SHAOJIE'S BOOK

Posted 2023-07-20Updated 2025-01-30Programming17 minutes read (About 2522 words)

面向过程 VS 面向对象

面向过程

面向过程是一种以事件为中心的编程思想，编程的时候把解决问题的步骤分析出来，然后用函数把这些步骤实现，在一步一步的具体步骤中再按顺序调用函数。

面向对象

在日常生活或编程中，简单的问题可以用面向过程的思路来解决，直接有效，但是当问题的规模变得更大时，用面向过程的思想是远远不够的。所以慢慢就出现了面向对象的编程思想。世界上有很多人和事物，每一个都可以看做一个对象，而每个对象都有自己的属性和行为，对象与对象之间通过方法来交互。面向对象是一种以“对象”为中心的编程思想，把要解决的问题分解成各个对象，建立对象的目的不是为了完成一个步骤，而是为了描叙某个对象在整个解决问题的步骤中的属性和行为。

优缺点

面向过程

优点：

流程化使得编程任务明确，在开发之前基本考虑了实现方式和最终结果，具体步骤清楚，便于节点分析。
效率高，面向过程强调代码的短小精悍，善于结合数据结构来开发高效率的程序。

缺点：

需要深入的思考，耗费精力，代码重用性低，扩展能力差，后期维护难度比较大。

面向对象

优点:

结构清晰，程序是模块化和结构化，更加符合人类的思维方式；
易扩展，代码重用率高，可继承，可覆盖，可以设计出低耦合的系统；
易维护，系统低耦合的特点有利于减少程序的后期维护工作量。

缺点：

开销大，当要修改对象内部时，对象的属性不允许外部直接存取，所以要增加许多没有其他意义、只负责读或写的行为。这会为编程工作增加负担，增加运行开销，并且使程序显得臃肿。
性能低，由于面向更高的逻辑抽象层，使得面向对象在实现的时候，不得不做出性能上面的牺牲，计算时间和空间存储大小都开销很大。

静态语言 vs 动态语言

Dynamic Programming Language (动态语言或动态编程语言)
1. 动态语言，准确地说，是指程序在运行时可以改变其结构：新的函数可以被引进，已有的函数可以被删除等在结构上的变化。
2. 比如众所周知的ECMAScript(JavaScript)便是一个动态语言。
3. 除此之外如Ruby、Python等也都属于动态语言，而C、C++等语言则不属于动态语言。
Dynamically Typed Language (动态类型语言)
1. 动态类型语言：是指在运行期间才去做数据类型检查的语言。
2. 在用动态语言编程时，不用给变量指定数据类型，该语言会在你第一次赋值给变量时，在内部将数据类型记录下来。
Statically Typed Language (静态类型语言)
1. 静态类型语言：与动态类型语言刚好相反，它的数据类型检查发生在在编译阶段，也就是说在写程序时要声明变量的数据类型。
2. C/C++、C#、JAVA都是静态类型语言的典型代表。

两者的优缺点

静态类型语言的

主要优点在于其结构非常规范，便于调试，方便类型安全；
缺点是为此需要写更多的类型相关代码，导致不便于阅读、不清晰明了。

动态类型语言的

优点在于方便阅读，不需要写非常多的类型相关的代码；
缺点自然就是不方便调试，命名不规范时会造成读不懂，不利于理解等。

runtime

runtime 描述了程序运行时候执行的软件/指令，在每种语言有着不同的实现。

可大可小，在 C 中，runtime 是库代码，等同于 C runtime library，一系列 C 程序运行所需的函数。

在 Java 中，runtime 还提供了 Java 程序运行所需的虚拟机等。

总而言之，runtime 是一个通用抽象的术语，指的是计算机程序运行的时候所需要的一切代码库，框架，平台等。

Go中的 runtime

在 Go 中，有一个 runtime 库，其实现了垃圾回收，并发控制，栈管理以及其他一些 Go 语言的关键特性。 runtime 库是每个 Go 程序的一部分，也就是说编译 Go 代码为机器代码时也会将其也编译进来。所以 Go 官方将其定位偏向类似于 C 语言中的库。

Go 中的 runtime 不像 Java runtime （JRE， java runtime envirement ) 一样，jre 还会提供虚拟机， Java 程序要在 JRE 下才能运行。

垃圾回收机制(garbage collection,GC)的设计

C/C++语言为什么没有对指针对象的垃圾回收机制

作为支持指针的编程语言，C++将动态管理存储器资源的便利性交给了程序员。在使用指针形式的对象时(请注意，由于引用在初始化后不能更改引用目标的语言机制的限制，多态性应用大多数情况下依赖于指针进行)，程序员必须自己完成存储器的分配、使用和释放，语言本身在此过程中不能提供任何帮助。

某些语言提供了垃圾回收机制，也就是说程序员仅负责分配存储器和使用，而由语言本身负责释放不再使用的存储器，这样程序员就从讨厌的存储器管理的工作中脱身了。

C++的设计者Bjarne Stroustrup对此做出过解释：

“我有意这样设计C++，使它不依赖于自动垃圾回收(通常就直接说垃圾回收)。这是基于自己对垃圾回收系统的经验，我很害怕那种严重的空间和时间开销，也害怕由于实现和移植垃圾回收系统而带来的复杂性。还有，垃圾回收将使C++不适合做许多底层的工作，而这却正是它的一个设计目标。但我喜欢垃圾回收的思想，它是一种机制，能够简化设计、排除掉许多产生错误的根源。
需要垃圾回收的基本理由是很容易理解的：用户的使用方便以及比用户提供的存储管理模式更可靠。而反对垃圾回收的理由也有很多，但都不是最根本的，而是关于实现和效率方面的。
已经有充分多的论据可以反驳：每个应用在有了垃圾回收之后会做的更好些。类似的，也有充分的论据可以反对：没有应用可能因为有了垃圾回收而做得更好。
并不是每个程序都需要永远无休止的运行下去；并不是所有的代码都是基础性的库代码；对于许多应用而言，出现一点存储流失是可以接受的；许多应用可以管理自己的存储，而不需要垃圾回收或者其他与之相关的技术，如引用计数等。
我的结论是，从原则上和可行性上说，垃圾回收都是需要的。但是对今天的用户以及普遍的使用和硬件而言，我们还无法承受将C++的语义和它的基本库定义在垃圾回收系统之上的负担。”

强类型语言和弱类型语言

1.强类型语言：使之强制数据类型定义的语言。没有强制类型转化前，不允许两种不同类型的变量相互操作。强类型定义语言是类型安全的语言，如Rust, Java、C# 和 Python，比如Java中“int i = 0.0;”是无法通过编译的；

2.弱类型语言：数据类型可以被忽略的语言。与强类型语言相反, 一个变量可以赋不同数据类型的值，允许将一块内存看做多种类型，比如直接将整型变量与字符变量相加。**C/C++**、PHP都是弱类型语言，比如C++中“int i = 0.0;”是可以编译运行的；

注意，强类型语言在速度上略逊色于弱类型语言，使用弱类型语言可节省很多代码量，有更高的开发效率。而对于构建大型项目，使用强类型语言可能会比使用弱类型更加规范可靠。

ispc

a data-parallel languagedesigned specifically to target Intel’s vector extensions

Intel® Implicit SPMD Program Compiler

An open-source compiler for high-performance SIMD programming on the CPU and GPU

ispc is a compiler for a variant of the C programming language, with extensions for “single program, multiple data“ (SPMD) programming.

需要进一步的研究学习

暂无

遇到的问题

暂无

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

参考文献

https://blog.csdn.net/yuanmengong886/article/details/52572533

https://segmentfault.com/a/1190000022715733

Posted 2023-07-19Updated 2025-01-30Math11 minutes read (About 1690 words)

Mathematical Logic & Algebraic structure

数学的黑洞

启发来源^1

理发师悖论，与罗素悖论

与排除自指的数学体系类型论

希尔伯特纲领

形式语言 公理，来建立数学。
- 公理：约定俗成的命题，两点成一线。算术的皮亚诺公理。
- 形式语言：所有的句子变成符号: 存在任意量词 + 与或非 + 命题
完备性Completeness ，一致性Consistency ，可判断性 Decidability

形式语言

$$(\forall \varepsilon \gt 0)(\exist \delta \gt 0)(\forall x \in \R)(0 \gt |x-p|\gt\delta\Longrightarrow|f(x)-L|\lt\varepsilon)$$

哥德尔不完备定理

(即使排除了自指，还是不完备的)

数理逻辑 Mathematical logic

数理逻辑的奥秘在于，它试图将人类主观的推理思维过程客观化，并建立起主观推理与客观证明之间的联系。通过对形式语言的公理化来达到自然语言的公理化目标。

形式逻辑系统与一阶逻辑

形式逻辑系统（Formal logical systems）是数理逻辑表示的方法。
一阶逻辑（英语：First-order logic），又称谓词逻辑（predicate logic）、量化逻辑（quantificational logic）、一阶谓词演算（first-order predicate calculus）[^2]
一阶逻辑在非逻辑对象上使用量化的变量，并且允许使用包含变量的句子，这样就可以有“存在x，使得x是苏格拉底并且x是人”形式的表达式，而不是像“苏格拉底是人”这样的命题，其中“存在”是一个量词，而x是一个变量。
意义：这将它与命题逻辑区分开来，命题逻辑不使用量词或关系; 在这个意义上，命题逻辑是一阶逻辑的基础。

逻辑推理

存在一个数 = 存在最小的

逻辑悖论导致的

毕导爱拖更”和“毕导不爱拖更”同时成立[^1]
因为“毕导爱拖更”为真 “毕导爱拖更”或“黎曼猜想成立”必为真
“毕导爱拖更”、“黎曼猜想成立”至少有一个为真
又因为“毕导不爱拖更”为真所以前半句不成立，故“黎曼猜想成立”为真，证毕。

基本概念

逆否命题：命题 “如果 P，则 Q”，其逆否命题是 “如果非Q，则非P”。逆否命题等价于原命题，当且仅当原命题的结构为蕴含式（implication）形式，即 “如果 P，则 Q”的If-Then 结构
存在量词与任意量词之间的转化：
$$(\exist x \sim Hx) \iff (\sim \forall x Hx)$$
$$(\sim \exist x Hx) \iff ( \forall x \sim Hx)$$

