是兩個(gè)進(jìn)程了，對(duì)于父進(jìn)程，fork函數(shù)返回了子程序的進(jìn)程號(hào)，而對(duì)于子程序，fork函數(shù)則返回零，這樣，對(duì)于程序，只要判斷fork函數(shù)的返回值，就知道自己是處于父進(jìn)程還是子進(jìn)程中。

　　讀者也許會(huì)問，如果一個(gè)大程序在運(yùn)行中，它的數(shù)據(jù)段和堆棧都很大，一次fork就要復(fù)制一次，那么fork 的系統(tǒng)開銷不是很大嗎？其實(shí)UNIX自有其解決的辦法，大家知道，一般CPU都是以“頁”為單位分配空間的，象INTEL的CPU，其一頁在通常情況下是4K字節(jié)大小，而無論是數(shù)據(jù)段還是堆棧段都是由許多“頁”構(gòu)成的， fork函數(shù)復(fù)制這兩個(gè)段，只是“邏輯”上的，并非“物理”上的，也就是說，實(shí)際執(zhí)行fork時(shí)，物理空間上兩個(gè)進(jìn)程的數(shù)據(jù)段和堆棧段都還是共享著的，當(dāng)有一個(gè)進(jìn)程寫了某個(gè)數(shù)據(jù)時(shí)，這時(shí)兩個(gè)進(jìn)程之間的數(shù)據(jù)才有了區(qū)別，系統(tǒng)就將有區(qū)別的“頁”從物理上也分開。系統(tǒng)在空間上的開銷就可以達(dá)到最小。

　　一個(gè)小幽默：下面演示一個(gè)足以"搞死"Linux的小程序，其源代碼非常簡(jiǎn)單：

　　void main()

　　{

　　for(;;) fork();

　　}

　　這個(gè)程序什么也不做，就是死循環(huán)地fork，其結(jié)果是程序不斷產(chǎn)生進(jìn)程，而這些進(jìn)程又不斷產(chǎn)生新的進(jìn)程，很快，系統(tǒng)的進(jìn)程就滿了，系統(tǒng)就被這么多不斷產(chǎn)生的進(jìn)程"撐死了"。用不著是root，任何人運(yùn)行上述程序都足以讓系統(tǒng)死掉。哈哈，但這不是Linux不安全的理由，因?yàn)橹灰�系統(tǒng)管理員足夠聰明，他(或她)就可以預(yù)先給每個(gè)用戶設(shè)置可運(yùn)行的進(jìn)程數(shù)，這樣，只要不是root，任何能運(yùn)行的進(jìn)程數(shù)也許不足系統(tǒng)總的能運(yùn)行和進(jìn)程數(shù)的十分之一，這樣，系統(tǒng)管理員就能對(duì)付上述惡意的程序了。

　　(三) 如何啟動(dòng)另一程序的執(zhí)行

　　下面我們來看看一個(gè)進(jìn)程如何來啟動(dòng)另一個(gè)程序的執(zhí)行。在Linux中要使用exec類的函數(shù)，exec類的函數(shù)不止一個(gè)，但大致相同，在Linux中，它們分別是：execl，execlp，execle，execv，execve和execvp，下面我只以execlp為例，其它函數(shù)究竟與execlp有何區(qū)別，請(qǐng)通過manexec命令來了解它們的具體情況。

　　一個(gè)進(jìn)程一旦調(diào)用exec類函數(shù)，它本身就“死亡”了，系統(tǒng)把代碼段替換成新的程序的代碼，廢棄原有的數(shù)據(jù)段和堆棧段，并為新程序分配新的數(shù)據(jù)段與堆棧段，留下的，就是進(jìn)程號(hào)，也就是說，對(duì)系統(tǒng)而言，還是同一個(gè)進(jìn)程，不過已經(jīng)是另一個(gè)程序了。(不過 exec類函數(shù)中有的還允許繼承環(huán)境變量之類的信息。)

　　那么如果我的程序想啟動(dòng)另一程序的執(zhí)行但自己仍想繼續(xù)運(yùn)行的話，怎么辦呢？那就是結(jié)合fork與exec的 使用。下面一段代碼顯示如何啟動(dòng)運(yùn)行其它程序：

　　char command[256];

　　void main()