代数结构

在抽象代数里，代数结构（algebraic structure）是指装备了一个及以上的运算（最一般地，可以允许有无穷多个运算）的非空集合。一般研究的代数结构有群、环、域、格、模、域代数和向量空间等等。在数学中，更具体地说，在抽象代数中，代数结构是一个集合(称为载体集或底层集合)，它在它上定义了一个或多个满足公理的有限运算。

GPT

群：

定义： 群是一个集合，其中有一个二元运算（通常是加法或乘法），满足封闭性（运算的结果仍在集合内）、结合律、存在单位元素（对于加法是0，对于乘法是1）和每个元素都有逆元素。
例子： 整数集合与加法形成一个群，因为整数的加法满足上述条件。

环：

定义： 环是一个集合，其中有两个二元运算（通常是加法和乘法），满足封闭性、结合律、存在加法单位元素、存在加法逆元素、乘法分配律。
在环中，乘法逆元素对于0是未定义的。也就是说，在环中，存在一个乘法逆元素的元素不能为0。环的乘法可以有逆元素，但不要求对所有非零元素都有。
例子： 整数集合与加法和乘法形成一个环，因为整数的加法和乘法满足上述条件。

域：

定义： 域也是一个集合，其中有两个二元运算（通常是加法和乘法），满足封闭性、结合律、存在加法和乘法单位元素、存在加法逆元素、存在乘法逆元素、乘法分配律。额外的，域要求乘法逆元素对于0是未定义的。
在域中，每个非零元素都必须有乘法逆元素。换句话说，对于域中的任何非零元素，都存在一个元素与之相乘得到域中的乘法单位元素（通常是1）。
域是环的一种特殊情况，区别在于域要求乘法逆元素对于所有非零元素都是定义的。
例子： 实数或复数集合与加法和乘法形成一个域，因为它们的加法和乘法满足上述条件。

简而言之，这些结构是数学中用来研究运算规则和性质的工具。在计算机学习中，这些抽象概念可以用来建模和解决各种问题，例如在优化算法、密码学、图形学等领域。如果有具体的问题或关注的方面，请告诉我，我将尽力提供更详细的解释。

需要进一步的研究学习

暂无

遇到的问题

暂无

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

秋招，百度的高铁柱面试官说，定义问题是很关键的一件事。能不能形式化的定义。（我已经很久没有注意这件事了，确实很重要。

参考文献

[^2]: wiki First-order logic

Posted 2023-07-18Updated 2025-01-30Operating system27 minutes read (About 4012 words)

Thread

导言

通过多线程来利用多核是常见的加速方法，但是随着代码的开发，运行时可能有30~40个子线程共存，但是这些线程的重要程度往往是不同的，OS默认调度是感知不到线程的重要性，

因此需要：

使用线程优先级来提高线程的重要性。
通过主动绑核来隔离各个线程。

基础知识

切换开销

线程在核间切换的开销是极小的(Java uses lots of threads but threads have become significantly faster and cheaper with the NPTL in Linux 2.6.)，与其考虑切换开销，不如注意不同优先级线程同一个核竞争的问题。

静态/动态优先级与调度域

基本概念：
静态/动态优先级：见深入理解Linux内核 - 第七章进程调度 - 调度算法。
调度域：见深入理解Linux内核 - 第七章进程调度 - 多处理器系统中任务队列的平衡 - 调度域^1

物理机调度会感知到超线程，NUMA结构，并避免在之间调度

创建

在C++中，有几种方式可以实现线程的创建。下面是一些常见的方法：

1. 使用 C++11 标准库的 `std::thread` 类

这是C++11标准引入的线程库，使用起来非常方便。你可以直接创建一个 std::thread 对象并传递一个函数或可调用对象（如lambda表达式）。

示例代码：

#include <iostream>
#include <thread>

void threadFunction() {
    std::cout << "Hello from thread!" << std::endl;
}

int main() {
    std::thread t(threadFunction);  // 创建线程，立刻执行 threadFunction
    t.join();  // 等待线程执行完毕
    return 0;
}

std

使用 std::thread 创建的子线程会立刻开始执行。具体来说，当你创建 std::thread 对象并将函数或可调用对象传递给它时，线程会立即开始执行你传递的函数或代码块。

例如，以下代码中的子线程会在创建后立即执行 threadFunction：

#include <iostream>
#include <thread>

void threadFunction() {
    std::cout << "Hello from thread!" << std::endl;
}

int main() {
    std::thread t(threadFunction);  // 创建线程，子线程立刻开始执行
    t.join();  // 等待子线程执行完毕
    return 0;
}

在这段代码中，一旦执行到 std::thread t(threadFunction); 这行代码，子线程会立刻开始执行 threadFunction。主线程则继续执行后面的代码。在调用 t.join(); 之前，主线程和子线程是并行执行的。

需要注意的是，如果不调用 t.join();，主线程可能会在子线程完成之前就结束，从而导致子线程的输出可能不会被看到。因此，通常会使用 join() 来确保主线程等待子线程执行完毕。

2. 使用 `std::async` 和 `std::future`

std::async 可以用于异步执行任务，返回一个 std::future 对象，你可以通过这个对象获取任务的执行结果。

示例代码：

#include <iostream>
#include <future>

int asyncFunction() {
    return 42;
}

int main() {
    std::future<int> result = std::async(asyncFunction);  // 异步执行函数
    std::cout << "Result: " << result.get() << std::endl;  // 获取结果
    return 0;
}

3. 使用 POSIX 线程（Pthreads）

在使用较早的C++版本或在一些特定的操作系统（如Linux）下，pthread 是创建和管理线程的常用方式。需要包含 <pthread.h> 头文件。

示例代码：

#include <iostream>
#include <pthread.h>

void* threadFunction(void*) {
    std::cout << "Hello from POSIX thread!" << std::endl;
    return nullptr;
}

int main() {
    pthread_t thread;
    pthread_create(&thread, nullptr, threadFunction, nullptr);  // 创建POSIX线程
    pthread_join(thread, nullptr);  // 等待线程结束
    return 0;
}

4. 使用Boost库

Boost库提供了丰富的线程管理功能，使用起来与标准库类似，但需要安装Boost库。

示例代码：

#include <boost/thread.hpp>
#include <iostream>

void threadFunction() {
    std::cout << "Hello from Boost thread!" << std::endl;
}

int main() {
    boost::thread t(threadFunction);  // 创建Boost线程
    t.join();  // 等待线程执行完毕
    return 0;
}

5. 使用原生操作系统API

可以直接调用操作系统提供的API来创建线程，例如在Windows上使用 CreateThread，在Unix/Linux上使用 pthread_create。

Windows上的示例代码：

#include <windows.h>
#include <iostream>

DWORD WINAPI threadFunction(LPVOID lpParam) {
    std::cout << "Hello from Windows thread!" << std::endl;
    return 0;
}

int main() {
    HANDLE thread = CreateThread(
        nullptr,         // 默认安全属性
        0,               // 默认堆栈大小
        threadFunction,  // 线程函数
        nullptr,         // 线程函数参数
        0,               // 默认创建标志
        nullptr);        // 返回线程ID

    WaitForSingleObject(thread, INFINITE);  // 等待线程结束
    CloseHandle(thread);  // 关闭线程句柄
    return 0;
}

总结

C++11 std::thread 是最常用和推荐的方式，简单易用且跨平台。
std::async 更适合用于需要返回值的异步操作。
POSIX pthread 适合在类Unix系统上使用，适应性强但需要更多的低层管理。
Boost线程库 提供了丰富的功能，适合需要额外功能的场合。
操作系统API 更适合需要与操作系统深度集成的场景。

修改

线程独占的信息很少，一般就是线程名的获取和设置。

线程名

#include <sys/prctl.h>

if (prctl(PR_SET_NAME, ("ACL_thread")) != 0) {
    ASCEND_LOGE("set thread name failed!");
}

char thread_name[16];  // 线程名称最大为16字节，包括终止符
if (prctl(PR_GET_NAME, thread_name, 0, 0, 0) == 0) {
    std::cout << "Thread name: " << thread_name << std::endl;
} else {
    std::cerr << "Error getting thread name" << std::endl;
}

处理器亲和性

如何结合Host端和Device端的设计细节来高效线程调度

nvidia-smi等知道busID，
使用类似 lspci -vv |grep "Processing a" -A 6 知道NUMA拓扑
numactl -H 看内存分布

鲲鹏920的环形总线结构

192核，分为8个node，每个node的24核又分为6个cluster，每个cluster的4个核为最小单元。

简单测试: 使用taskset -c 0-4 {command},可以实现命令绑定在编号0-3核上。
代码内实现: c++内通过pthread_setaffinity_np函数实现。
- 绑定到NUMA node后，利用OS的自动CPU负载均衡即可。

将线程A绑定到一个核心上后，从这个线程创建出的子线程应该是会继承这个pthread_setaffinity_np的效果, 还有Thread name

* `htop -p pid` 里 `a` 选项可以显示已有的亲和性设置
* `ps -p pid` 可以看见CMD相同。

CPU负载均衡：线程的自动切换

线程在不同的 CPU 核之间切换是一种常见现象，这种行为被称为 CPU 负载均衡。它并不总是为了让线程变快，而是为了更好地管理系统资源和提高整体系统性能。以下是为什么会发生这种切换的原因：

负载均衡：

操作系统调度器 会尝试将 CPU 负载分布在所有可用的核心上，以防止某些核心过载或某些核心闲置。这种均衡有助于提高系统的整体性能和响应速度。
当一个核心的负载变得很高时，调度器可能会将一些线程移到其他较空闲的核心上执行，以平衡系统负载。

热管理：

多核处理器通常具有动态电源管理和温度控制机制。如果某个核心由于过度使用而变热，调度器可能会将线程切换到另一个较冷的核心，以避免过热并确保处理器稳定运行。

中断处理：

操作系统可能会将某些中断处理程序绑定到特定的核心上。当这些中断发生时，当前正在处理的线程可能会被暂停，并移到另一个核心继续执行。

资源竞争：

不同的核心共享某些资源（例如缓存、内存控制器等）。如果多个线程在同一个核心上运行，可能会导致资源争用。调度器可以通过在不同核心之间移动线程来减轻这种争用，从而提高性能。

调度策略：

Linux 内核使用的调度策略（如 CFS：Completely Fair Scheduler）可能会认为在不同核心之间移动线程可以更公平地分配 CPU 时间片，从而提高系统的整体吞吐量。

是否会变快？线程在不同核心之间的切换本身不会让某个线程“变快”。相反，频繁的切换会引入一些开销（如缓存失效，线程状态切换等），在某些情况下甚至可能导致性能下降。

然而，通过均衡负载、管理热量和资源争用，操作系统调度器可以确保系统的稳定性和长时间运行时的性能一致性。因此，从全局来看，这种行为通常有利于提高系统的整体性能和响应能力，而不仅仅是单个线程的性能。

解决方法：如果你希望某个线程固定在一个核心上运行（避免在不同核心之间切换），可以使用 CPU 亲和性 来绑定线程到特定核心。但在大多数情况下，操作系统调度器会比手动绑定做得更好，除非你有非常特殊的性能要求。

使用 isolcpus 的内核设置可以隔离核心，但是这需要重启，有什么办法能不重启实现隔离吗

你可以使用 cset 工具来动态隔离 CPU 核心，而无需重启系统。cset（cpuset 的前端工具）允许你创建 CPU 和内存的分组，并将特定的任务分配到这些分组中，从而达到核心隔离的效果。以下是如何使用 cset 实现隔离的基本步骤：

安装 cset：

如果你的系统上还没有安装 cset，你可以使用包管理工具进行安装，例如在 Ubuntu 上：
1
sudo apt-get install cset
创建 CPU 集（cpuset）：

使用 cset 创建一个新的 CPU 集，比如将 CPU 2 和 3 隔离：
1
sudo cset set --cpu=2,3 --set=isolated
将任务分配到隔离的 CPU 集：

你可以将一个特定的任务（如进程 ID 或命令）绑定到刚才创建的 CPU 集中：
1
sudo cset proc --set=isolated --exec command
或者，如果你有一个运行中的进程，假设它的 PID 是 1234：
1
sudo cset proc --set=isolated --move 1234
查看当前 CPU 集：

你可以通过以下命令查看所有 CPU 集和任务的分配情况：
1
sudo cset set --list
移除 CPU 集：

如果你想恢复 CPU 核心的默认状态，可以删除创建的 CPU 集：
1
sudo cset set --destroy isolated

通过使用 cset，你可以在不重启系统的情况下灵活地管理 CPU 核心的分配和隔离。

请注意，cset 适用于需要较高实时性和性能隔离的应用场景。如果你的系统任务调度特别复杂，使用 cset 进行动态隔离可能需要更多的调试和配置。

数据竞争

进程内的多个线程共享地址空间，意味着共享全局变量，需要使用锁来避免写冲突

线程不拥有系统资源，但它可以与同属一个进程的其他线程共享进程的资源。
线程有自己的程序计数器、寄存器集合和栈。

使用互斥锁访问全局变量

共享访问：

全局变量可以被进程中的所有线程访问和修改。

数据竞争：

当多个线程同时访问和修改同一个全局变量时，可能会发生数据竞争（race condition），导致不可预测的结果。

线程安全：

如果全局变量被多个线程访问，需要确保对这些变量的访问是线程安全的。这通常通过使用互斥锁（mutexes）、读写锁（read-write locks）、原子操作（atomic operations）或其他同步机制来实现。

可见性：

在某些情况下，一个线程对全局变量的修改可能不会立即对其他线程可见。这与处理器缓存、编译器优化以及内存屏障（memory barriers）的使用有关。

初始化：

全局变量的初始化在多线程环境中需要特别注意，以确保在任何线程访问变量之前，变量已经被正确初始化。

为了确保线程安全，可以使用互斥锁：

#include <iostream>
#include <thread>
#include <vector>
#include <mutex>

int globalVariable = 0;
std::mutex globalMutex; // 互斥锁

void incrementGlobal() {
    std::lock_guard<std::mutex> lock(globalMutex); // 锁定互斥锁
    globalVariable++;
}

int main() {
    std::vector<std::thread> threads;
    for (int i = 0; i < 10; ++i) {
        threads.push_back(std::thread(incrementGlobal));
    }

    for (auto& thread : threads) {
        thread.join();
    }

    std::cout << "Final value of globalVariable: " << globalVariable << std::endl;
    return 0;
}

在这个同步版本中，我们使用 std::mutex 和 std::lock_guard 来确保每次只有一个线程可以修改全局变量，从而避免了数据竞争。

总之，虽然线程可以访问同一个全局变量，但必须小心处理并发访问，以确保程序的正确性和稳定性。

单例模式，全局(互斥锁)来监控，所有线程

要实现一个全局的 class 来统计进程中所有出现的线程的 TID，并为每个 TID 分配一个 CPU 核心，可以按照以下步骤进行设计。

提供注册线程和分配核心的功能。
提供一个静态实例，以确保全局唯一性。

#include <iostream>
#include <map>
#include <thread>
#include <mutex>
#include <sys/syscall.h>
#include <unistd.h>

class ThreadManager {
public:
    // 获取ThreadManager实例
    static ThreadManager& getInstance() {
        static ThreadManager instance;
        return instance;
    }

    // 注册线程并分配核心
    void registerThread() {
        std::lock_guard<std::mutex> lock(mutex_);
        pid_t tid = syscall(SYS_gettid);  // 获取当前线程的TID
        if (threadMap_.find(tid) == threadMap_.end()) {
            int core = getNextCore();
            threadMap_[tid] = core;
            std::cout << "Thread " << tid << " assigned to core " << core << std::endl;
        }
    }

    // 获取分配给特定TID的核心
    int getCore(pid_t tid) {
        std::lock_guard<std::mutex> lock(mutex_);
        auto it = threadMap_.find(tid);
        if (it != threadMap_.end()) {
            return it->second;
        }
        return -1; // 如果未找到TID，则返回-1
    }

private:
    std::map<pid_t, int> threadMap_;  // 线程ID和核心的映射表
    std::mutex mutex_;                // 保护threadMap_的互斥锁
    int nextCore_;                    // 下一个分配的核心号

    ThreadManager() : nextCore_(0) {}  // 构造函数初始化nextCore_

    // 获取下一个核心号（简单轮询策略）
    int getNextCore() {
        int core = nextCore_;
        nextCore_ = (nextCore_ + 1) % std::thread::hardware_concurrency();  // 轮询分配核心
        return core;
    }

    // 禁止复制构造和赋值操作符
    ThreadManager(const ThreadManager&) = delete;
    ThreadManager& operator=(const ThreadManager&) = delete;
};

// 测试线程函数
void threadFunction() {
    ThreadManager::getInstance().registerThread();  // 注册线程
    // 线程的其他操作
}

int main() {
    std::thread t1(threadFunction);
    std::thread t2(threadFunction);

    t1.join();
    t2.join();

    return 0;
}

ThreadManager 类:
- 采用了单例模式来确保全局唯一性。
- registerThread() 函数用于在 threadMap_ 中注册线程的 TID 并分配核心号。
- getCore() 函数用于获取特定 TID 的分配核心。
线程注册:
- 在每个线程中调用 ThreadManager::getInstance().registerThread() 来注册线程的 TID 并分配核心。

待研究

pthread to learn
父子线程进程的退出影响

参考文献

Posted 2023-07-18Updated 2025-01-30Tutorials8 minutes read (About 1175 words)

ssh config & X11 & jump-machine

ssh config常见设置

Host node5
  HostName node5.xydustc.me   #或者ip
  IdentityFile ~/.ssh/id_rsa  #windows： "C:\Users\Administrator\.ssh\id_rsa"
  IdentitiesOnly yes          #IdentitiesOnly指定ssh只能使用配置文件指定的identity和certificate文件或通过ssh命令行通过身份验证，即使ssh-agent或PKCS11Provider提供了多个identities。
  User shaojiemike
  Port 22
  ProxyCommand E:\\commonSoftware\\Git\\mingw64\\bin\\connect.exe -S 127.0.0.1:7890 -a none %h %p
  # 注意ProxyCommand不能写全局，会代理其他ssh。出现ctrl-c会中断ssh连接之类的错误

Host *
   ForwardAgent yes     #是否将本地SSH代理转发到远程主机。如果设置为“yes”，则可以在远程主机上使用本地SSH代理，而无需在远程主机上设置新的SSH连接。
   AddKeysToAgent yes   #是否将私钥添加到ssh-agent中。如果设置为“yes”，则在使用ssh连接时，ssh客户端会自动将私钥添加到ssh-agent中。
   ForwardX11 yes
   ForwardX11Trusted yes
   Compression yes
   TCPKeepAlive=yes
   ServerAliveInterval 60 # Client每隔 60 秒发送一次请求给 Server，然后 Server响应，从而保持连接
   ServerAliveCountMax 3 # Client发出请求后，服务器端没有响应得次数达到3，就自动断开连接，正常情况下，Server 不会不响应

更安全但是更简单的加密 ed25519

Use new way

The error message “userauth_pubkey: key type ssh-rsa not in PubkeyAcceptedAlgorithms [preauth]” indicates that the SSH server is configured to accept specific public key algorithms, and the client attempted to use the “ssh-rsa” algorithm, which is not included in the accepted algorithms list.

To resolve this issue, you have a few options:

Update SSH Key Algorithm:
If you are generating a new key pair, consider using a more secure algorithm such as Ed25519 instead of the older RSA algorithm.
1
ssh-keygen -t ed25519 -f /path/to/output/keyfile -C "Your Comment Here"
Update Server Configuration:
If you don’t have control over the client’s key type, you may need to update the server’s SSH configuration to include support for the “ssh-rsa” algorithm. Open the SSH server configuration file (usually located at /etc/ssh/sshd_config), and add or modify the following line:
1
PubkeyAcceptedAlgorithms +ssh-rsa
After making the change, restart the SSH server.
1
sudo service ssh restart
Note: Adding “ssh-rsa” might reduce the security of your SSH server, as RSA is considered less secure than some newer algorithms.
Check Key Types:
Ensure that you are using the correct key type when attempting to authenticate. If you are using an existing key, make sure it’s the right type (e.g., Ed25519) and not RSA.