　　{

　　int rtn; /*子進(jìn)程的返回?cái)?shù)值*/

　　while(1) {

　　/* 從終端讀取要執(zhí)行的命令 */

　　printf( ">" );

　　fgets( command, 256, stdin );

　　command[strlen(command)-1] = 0;

　　if ( fork() == 0 ) {

　　/* 子進(jìn)程執(zhí)行此命令 */

　　execlp( command, command );

　　/* 如果exec函數(shù)返回，表明沒有正常執(zhí)行命令，打印錯(cuò)誤信息*/

　　perror( command );

　　exit( errorno );

　　}

　　else {

　　/* 父進(jìn)程， 等待子進(jìn)程結(jié)束，并打印子進(jìn)程的返回值 */

　　wait ( &rtn );

　　printf( " child process return %d\n",. rtn );

　　}

　　}

　　}

　　此程序從終端讀入命令并執(zhí)行之，執(zhí)行完成后，父進(jìn)程繼續(xù)等待從終端讀入命令。熟悉DOS和WINDOWS系統(tǒng)調(diào)用的朋友一定知道DOS/WINDOWS也有exec類函數(shù)，其使用方法是類似的，但DOS/WINDOWS還有spawn類函數(shù)，因?yàn)镈OS是單任務(wù)的系統(tǒng)，它只能將“父進(jìn)程”駐留在機(jī)器內(nèi)再執(zhí)行“子進(jìn)程”，這就是spawn類的函數(shù)。 WIN32已經(jīng)是多任務(wù)的系統(tǒng)了，但還保留了spawn類函數(shù)，WIN32中實(shí)現(xiàn)spawn函數(shù)的方法同前述UNIX中的方法差不多，開設(shè)子進(jìn)程后父進(jìn)程等待子進(jìn)程結(jié)束后才繼續(xù)運(yùn)行。UNIX在其一開始就是多任務(wù)的系統(tǒng)，所以從核 心角度上講不需要spawn類函數(shù)。

　　另外，有一個(gè)更簡(jiǎn)單的執(zhí)行其它程序的函數(shù)system，它是一個(gè)較高層的函數(shù)，實(shí)際上相當(dāng)于在SHELL環(huán)境 下執(zhí)行一條命令，而exec類函數(shù)則是低層的系統(tǒng)調(diào)用。

　　(四) Linux的進(jìn)程與Win32的進(jìn)程/線程有何區(qū)別

　　熟悉WIN32編程的人一定知道，WIN32的進(jìn)程管理方式與UNIX上有著很大區(qū)別，在UNIX里，只有進(jìn)程的概念 ，但在WIN32里卻還有一個(gè)“線程”的概念，那么UNIX和WIN32在這里究竟有著什么區(qū)別呢？

　　UNIX里的fork是七十年代UNIX早期的開發(fā)者經(jīng)過長期在理論和實(shí)踐上的艱苦探索后取得的成果，一方面， 它使操作系統(tǒng)在進(jìn)程管理上付出了最小的代價(jià)，另一方面，又為程序員提供了一個(gè)簡(jiǎn)潔明了的多進(jìn)程方法。

　　WIN32里的進(jìn)程/線程是繼承自O(shè)S/2的。在WIN32里，“進(jìn)程”是指一個(gè)程序，而“線程”是一個(gè)“進(jìn)程” 里的一個(gè)執(zhí)行“線索”。從核心上講，WIN32的多進(jìn)程與UNIX并無多大的區(qū)別，在WIN32里的線程才相當(dāng)于UNIX 的進(jìn)程，是一個(gè)實(shí)際正在執(zhí)行的代碼。但是，WIN32里同一個(gè)進(jìn)程里各個(gè)線程之間是共享數(shù)據(jù)段的。這才是與 UNIX的進(jìn)程的不同。

　　下面這段程序顯示了WIN32下一個(gè)進(jìn)程如何啟動(dòng)一個(gè)線程：(請(qǐng)注意，這是個(gè)終端方式程序，沒有圖形界面 )

　　int g;

　　DWORD WINAPI ChildProcess( LPVOID lpParameter ){

　　int i;

　　for ( i = 1; i < 1000; i ) {

　　g ;

　　printf( "This is Child Thread: %d\n", g );

　　}

　　ExitThread( 0 );

　　};

　　void main()

　　{

　　int threadID;

　　int i;

　　g = 0;

　　CreateThread( NULL, 0, ChildProcess, NULL, 0, &threadID );

　　for ( i = 1; i < 1000; i ) {

　　g ;

　　printf( "This is Parent Thread: %d\n", g );