Choose the option that best fits your security requirements and constraints. If possible, it’s generally recommended to use more modern and secure key algorithms like Ed25519 over older ones like RSA.

查看 ssh 日志

1	sudo journalctl -u ssh --since "yesterday" \|less

X11 forward GUI

windows use mobaxterm, mac use xquartz + iterms

1	ssh -Y [email protected]

跳板机

目的

在管理外网服务器时，出于安全等因素的考虑，我们一般不会把所有服务器都设置成可ssh直连，而是会从中挑选出一台机器作为跳板机，当我们想要连接外网服务器时，我们要先通过ssh登录到跳板机，再从跳板机登录到目标服务器。

密钥认证

开启ssh-agent，然后将我们的private key添加到ssh-agent中。

$ eval $(ssh-agent)
Agent pid 8350
$ ssh-add
Identity added: /home/yt/.ssh/id_rsa (yt@arch)
Identity added: /home/yt/.ssh/id_ed25519 (yt@arch)

ssh登录到跳板机（不过此次加上了-A参数，表示开启agent forwarding）。

1	ssh -A [email protected]

或者直接

1	ssh -J [email protected] [email protected]

这条命令将会首先连接到 [email protected] 的跳板机，然后再通过跳板机连接到 [email protected] 的目标服务器。

scp传递数据

1	scp -J [email protected] [email protected]:/path/to/source/file /path/to/destination/file

这个命令将会通过 [email protected] 的跳板机从源文件 /path/to/source/file 复制数据到 [email protected] 的目标文件 /path/to/destination/file。

config配置

Host <name>
    HostName 127.0.0.1 #是不是写错了??不是目标ip吗？
    User <user>
    Port <port>
    ProxyCommand ssh <cloud-user>@<cloud-host> -W %h:%p

//example
Host xunfei-V100
   HostName 172.31.97.164
   User root
   ProxyCommand C:\Windows\System32\OpenSSH\ssh.exe node1 netcat -w 120 %h %p

如何判断当前ssh没用跳板机

check is ssh use direct connect not use jump host

基于跳板机的x11转发

google check ssh gui x11 use jump host

https://www.ibm.com/support/pages/how-forward-x11-client-through-jump-host-back-pc-x-emulator

server side
1. /etc/ssh/sshd_config
  1. X11Forwarding yes
  2. X11UseForwarding yes
2. install xauth
  1. environment variables on the server. DISPLAY and XAUTHORITY will automatically be set to their proper values.
  2. if DISPLAY is not set, it means ssh is not forwarding the X11 connection.
client side
1. ForwardX11 yes in ~/.ssh/config
  1. X11UseLocalhost yes
2. ssh -v -X name@ip # -v for debug

使用跳板机转发 vscode

vlab 能正常登录的情况下ssh -i D:\\PowerShell\\vlab-vm7096.pem [email protected]

有两种设置ssh config设置方法

Host jumpSnode6Ipv4W
  Hostname 202.38.72.23
  User shaojiemike
  Port 22
  ProxyCommand C:\\Windows\\System32\\OpenSSH\\ssh.exe -W %h:%p -i D:\\PowerShell\\vlab-vm7096.pem ubuntu@vlab.ustc.edu.cn

Host jumpSnode6Ipv4
  Hostname 202.38.72.23
  User shaojiemike
  Port 22
  ProxyCommand C:\\Windows\\System32\\OpenSSH\\ssh.exe -i D:\\PowerShell\\vlab-vm7096.pem ubuntu@vlab.ustc.edu.cn netcat -w 120 %h %p

参考文献

https://cloud.tencent.com/developer/article/1501977

Posted 2023-07-17Updated 2025-01-30Tutorials14 minutes read (About 2118 words)

package manager: apt

基本概念

Ubuntu 版本代号

都是动物, 都是两个词，并且两个词的首字母相同,从6.06开始，首字母从D开始递增。

中间版本也有代号 Ubuntu 14.10 (Utopic Unicorn) 以及 Ubuntu 14.04.5 LTS (Trusty Tahr) 官网可以查看

$ lsb_release -a
No LSB modules are available.
Distributor ID: Ubuntu
Description:    Ubuntu 20.04.5 LTS
Release:        20.04
Codename:       focal

各版本代号

PPA（Personal Package Archive）

PPA 代表个人包存档。
PPA 允许应用程序开发人员和 Linux 用户创建自己的存储库来分发软件。
使用 PPA，您可以轻松获得更新的软件版本或无法通过官方 Ubuntu 存储库获得的软件。
除了PPA之外，其他操作系统也有类似的概念，例如Debian的APT存储库、Fedora的DNF存储库等。

常见三板斧

1
2
3

sudo add-apt-repository ppa:dr-akulavich/lighttable
sudo apt-get update
sudo apt-get install lighttable-installer

DEB packages

DEB packages（Debian Binary Package）是Debian及其基于Debian的操作系统（如Ubuntu）中使用的软件包格式。它们是一种存档格式，包含软件的二进制文件、配置文件、依赖关系和其他必要的文件。DEB packages是一种用于软件分发和安装的标准格式。

相比于PPA，大部分DEB的包没有source.list.不能自动更新。

repository

存储库是文件的集合，其中包含有关各种软件、其版本和其他一些详细信息（如校验和）的信息。每个 Ubuntu 版本都有自己的一套官方的四个存储库：

Main – Canonical-supported free and open-source software. 规范支持的免费和开源软件。
Universe – Community-maintained free and open-source software. 社区维护的自由和开源软件。
Restricted – Proprietary drivers for devices. 设备的专有驱动程序。
Multiverse – Software restricted by copyright or legal issues. 受版权或法律问题限制的软件。

Ubuntu 添加软件源

换源操作官方教程和官方软件源

清华教程或者科大教程

1
2
3

sudo nano /etc/apt/sources.list
# add link
# ctrl+X y enter保存

清空缓存

1 2	sudo apt clean && sudo apt autoclean sudo apt-get update /autoremove /upgrade

PPA vs repository

to read： https://itsfoss.com/ppa-guide/

实践

Ubuntu20.04 install old gcc4.8

寻找支持gcc-4.8的apt源，也就是xenial版本的一个源。

vim /etc/apt/sources.list

deb http://dk.archive.ubuntu.com/ubuntu/ xenial main
deb http://dk.archive.ubuntu.com/ubuntu/ xenial universe

sudo apt update
//会显示 Get:54 http://dk.archive.ubuntu.com/ubuntu xenial/main i386 Packages [1,196 kB]
sudo apt install gcc-4.8

Ubuntu20.04 install new glibc-2.35

Ubuntu 22.04 有对应的 glibc

1	deb https://mirrors.ustc.edu.cn/ubuntu/ jammy main restricted universe multiverse

原本的思路是安装gcc-11, 结果发现glibc需要增量安装。需要在node5进行测试。

Unpacking libc6:i386 (2.35-0ubuntu3) over (2.31-0ubuntu9.9) ...
Preparing to unpack .../6-libselinux1_3.3-1build2_amd64.deb ...
De-configuring libselinux1:i386 (3.0-1build2) ...
Unpacking libselinux1:amd64 (3.3-1build2) over (3.0-1build2) ...
tar: /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6: version `GLIBC_2.33' not found (required by /lib/x86_64-linux-gnu/libselinux.so.1)
tar: /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6: version `GLIBC_2.34' not found (required by /lib/x86_64-linux-gnu/libselinux.so.1)
dpkg-deb: error: tar subprocess returned error exit status 1
dpkg: error processing archive /tmp/apt-dpkg-install-b0waQ0/7-libselinux1_3.3-1build2_i386.deb (--unpack):
 dpkg-deb --control subprocess returned error exit status 2
tar: /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6: version `GLIBC_2.33' not found (required by /lib/x86_64-linux-gnu/libselinux.so.1)
tar: /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6: version `GLIBC_2.34' not found (required by /lib/x86_64-linux-gnu/libselinux.so.1)
dpkg-deb: error: tar subprocess returned error exit status 1
dpkg: error processing archive /tmp/apt-dpkg-install-b0waQ0/8-libc-bin_2.35-0ubuntu3_amd64.deb (--unpack):
 dpkg-deb --control subprocess returned error exit status 2
Errors were encountered while processing:
 /tmp/apt-dpkg-install-b0waQ0/4-libc6_2.35-0ubuntu3_amd64.deb
 /tmp/apt-dpkg-install-b0waQ0/7-libselinux1_3.3-1build2_i386.deb
 /tmp/apt-dpkg-install-b0waQ0/8-libc-bin_2.35-0ubuntu3_amd64.deb
/usr/bin/dpkg: /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6: version `GLIBC_2.33' not found (required by /lib/x86_64-linux-gnu/libselinux.so.1)
/usr/bin/dpkg: /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6: version `GLIBC_2.34' not found (required by /lib/x86_64-linux-gnu/libselinux.so.1)
/usr/bin/gdbus: /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6: version `GLIBC_2.33' not found (required by /lib/x86_64-linux-gnu/libselinux.so.1)
/usr/bin/gdbus: /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6: version `GLIBC_2.34' not found (required by /lib/x86_64-linux-gnu/libselinux.so.1)
E: Sub-process /usr/bin/dpkg returned an error code (1)
E: Sub-process dpkg --set-selections returned an error code (1)
E: Couldn't revert dpkg selection for approved remove/purge after an error was encountered!

Install newest gcc

https://gist.github.com/application2000/73fd6f4bf1be6600a2cf9f56315a2d91

update-alternatives 设置软件版本

1
2
3

sudo update-alternatives --install /usr/bin/clang clang /usr/bin/clang-6.0 1 --slave /usr/bin/clang++ clang++ /usr/bin/clang++-6.0
sudo update-alternatives --install /usr/bin/clang clang /usr/bin/clang-10 1 --slave /usr/bin/clang++ clang++ /usr/bin/clang++-10
sudo update-alternatives --install /usr/bin/gcc gcc /usr/bin/gcc-4.8 20

将某个版本加入gcc候选中，最后的数字是优先级.

运行下面命令切换

1	sudo update-alternatives --config gcc

代理 apt-get

apt不能使用export http_proxy的代理，需要额外设置

临时设置

如果只是暂时设置代理，一次性使用：

sudo -E http_proxy="http://proxy.example.com:port" apt-get update

# or -o 'xxx'
sudo apt -o Acquire::https::proxy="http://<proxy-url>:<port>/" update
sudo apt-get -o Acquire::http::proxy="http://<proxy-url>:<port>/" update

永久设置

Or add lines in /etc/apt/apt.conf

Acquire::http::proxy "http://<proxy>:<port>/";
Acquire::ftp::proxy "ftp://<proxy>:<port>/";
Acquire::https::proxy "https://<proxy>:<port>/";

Acquire::http::proxy "http://127.0.0.1:7233/";
Acquire::ftp::proxy "ftp://127.0.0.1:7233/";
Acquire::https::proxy "https://127.0.0.1:7233/";

This was the reason why you could reach proxy but couldn’t get past it, since there is no username password information. So just put that info into it.

1
2
3

Acquire::http::proxy "http://<username>:<password>@<proxy>:<port>/";
Acquire::ftp::proxy "ftp://<username>:<password>@<proxy>:<port>/";
Acquire::https::proxy "https://<username>:<password>@<proxy>:<port>/";

save the file and you are done…

TIP: More better add these lines in another file, /etc/apt/apt.conf.d/80proxy. This will ensure that after a version upgrade changes won’t be lost.

Could not handshake

1 2	Err:3 https://swupdate.openvpn.net/community/openvpn3/repos focal Release Could not handshake: The TLS connection was non-properly terminated. [IP: 127.0.0.1 7233]

直接将Acquire::https::proxy "https://<proxy>:<port>/";
改成Acquire::https::proxy "http://<proxy>:<port>/";

有时候代理也解决不了，就只能手动安装deb包

可以参考jellyfin的教程

问题

shaojiemike@snode6 ~/github/llvm-3.5/llvm-project  [01:59:12]
> apt update
Reading package lists... Done
E: Could not open lock file /var/lib/apt/lists/lock - open (13: Permission denied)
E: Unable to lock directory /var/lib/apt/lists/
W: Problem unlinking the file /var/cache/apt/pkgcache.bin - RemoveCaches (13: Permission denied)
W: Problem unlinking the file /var/cache/apt/srcpkgcache.bin - RemoveCaches (13: Permission denied)

sudo 解决, or sudo rm /var/lib/apt/lists/lock

etcd start fail

See "systemctl status etcd.service" and "journalctl -xe" for details.
invoke-rc.d: initscript etcd, action "start" failed.
● etcd.service - etcd - highly-available key value store
Loaded: loaded (/lib/systemd/system/etcd.service; disabled; vendor preset: enabled)
Active: failed (Result: exit-code) since Thu 2024-09-05 22:21:44 EDT; 10ms ago
Docs: https://github.com/coreos/etcd
man:etcd
Process: 71732 ExecStart=/usr/bin/etcd $DAEMON_ARGS (code=exited, status=1/FAILURE)
Main PID: 71732 (code=exited, status=1/FAILURE)

Sep 05 22:21:43 huawei systemd[1]: Starting etcd - highly-available key value store...
Sep 05 22:21:44 huawei etcd[71732]: etcd on unsupported platform without ETCD_UNSUPPORTED_ARCH=arm64 set.
Sep 05 22:21:44 huawei systemd[1]: etcd.service: Main process exited, code=exited, status=1/FAILURE
Sep 05 22:21:44 huawei systemd[1]: etcd.service: Failed with result 'exit-code'.
Sep 05 22:21:44 huawei systemd[1]: Failed to start etcd - highly-available key value store.
dpkg: error processing package etcd-server (--configure):
installed etcd-server package post-installation script subprocess returned error exit status 1
dpkg: dependency problems prevent configuration of etcd:
etcd depends on etcd-server; however:
Package etcd-server is not configured yet.

dpkg: error processing package etcd (--configure):
dependency problems - leaving unconfigured
Setting up zsh (5.4.2-3ubuntu3.2) ...
No apport report written because the error message indicates its a followup error from a previous failure.
Processing triggers for man-db (2.8.3-2ubuntu0.1) ...
Errors were encountered while processing:
etcd-server
etcd
E: Sub-process /usr/bin/dpkg returned an error code (1)

这个错误的主要原因是 etcd 尝试在不受支持的架构上运行（即 arm64），并且你没有设置环境变量 ETCD_UNSUPPORTED_ARCH=arm64 来强制 etcd 运行。因此，etcd 服务启动失败。

要解决这个问题，你可以尝试以下步骤：

设置环境变量 ETCD_UNSUPPORTED_ARCH=arm64

编辑 etcd.service 的配置文件，使其在启动时包含该环境变量。

打开 /lib/systemd/system/etcd.service：

1	sudo nano /lib/systemd/system/etcd.service

在 [Service] 部分添加以下行：

1	Environment="ETCD_UNSUPPORTED_ARCH=arm64"

保存并关闭文件。
重新加载 systemd 配置并启动 etcd

完成修改后，执行以下命令来重新加载 systemd 配置并启动 etcd：

1 2	sudo systemctl daemon-reload sudo systemctl start etcd

检查服务状态

检查 etcd 服务是否正常启动：

1	sudo systemctl status etcd

查看日志

如果 etcd 服务仍未启动，可以查看 journalctl 以获取详细日志：

1	journalctl -xe

这些步骤应该能帮助你解决 etcd 服务在 arm64 架构上的启动问题。如果问题仍然存在，日志可能会提供进一步的线索。

参考文献

https://blog.csdn.net/feinifi/article/details/121793945

Posted 2023-07-16Updated 2025-01-30toLearn19 minutes read (About 2811 words)

User Kernel Mode

内核态

内核态是计算机系统中的一种特权模式，用于执行操作系统内核的代码和功能。与用户态相比，内核态具有更高的权限和更广泛的访问能力，可以执行一些用户态无法执行的关键任务和操作。下面是从用户态的角度上介绍内核态的功能：

系统调用（System Calls）：内核态允许用户程序通过系统调用接口请求操作系统提供的服务和功能。用户程序可以通过系统调用请求文件操作、网络通信、内存管理等操作。当用户程序执行系统调用时，会触发从用户态切换到内核态的转换，以便内核在高权限下执行相应的操作。
资源管理：内核态负责管理计算机系统的各种资源，包括处理器、内存、磁盘、网络等。在内核态下，操作系统可以对这些资源进行分配、调度和释放，确保资源的有效利用和合理分配。
中断处理：当发生硬件中断或异常时，内核态负责处理中断并提供相应的服务。例如，当用户程序需要与设备进行交互时，内核可以响应设备的中断信号，进行数据传输、状态检查等操作。
进程管理：内核态负责创建、销毁和管理进程。它可以调度进程，分配和回收进程所需的资源，并在必要时进行进程间的通信和同步。
内存管理：内核态控制着计算机系统的内存分配和管理。它负责将物理内存分配给进程，并维护虚拟内存和物理内存之间的映射关系。内核还处理内存保护、页面置换、内存回收等任务。
设备驱动程序：内核态包含设备驱动程序，用于与硬件设备进行交互。它允许操作系统通过设备驱动程序来控制和管理硬件设备，如磁盘驱动程序、网络驱动程序等。
安全和权限管理：内核态能够执行与系统安全和权限相关的任务。它可以控制对系统资源的访问权限，并确保用户程序不能越权访问或修改关键数据和系统配置。

总的来说，内核态提供了操作系统核心功能的执行环境，拥有更高的权限和更广泛的访问能力，使得操作系统能够管理和控制计算机系统的各个方面，同时为用户程序提供必要的服务和保护。

代码位置

在Linux系统中，每个进程的虚拟地址空间中的高位部分通常被映射为内核空间，其中包含了内核态的代码和数据。这个区域通常被称为内核空间或内核页表。内核空间中的内容包括以下两类：

内核代码：内核代码是操作系统内核的实现，包括各种系统调用、设备驱动程序和核心功能的代码。这些代码用于提供操作系统的各种服务和功能，如文件系统操作、进程管理、内存管理、网络通信等。内核代码是所有进程共享的，因为它们代表了操作系统的核心部分，为所有进程提供服务。
共享内核数据结构：内核空间中还包含一些共享的内核数据结构，用于维护系统状态和资源管理。例如，进程调度器、内存管理数据结构、文件描述符表等。这些数据结构被多个进程共享，以便内核能够管理和控制系统资源的分配和使用。

除了以上共享的内容，内核空间还包含一些每个进程独有的部分，例如：

进程描述符（Process Descriptor）：每个进程都有一个唯一的进程描述符，其中包含了进程的状态信息、上下文和其他与进程相关的数据。进程描述符存储在内核空间，每个进程都有自己独立的进程描述符。
用户栈和内核栈：每个进程都有自己的用户栈和内核栈。用户栈用于保存进程在用户态执行时的局部变量和函数调用信息，而内核栈用于保存进程在内核态执行时的上下文信息和函数调用。（内核函数也要嵌套调用）

总结起来，Linux进程的高位部分映射了内核空间，其中包含了内核代码、共享的内核数据结构以及每个进程独有的部分，如进程描述符和栈空间。这种映射允许进程与内核进行交互和访问操作系统的功能和服务。

如何共享

在内核中，代码共享并不是通过动态链接库（.so）的模式来实现的。内核态的代码通常被编译成内核模块或者直接编译进内核映像中，而不是作为独立的可加载库。因此，内核中的代码共享机制与用户空间中的动态链接库不同。

在内核中，代码共享是通过代码复用和内核模块的概念来实现的。内核模块是一种可以动态加载和卸载的代码和数据集合，它可以扩展内核的功能。内核模块可以包含新的设备驱动程序、文件系统、网络协议等，以便在需要时被加载到内核中运行。