　　}

　　}

　　在WIN32下，使用CreateThread函數(shù)創(chuàng)建線程，與UNIX不同，線程不是從創(chuàng)建處開始運(yùn)行的，而是由 CreateThread指定一個(gè)函數(shù)，線程就從那個(gè)函數(shù)處開始運(yùn)行。此程序同前面的UNIX程序一樣，由兩個(gè)線程各打印1000條信息。threadID是子線程的線程號(hào)，另外，全局變量g是子線程與父線程共享的，這就是與UNIX的不同之處。大家可以看出，WIN32的進(jìn)程/線程要比UNIX復(fù)雜，在UNIX里要實(shí)現(xiàn)類似WIN32的線程并不難，只要fork以后，讓子進(jìn)程調(diào)用ThreadProc函數(shù)，并且為全局變量開設(shè)共享數(shù)據(jù)區(qū)就行了，但在WIN32下就無法實(shí)現(xiàn)類似fork的功能了。所以現(xiàn)在WIN32下的C語言編譯器所提供的庫函數(shù)雖然已經(jīng)能兼容大多數(shù)UNIX的庫函數(shù)， 但卻仍無法實(shí)現(xiàn)fork。

　　對(duì)于多任務(wù)系統(tǒng)，共享數(shù)據(jù)區(qū)是必要的，但也是一個(gè)容易引起混亂的問題，在WIN32下，一個(gè)程序員很容易忘記線程之間的數(shù)據(jù)是共享的這一情況，一個(gè)線程修改過一個(gè)變量后，另一個(gè)線程卻又修改了它，結(jié)果引起程序出問題。但在UNIX下，由于變量本來并不共享，而由程序員來顯式地指定要共享的數(shù)據(jù)，使程序變得 更清晰與安全。

　　Linux還有自己的一個(gè)函數(shù)叫clone，這個(gè)函數(shù)是其它UNIX所沒有的，而且通常的Linux也并不提供此函數(shù)(要使用此函數(shù)需自己重新編譯內(nèi)核，并設(shè)置CLONE_ACTUALLY_WORKS_OK選項(xiàng))，clone函數(shù)提供了更多的創(chuàng)建新進(jìn)程的功能，包括象完全共享數(shù)據(jù)段這樣的功能。

　　至于WIN32的“進(jìn)程”概念，其含義則是“應(yīng)用程序”，也就是相當(dāng)于UNIX下的exec了。

　　Linux需要重新啟動(dòng)是少有的。可是一旦需要，Linux啟動(dòng)常常是緩慢的。幸好有一些加速的辦法。其中一些方法不太難。咱們瞧一瞧吧。

　　1: 撤消多余的服務(wù)

　　根據(jù)機(jī)器的用途，很多服務(wù)是不需要的。要是Linux只用作桌面，就不需要sendmail、httpd和另外許多服務(wù)。如果你的服務(wù)器只是Web服務(wù)器，也可以關(guān)掉許多服務(wù)。為此，可轉(zhuǎn)到管理菜單，檢查服務(wù)項(xiàng)目。只需撤消所有不想啟動(dòng)的服務(wù)選項(xiàng)。

　　2: 撤消多余的內(nèi)核模塊

　　假如你的桌面連接到以太網(wǎng)，就不需要裝載無線內(nèi)核模塊。這是較為困難的任務(wù)，可能需要重新編譯內(nèi)核，而編譯內(nèi)核不是可以輕松擔(dān)當(dāng)?shù)墓ぷ�。為此，你大概需要�?nèi)核源代碼。接著，按照編譯內(nèi)核的標(biāo)準(zhǔn)步驟進(jìn)行。不同在于你要搜查系統(tǒng)，撤除所有不需要的模塊。

　　查明系統(tǒng)中當(dāng)前安裝和運(yùn)行的內(nèi)核模塊的方法是安裝Bootchart。它不僅會(huì)給你一個(gè)適宜的模塊清單，而且還會(huì)說明系統(tǒng)啟動(dòng)過程中發(fā)生的事情。還可以發(fā)出命令：chkconfig –list | grep 3:on，弄清楚正在運(yùn)行什么服務(wù)。一旦知道裝載了什么不需要的模塊，就可以在內(nèi)核重新編譯期間將其移除。只要這樣處理，編譯的內(nèi)核就完全適合你的體系結(jié)構(gòu)。