内核模块的加载过程可以在运行时根据需要进行，而不需要重新编译整个内核。这样，多个进程可以共享同一个内核模块，从而实现内核代码的共享。当多个进程需要使用某个内核模块时，模块只需要加载一次，然后被多个进程共享调用。

值得注意的是，内核中的代码共享是在内核空间内部进行的，与用户空间的动态链接库不同，它不涉及用户进程的地址空间和加载机制。内核模块的共享是在内核内部完成的，不同进程间可以通过系统调用接口访问共享的内核模块提供的功能和服务。

总结起来，内核中的代码共享是通过内核模块的加载和运行机制来实现的，而不是像用户空间中的动态链接库那样。内核模块可以被多个进程共享调用，从而提供共享的内核功能和服务。

内核态与用户态切换

切换时机

内核态与用户态的切换通常由以下几种情况触发：

系统调用（System Call）：当用户程序通过系统调用请求操作系统提供的服务时，会触发从用户态到内核态的切换。这是最常见的切换方式。
异常（Exception）和中断（Interrupt）：当发生硬件中断、软件中断（如除零错误）、内存访问错误等异常情况时，CPU会切换到内核态来处理异常。这些异常可以是由程序错误、设备请求或其他条件引起的。
外部事件：例如时钟中断、I/O 完成中断等，这些事件可能需要内核处理，因此会导致从用户态切换到内核态。

切换的细节

当进程从用户态切换到内核态，或者从内核态切换回用户态时，涉及到特权级的切换和上下文的保存与恢复。下面是内核态与用户态切换的一般细节：

特权级切换：内核态拥有更高的特权级别，因此从用户态切换到内核态时，CPU会从当前运行的用户模式切换到内核模式。这种切换会改变CPU的状态，包括特权级、堆栈和指令指针。
上下文保存与恢复：在切换到内核态之前，CPU会保存当前用户态下的进程上下文信息，包括程序计数器（PC）、寄存器的值、堆栈指针等。这些上下文信息保存在进程的内核栈中。
内核态执行：当切换到内核态后，CPU开始执行相应的内核代码，处理请求或异常。在内核态下，操作系统可以访问和操作系统的所有资源和功能，执行必要的操作。
上下文恢复与切换回用户态：当内核态的任务完成后，CPU会从内核栈中恢复之前保存的进程上下文信息。然后，CPU会将特权级切换回用户态，并从保存的程序计数器继续执行用户程序。

需要注意的是，内核态与用户态的切换涉及到CPU和操作系统的底层机制，具体细节可能会因操作系统的设计和架构而有所不同。上述描述是一般情况下的概述，不同的操作系统和处理器架构可能会有特定的实现细节。

开销来源

特权级切换
上下文保存与恢复
由于PTI的存在，内核维护了两套页表。切换到内核态时，可能需要切换内存地址空间的映射关系，例如将用户态的虚拟地址空间映射为内核态的地址空间。这可能涉及页表的切换和TLB（Translation Lookaside Buffer）的刷新，会带来一定的延迟和开销。

量化

内核态与用户态的切换时间在数百到数千个CPU周期之间

需要进一步的研究学习

暂无

遇到的问题

暂无

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

参考文献

上面回答部分来自ChatGPT-3.5，没有进行正确性的交叉校验。

无

Posted 2023-07-15Updated 2025-01-30Tutorials42 minutes read (About 6301 words)

Disk

lsblk命令

MAJ:MIN 主:次设备号

TYPE：块设备类型，比如disk磁盘，part分区，lvm逻辑卷，rom只读存储

$ lsblk -f # 查看磁盘分区格式，有格式才能挂载成功。
NAME   FSTYPE   LABEL UUID                                 FSAVAIL FSUSE% MOUNTPOINT
sda
├─sda1
└─sda2 ext4           9449ee1e-7cdb-4852-9c60-73959ce812c0   18.1G    93% /
sdb

lsblk显示 nvme2n1 什么意思

In the output of the lsblk command, nvme2n1 refers to a Non-Volatile Memory Express (NVMe) device. Here’s a breakdown of the naming convention:

nvme: This prefix indicates that the device is an NVMe storage device, which is a type of high-performance, solid-state drive (SSD) that connects directly to the motherboard via the PCIe bus.

fdisk命令

blkid命令

使用blkid命令对查询设备上所采用文件系统类型进行查询。blkid主要用来对系统的块设备（包括交换分区）所使用的文件系统类型、LABEL、UUID等信息进行查询。要使用这个命令必须安装e2fsprogs软件包。

分区已有文件系统

直接使用blkid可列出当前系统中所以已挂载文件系统的类型。(或者 check /etc/fstab)

> blkid
/dev/sdb: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="dc35a623-6a3e-f4fe-f9f7-05e102a9c7ec" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sdc: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="7772d530-24d2-2064-29a3-9d61c0b6289e" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sda: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="683c1101-69b1-f2c6-586b-155fbda91846" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sdd1: UUID="F51A-FBBA" TYPE="vfat" PARTUUID="f377e755-9c1e-41dd-b50b-cb50a095be4c"
/dev/sdd2: UUID="3df43f90-d64c-4061-bbca-2614ecc57f34" TYPE="ext4" PARTUUID="c599a2f0-9888-4f86-88fb-a49b9cde4666"
/dev/sdd3: UUID="f12ca879-4545-46b7-bb2e-bdcdf771cb96" TYPE="swap" PARTUUID="bb5ab1b6-f67b-46fc-aead-14b8b86972ad"
/dev/sdd4: UUID="07fbfa2a-6b48-4423-9260-dc36080b42c4" TYPE="ext4" PARTUUID="6b4f7a39-1c0f-4fcf-a407-b31e469a3cdc"
/dev/sdf: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="86ffe123-2c7f-f7f1-40a0-57a12982fe17" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sdg: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="36a06a4f-c84e-0684-8997-2997a68de012" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sdh: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="369a926d-1f63-f397-ba4e-3118ef2ecf1d" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sde: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="4dd3f6ca-1e73-2606-ec65-c98badcd77ad" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/md0p1: UUID="c960e42b-f321-482d-aed4-c90f29e77291" TYPE="ext4" PARTUUID="d0949a94-c6e4-4621-890b-8d3f2d70fe57"
/dev/md0p2: UUID="addb8c13-8e34-4d8a-995b-101638f2dcbb" TYPE="ext4" PARTUUID="c6594348-58c5-49c2-9f40-82ce49653b7c"
/dev/md0p3: UUID="3354846e-7bec-45fb-8b59-4c6d60340d0d" TYPE="ext4" PARTUUID="8012f7e0-7dfa-46c5-b748-ef04d68a31ed"
/dev/md0p4: UUID="def8fb56-701e-4d6c-81d9-ecb765cc4d06" TYPE="ext4" PARTUUID="f6bb7944-fb1c-42de-af77-545c26303ad2"
/dev/md0p5: UUID="2f0590a9-6490-4758-999f-bdb5ef5954db" TYPE="ext4" PARTUUID="bbfe02f4-6b6a-4eeb-bb58-92b8b14b0997"

> blkid -o list
device                                                                       fs_type         label            mount point                                                                      UUID
------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
/dev/sdb                                                                                          linux_raid_member    ubuntu-server:0       (not mounted)                                                                                         2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e
/dev/sdc                                                                                          linux_raid_member    ubuntu-server:0       (not mounted)                                                                                         2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e
/dev/sda                                                                                          linux_raid_member    ubuntu-server:0       (not mounted)                                                                                         2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e
/dev/sdd1                                                                                         vfat                                       /boot/efi                                                                                             F51A-FBBA
/dev/sdd2                                                                                         ext4                                       /                                                                                                     3df43f90-d64c-4061-bbca-2614ecc57f34
/dev/sdd3                                                                                         swap                                       [SWAP]                                                                                                f12ca879-4545-46b7-bb2e-bdcdf771cb96
/dev/sdd4                                                                                         ext4                                       /tmp                                                                                                  07fbfa2a-6b48-4423-9260-dc36080b42c4
/dev/sdf                                                                                          linux_raid_member    ubuntu-server:0       (not mounted)                                                                                         2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e
/dev/sdg                                                                                          linux_raid_member    ubuntu-server:0       (not mounted)                                                                                         2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e
/dev/sdh                                                                                          linux_raid_member    ubuntu-server:0       (not mounted)                                                                                         2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e
/dev/sde                                                                                          linux_raid_member    ubuntu-server:0       (not mounted)                                                                                         2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e
/dev/md0p1                                                                                        ext4                                       /home                                                                                                 c960e42b-f321-482d-aed4-c90f29e77291
/dev/md0p2                                                                                        ext4                                       /usr                                                                                                  addb8c13-8e34-4d8a-995b-101638f2dcbb
/dev/md0p3                                                                                        ext4                                       /boot                                                                                                 3354846e-7bec-45fb-8b59-4c6d60340d0d
/dev/md0p4                                                                                        ext4                                       /var                                                                                                  def8fb56-701e-4d6c-81d9-ecb765cc4d06
/dev/md0p5                                                                                        ext4                                       /srv                                                                                                  2f0590a9-6490-4758-999f-bdb5ef5954db

UUID

帮助使用者唯一的确定系统中的所有存储设备，不管它们是什么类型的。它可以标识DVD驱动器，USB存储设备以及你系统中的硬盘设备等。

使用原因包括：设备名并非总是不变的

df 命令

shaojiemike@brainiac1 ~/blockFrequency  [08:02:54]
> df -lh 
文件系统        容量  已用  可用 已用% 挂载点
udev             94G     0   94G    0% /dev
tmpfs            19G  4.3M   19G    1% /run
/dev/sdd2       984G   12G  923G    2% /
tmpfs            95G   88K   95G    1% /dev/shm
tmpfs           5.0M     0  5.0M    0% /run/lock
tmpfs            95G     0   95G    0% /sys/fs/cgroup
/dev/md0p3       20G  347M   19G    2% /boot
/dev/sdd4        53G  319M   50G    1% /tmp
/dev/md0p5       47G   53M   45G    1% /srv
/dev/sdd1       511M  3.6M  508M    1% /boot/efi
/dev/md0p4      590G  5.7G  554G    2% /var
/dev/md0p1      6.5T  5.1T  1.2T   82% /home
/dev/loop0       49M   49M     0  100% /snap/core18/2289
/dev/loop1       58M   58M     0  100% /snap/core20/1360
/dev/loop3       38M   38M     0  100% /snap/snapd/14982
/dev/loop4       38M   38M     0  100% /snap/snapd/15183
/dev/loop2       58M   58M     0  100% /snap/core20/1380
/dev/loop5       61M   61M     0  100% /snap/lxd/21843
/dev/loop7       49M   49M     0  100% /snap/core18/2349
/dev/loop6       62M   62M     0  100% /snap/lxd/22530
tmpfs            19G     0   19G    0% /run/user/1006
tmpfs            19G     0   19G    0% /run/user/1008
tmpfs            19G     0   19G    0% /run/user/1005

snap的机制

一种新的安装包管理方式。使用snapcraft将软件打包成snap格式的打包工具集。

+-----------+       +------------+      +------------+
| Developer +------>| Snapcraft  +----->| Snap Store |
+-----------+       +------------+      +-----+------+
                                              | update     
                                              v       
+-----------+       +------------+      +------------+
| End User  +------>|   Snap     +----->|   Snapd    |
+-----------+       +-----+------+      +-----+------+
                          | containerize      |       
                          v                   |       
                    +------------+            |       
                    |   Snaps    |<-----------+ manage
                    +------------+

core

snap的每个版本软件会，占用一个/dev/loop

1 2	/snap/core18 代表ubuntu 18版本的软件所运行的环境 /snap/core20 代表ubuntu 20版本的软件所运行的环境

Snap应用运行在以Ubuntu
为核心的容器里，与各个发行版做到了解耦。因此Snap应用的开发者很开心了，
只需保证自己应用在[Ubuntu Core]欢快运行即可，不需要考虑其他发行版的适配。

snapd

Snap应用由snapd守护进程管理。snapd每天会去Snap Store查本地Snap应
用有没有可用更新，如果有，就把更新拿下来，应用到当前Snap应用上。自动更新不可关闭,但是可以设置延迟60天。

lxc/lxd

lxc是Linux Container的简写，它是一种内核虚拟化技术，可以提供轻量级的虚拟化，以便隔离进程和资源；它不需要提供指令解释机制，没有全虚拟化的复杂性，相当于C++中的NameSpace。
lxc容器能有效地把操作系统管理的资源划分到不同的组中，并能在不同的组之间平衡有冲突的资源使用需求，因此它可以在单一的主机节点上同时执行多个相互隔离的容器。

lxd是基于lxc构筑的容器管理进程，提供镜像、网络、存储、以及容器等能力。

大家可能有个疑问，为什么不用docker容器呢？docker容器原先也是我的首选，但实际操作过程中发现snap包安装所需要的squashfs文件系统在docker中无法mount，会出现如下错误：

1	system does not fully support snapd: cannot mount squashfs imag

tmpfs

/dev/shm下的tmpfs是内存的一半,是一个临时文件系统，驻留在内存中，所以/dev/shm/这个目录不在硬盘上，而是在内存里。因为是在内存里，所以读写非常快，可以提供较高的访问速度。

/sys/fs/cgroup是systemd在代码里自动挂载的。cgroups(Control Groups) 是 linux 内核提供的一种机制，这种机制可以根据需求把一系列系统任务及其子任务整合(或分隔)到按资源划分等级的不同组内，从而为系统资源管理提供一个统一的框架。简单说，cgroups 可以限制、记录任务组所使用的物理资源。

/run/user是每个login的用户所需的一些数据

> ls /run/user -l
总用量 0
drwx------ 7 qcjiang     qcjiang     360 Jul 11 14:54 1005
drwx------ 7 shaojiemike shaojiemike 780 Jul 11 01:10 1006
drwx------ 7 zwcao       zwcao       360 Jul  9 15:48 1008
drwx------ 7 udfrt       udfrt       200 Jul 11 16:03 1010

利用tmpfs这个特性可以用来提高服务器性能，把一些对读写性能要求较高，但是数据又可以丢失的这样的数据保存在/dev/shm中，来提高访问速度。

tmpfs用途还是较广的，Linux中可以把一些程序的临时文件放置在tmpfs中，利用tmpfs比硬盘速度快的特点来提升系统性能。比如可以用来放squid程序的缓存文件。

# 临时调整大小，重启后会恢复正常，恢复为内存一半大小。
mount -o remount,size=777M tmpfs /dev/shm
# 永久修改
vim  /etc/fstab 
# 把tmpfs这一行改为：
tmpfs                   /dev/shm                tmpfs   defaults,size=777M     0 0

/etc/fstab 解析

/etc/fstab 是专门用配置挂载硬盘的文件

语法为：

[Device] [Mount Point] [File System Type] [Options] [Dump] [Pass]

[Device] 包含文件系统的device或者partition 
[Mount Point] 挂载的目录，从该目录可以访问设备/分区的内容（注意：swap没有装入点）
[File System Type] 文件系统类型
[Options] mount的选项，默认的defaults
[Dump] 是否开启备份，0 来表示不备份这个区
[Pass]  fsck是否会check该区域，0表示不检查。fsck （文件系统检查）是一种命令行程序，可让您在一个或多个Linux文件系统上执行一致性检查和交互式修复。 它用于检查指定类型文件系统。 在系统无法启动或无法安装分区的情况下，可以使用 fsck 命令修复损坏的文件系统。

Device

device 有两种表示方式，可以用/dev/xdx 之类的location 或者硬件的UUID 来表示，硬件的UUID 可以用blkid 来查询

对于uuid

# / was on /dev/sdd2 during curtin installation  
/dev/disk/by-uuid/3df43f90-d64c-4061-bbca-2614ecc57f34 / ext4 defaults 0 0

> blkid |grep 3df
/dev/sdd2: UUID="3df43f90-d64c-4061-bbca-2614ecc57f34" TYPE="ext4" PARTUUID="c599a2f0-9888-4f86-88fb-a49b9cde4666"

对于id

# /home was on /dev/md0p1 during curtin installation                                            
/dev/disk/by-id/md-uuid-2d900913:d0a44a15:7bd846dd:a015c95e-part1 /home ext4 defaults 0 0
# /usr was on /dev/md0p2 during curtin installation
/dev/disk/by-id/md-uuid-2d900913:d0a44a15:7bd846dd:a015c95e-part2 /usr ext4 defaults 0 0
# /boot was on /dev/md0p3 during curtin installation
/dev/disk/by-id/md-uuid-2d900913:d0a44a15:7bd846dd:a015c95e-part3 /boot ext4 defaults 0 0
# /var was on /dev/md0p4 during curtin installation
/dev/disk/by-id/md-uuid-2d900913:d0a44a15:7bd846dd:a015c95e-part4 /var ext4 defaults 0 0
# /srv was on /dev/md0p5 during curtin installation
/dev/disk/by-id/md-uuid-2d900913:d0a44a15:7bd846dd:a015c95e-part5 /srv ext4 defaults 0 0

> blkid |grep a015c95e
/dev/sdb: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="dc35a623-6a3e-f4fe-f9f7-05e102a9c7ec" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sdc: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="7772d530-24d2-2064-29a3-9d61c0b6289e" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sda: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="683c1101-69b1-f2c6-586b-155fbda91846" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sdf: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="86ffe123-2c7f-f7f1-40a0-57a12982fe17" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sdg: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="36a06a4f-c84e-0684-8997-2997a68de012" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sdh: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="369a926d-1f63-f397-ba4e-3118ef2ecf1d" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"
/dev/sde: UUID="2d900913-d0a4-4a15-7bd8-46dda015c95e" UUID_SUB="4dd3f6ca-1e73-2606-ec65-c98badcd77ad" LABEL="ubuntu-server:0" TYPE="linux_raid_member"

这里可以看到这7个硬盘的UUID是一样的，说明属于同一个RAID文件系统卷，但是子卷UUID_SUB是不一样的

问题:

为什么8块盘里/dev/sdd1第四块被拆成了4份
blkid里的
1. UUID_SUB 什么意思
2. /dev/md0p1
  1. 好像和GPT分区有关
3. 为什么device里 /dev/md0p1 没和blkid的对应上

File System Type

auto, vfat( for FAT partition), ntfs or ntfs-3g( for NTFS partition), ext4 or ext3 or ext2 or jfs, udf or iso9660 ( for CD/DVD), swap

磁盘分区 MBR vs GPT

当服务器插入一块硬盘，如果我们想要使用该硬盘，需要先使用磁盘分区管理工具进行磁盘分区，然后格式化分区，把分区挂载到目录

上，才可以正式使用该硬盘存储文件。磁盘分区管理工具有很多，本文主要介绍fdisk，gdisk,parted，并进行比较。

判断分区是GPT还是MBR

fdisk -l和gdisk -l /dev/sda都可以，下面介绍另一种

sudo parted -l
型号：TOSHIBA AL15SEB120N (scsi)                                                                                 磁盘 /dev/sdd: 1200GB
扇区大小 (逻辑/物理)：512B/512B
分区表：gpt
磁盘标志：

编号  起始点  结束点  大小    文件系统        名称  标志
 1    1049kB  538MB   537MB   fat32                 启动, EFI 启动
 2    538MB   1074GB  1074GB  ext4
 3    1074GB  1143GB  68.7GB  linux-swap(v1)        交换
 4    1143GB  1200GB  57.2GB  ext4

型号：Linux 软件 RAID 数组 (md)
磁盘 /dev/md0: 8401GB
扇区大小 (逻辑/物理)：512B/512B
分区表：gpt
磁盘标志：

编号  起始点  结束点  大小    文件系统  名称  标志
 1    1049kB  7147GB  7147GB  ext4
 2    7147GB  7684GB  537GB   ext4
 3    7684GB  7705GB  21.5GB  ext4
 4    7705GB  8349GB  644GB   ext4
 5    8349GB  8401GB  51.3GB  ext4