　　3: 使用輕型窗口管理器代替GNOME或KDE

　　我插入小腳印窗口管理器的原因是——它們大幅度減少圖形(界面)啟動(dòng)時(shí)間。代替不得不額外等待啟動(dòng)GNOME或KDE的30到60秒，為什么不等待用于啟動(dòng)Enlightenment或者XFCE的2到10秒呢?它們不僅節(jié)省啟動(dòng)時(shí)間，還會(huì)節(jié)省內(nèi)存并解救處理臃腫軟體(bloatware)這種令人頭痛的事。

　　4: 使用基于文本的登錄而不是圖形登錄

　　我的大多數(shù)Linux機(jī)器啟動(dòng)run level 3而非run level 5。這個(gè)運(yùn)行級(jí)別將停在文本登錄模式，我就在這個(gè)地方登錄并發(fā)出startx命令，開始選擇桌面。圖形登錄模式做兩件事：增加裝入時(shí)間并引起頭痛的問題即試圖從拙劣的X windows掙脫出來。

　　5: 使用輕型發(fā)行版

　　不要裝載重型的Fedora，為什么不試一下Gentoo、Arch或Puppy Linux呢?這些較小的發(fā)行版的啟動(dòng)時(shí)間比更加臃腫的Fedora(甚至Ubuntu)要快很多。在較大的發(fā)行版中，OpenSuSE聲稱啟動(dòng)最快，但我還沒有親自試驗(yàn)。在的Fedora和Ubuntu之間，Ubuntu擊敗Fedora的啟動(dòng)時(shí)間(而且是即開即用)。

　　6: 使用Open BIOS

　　要是你相當(dāng)聰明能干，準(zhǔn)備升級(jí)PC固件，可以考慮遷移到開源BIOS。一個(gè)附加說明，使用開放固件允許Linux啟動(dòng)時(shí)真正初始化硬件(而不依賴BIOS)。最重要的是，許多開放BIOS可以設(shè)置滿足機(jī)器的特殊需要。如果不走開放BIOS之路，至少也可以設(shè)置BIOS不尋找不存在的軟盤驅(qū)動(dòng)器，即直接啟動(dòng)個(gè)硬盤驅(qū)動(dòng)器(首先不是CD驅(qū)動(dòng)器)。

　　7: 回避DHCP

　　如果你工作在地址租約不是問題的家庭網(wǎng)絡(luò)(或者小型企業(yè)網(wǎng)絡(luò))上，那么，機(jī)器就用靜態(tài)IP地址。這將使機(jī)器不必出外訪問DHCP服務(wù)器來獲得IP地址。如果采取這種途徑，就要確保配置文件/etc/resolve.conf也表達(dá)你的DNS服務(wù)器地址。 　　8: 熱插拔可免就免

　　熱插拔是指允許把新設(shè)備插上電源并立即使用的系統(tǒng)。如果你知道你的服務(wù)器不需要這種系統(tǒng)，就刪除它。這將減少啟動(dòng)時(shí)間。在許多系統(tǒng)上，熱插拔消耗大量啟動(dòng)時(shí)間。排除熱插拔將發(fā)生的變化取決于你所用的發(fā)行版。注意：就絕大部分而言，udev已經(jīng)取代熱插拔。但如果你還在運(yùn)行老一點(diǎn)的發(fā)行版，這樣做還是適合的。

　　9: 要是真的大膽無畏，可嘗試一下initng

　　initng系統(tǒng)充當(dāng)sysvinit系統(tǒng)的替換物，并承諾徹底減少類UNIX操作系統(tǒng)的啟動(dòng)時(shí)間。如果你愿意了解運(yùn)行中的initng系統(tǒng)，可以試一試Pingwinek LiveCD。

　　10: 利用Debian具有的代碼

　　要是正在使用Debian，就有一行可用來將你的啟動(dòng)腳本轉(zhuǎn)換成并行運(yùn)行的簡(jiǎn)單代碼。如果檢查一下/etc/init.d/rc腳本，就會(huì)看到：大約在24行有CONCURRENCY=none。把這一行改為CONCURRENCY=shell，你有可能目睹啟動(dòng)時(shí)間的減少。

　　上述大部分應(yīng)該是最重要的，當(dāng)然最快的使Linux啟動(dòng)提速的方法就是不要重啟，所以，極少重新啟動(dòng)一般可以減輕啟動(dòng)時(shí)間的擔(dān)子。