可以看出上面的普通硬盘和RAID0都是GPT。#显示Partition Table: msdos，则是MBR分区

MBR(Master Boot Record)

是传统的分区机制，应用于绝大多数使用BIOS引导的PC设备（苹果使用EFI的方式），很多Server服务器即支持BIOS也支持EFI的引导方式。MBR只支持不超过2TB的硬盘。

MBR分区分为:

主分区（一块硬盘最多只能创建4个主分区）、
扩展分区（一个扩展分区会占用一个主分区的位置）、
逻辑分区（逻辑分区是基于扩展分区创建出来的，
1. 先有扩展分区，然后在扩展分区的基础上再创建逻辑分区；
2. 也就是说我们要使用逻辑分区，必须先要创建扩展分区，扩展分区的空间是不能被直接使用的，
3. 我们必须在扩展分区的基础上去建立逻辑分区，才能够被使用）。
在Linux上使用扩展分区和逻辑分区最多可以创建15个分区；

GPT(GUID Partition Table)分区

解决了MBR的很多缺点；
1. 支持超过2TB的磁盘；
2. 向后兼容MBR；
3. GPT分区只支持64位操作系统；

fdisk对/dev/sdb硬盘进行分区

必须先取消挂载，取消挂载后分区。不然分区结果重启后会消失，文件全没了。

1	sudo umount /mnt/ #挂载目录

创建一个主分区，一个扩展分区，其中扩展分区包含两个逻辑分区。

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lsblk
sdb               8:16   0    1G  0 disk 
└─sdb1            8:17   0  200M  0 part

sdb这块磁盘大小为1G。而且已有分区sdb1

# fdisk /dev/sdb
p              #打印分区表
d         #因为此磁盘只有一个分区sdb1，所以按d删除时候默认不会让选择要删除的分区，如果有多个分区会提示要删除的分区。
p        #打印分区表，再次查看分区表，发现/dev/sdb1已经被删除
Command (m for help): n                  #新建分区
Partition type:
   p   primary (0 primary, 0 extended, 4 free)             #主分区
   e   extended                                            #扩展分区
Select (default p): p                                      #选择新建主分区
Partition number (1-4, default 1):                         #主分区号，会生成/dev/sdb1
First sector (2048-2097151, default 2048):                  #开始扇区，回车默认从2048开始
Using default value 2048
Last sector, +sectors or +size{K,M,G} (2048-2097151, default 2097151): +50M     #分配主分区大小，在此为50M
Partition 1 of type Linux and of size 50 MiB is set

Command (m for help): n                    #新建分区
Partition type:
   p   primary (1 primary, 0 extended, 3 free)
   e   extended
Select (default p): e                      #选择创建扩展分区
Partition number (2-4, default 2):          #扩展分区编号，在此我们直接回车，默认为/dev/sdb2
First sector (104448-2097151, default 104448):               #默认回车，从当前扇区开始
Using default value 104448
Last sector, +sectors or +size{K,M,G} (104448-2097151, default 2097151): +500M    #分配扩展分区大小，在此为500M
Partition 2 of type Extended and of size 500 MiB is set

Command (m for help): n
Partition type:
   p   primary (1 primary, 1 extended, 2 free)
   l   logical (numbered from 5)
Select (default p): l                         #新建逻辑分区
Adding logical partition 5                    #默认逻辑分区编号为5
First sector (106496-1128447, default 106496):                 #逻辑分区起始位置
Using default value 106496
Last sector, +sectors or +size{K,M,G} (106496-1128447, default 1128447): +200M     #分配逻辑分区大小，在此为200M
Partition 5 of type Linux and of size 200 MiB is set

Command (m for help): n     
Partition type:
   p   primary (1 primary, 1 extended, 2 free)
   l   logical (numbered from 5)
Select (default p): l                   #新建第二个逻辑分区
Adding logical partition 6
First sector (518144-1128447, default 518144): 
Using default value 518144
Last sector, +sectors or +size{K,M,G} (518144-1128447, default 1128447):             #直接回车，默认分配剩余空间
Using default value 1128447
Partition 6 of type Linux and of size 298 MiB is set

Command (m for help): p
...
Disk label type: dos

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/sdb1            2048      104447       51200   83  Linux
/dev/sdb2          104448     1128447      512000    5  Extended
/dev/sdb5          106496      516095      204800   83  Linux
/dev/sdb6          518144     1128447      305152   83  Linux

#通过如上输出可知，/dev/sdb1为主分区，/dev/sdb2为扩展分区，扩展分区又包含两个逻辑分区/dev/sdb5和/dev/sdb6

Command (m for help): w            #保存分区信息并退出

[root@node5 ~]# lsblk
NAME            MAJ:MIN RM  SIZE RO TYPE MOUNTPOINT
sdb               8:16   0    1G  0 disk 
├─sdb1            8:17   0   50M  0 part 
├─sdb2            8:18   0    1K  0 part 
├─sdb5            8:21   0  200M  0 part 
└─sdb6            8:22   0  298M  0 part

格式化分区

把/dev/sdb5格式化成ext4文件系统
[root@node5 ~]# mkfs.ext4 /dev/sdb5

挂载分区

1 2	mkdir /sdb5 mount /dev/sdb5 /sdb5

设置开机自动挂载分区

磁盘分区使用mount手动挂载之后，还需要把挂载信息写入/etc/fstab文件中，不然重启之后，需要重新挂载。

1	mount -a #重新加载内核

RAID - mdadm

mdadm是一个用于创建、管理、监控RAID设备的工具，它使用linux中的md驱动。mdadm程序是一个独立的程序，能完成所有软件RAID的管理功能。常见功能如下:

mdadm –create device options…
1. Create a new array from unused devices.
mdadm –manage device options…
1. make changes to an existing array.
mdadm –misc options… devices
1. report on or modify various md related devices.

配置文件

配置文件，默认是”/etc/mdadm.conf”或者是”/etc/mdadm/mdadm.conf”

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> cat /etc/mdadm/mdadm.conf
ARRAY /dev/md0 metadata=1.2 name=ubuntu-server:0 UUID=2d900913:d0a44a15:7bd846dd:a015c95e
MAILADDR root

–metadata=定义组件设备上超级块的类型。对于–create，默认是0.90。

0,0.90 ：限制一个RAID中的设备数为28个，限制组件设备大小为2TB

1,1.0,1.1,1.2 ：不同的子版本号标识在不同的地方存储超级块。1.0在设备的结尾，1.1在设备的开头，1.2在设备的4K处。

MAILADDR 使用monitor模式(同时也使–scan选项)时，警报事件发送到的Email地址。

sudo mdadm -Ds > /etc/mdadm/mdadm.conf

把查询出来的 RAID 信息写到 mdadm.conf 中

-s 或 –scan 扫描 RAID 设备；-D 或 –detail 查看 RAID 的详细信息

查看当前RAID

> cat /proc/mdstat
Personalities : [raid0] [linear] [multipath] [raid1] [raid6] [raid5] [raid4] [raid10]
md0 : active raid0 sdf[4] sde[3] sdh[6] sdg[5] sda[0] sdc[2] sdb[1]
      8203865600 blocks super 1.2 512k chunks

unused devices: <none>

RAID0的搭建

猜测命令

1	mdadm –create /dev/md0 –chunk=512 –metadata=1.2 –level=0 –raid-devices=7 /dev/sda /dev/sdb /dev/sdc /dev/sde /dev/sdf /dev/sdg /dev/sdh

说明：使用7块创建RAID0，条带大小是512KB。

创建完之后

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> lsblk -l
md0     9:0    0  7.7T  0 raid0
md0p1 259:0    0  7.7T  0 md

fdisk /dev/md0 #分区
mount /dev/md0p1 /home/ #挂载
mount /dev/md0p2 /usr/ #挂载
mount /dev/md0p3 /boot/ #挂载
...

> lsblk -l
md0     9:0    0  7.7T  0 raid0
md0p1 259:0    0  6.5T  0 part  /home
md0p2 259:1    0  500G  0 part  /usr
md0p3 259:2    0   20G  0 part  /boot
md0p4 259:3    0  600G  0 part  /var
md0p5 259:4    0 47.8G  0 part  /srv

vi /etc/fstab #设置开机自动挂载

扩容，添加硬盘

增大RAID 的大小涉及按给定顺序执行下列任务：

增加所有组成 RAID 的所有分区的大小，
增加 RAID 本身的大小，
最后增加文件系统的大小。

第一步：

1	mdadm /dev/md0 --add /dev/sdc1

说明：给md0增加热备盘sdc1。运行cat /proc/mdstat等到 RAID 同步并一致，然后再继续下一个分区。

第二步：
RAID 阵列配置将继续使用原始阵列大小，直到您强制其了解新的可用空间。您可以为 RAID 指定大小或使用最大可用空间。

查看大小

1	sudo mdadm -D /dev/md0 \| grep -e "Array Size" -e "Dev Size"

将RAID大小增加到最大可用大小

1	sudo mdadm --grow /dev/md0 -z max

第三步: 不确定

更改 Ext2、Ext3 或 Ext4 文件系统的大小(先查看md0分区大小)

先fdisk删除part1分区，新建同名(同分区标号)的分区，First cylinder起始点相同，通过改变终点为最大值来扩容。

将文件系统大小扩展为名为 /dev/md0 的设备的最大可用大小，请输入

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> sudo resize2fs /dev/md0p1
resize2fs 1.45.5 (07-Jan-2020)
文件系统已经为 1744830464 个块（每块 4k）。无需进一步处理！

如果未指定大小参数，大小将默认为该分区的大小。

loop机制

Loop设备是一种块设备，但是它并不指向硬盘或者光驱，而是指向一个文件块或者另一种块设备。

回环设备（ ‘loopback device’）允许用户以一个普通磁盘文件虚拟一个块设备。设想一个磁盘设备，对它的所有读写操作都将被重定向到读写一个名为 disk-image 的普通文件而非操作实际磁盘或分区的轨道和扇区。（当然，disk-image 必须存在于一个实际的磁盘上，而这个磁盘必须比虚拟的磁盘容量更大。）回环设备允许你这样使用一个普通文件。

应用

将一个Loop设备指向一个文件系统文件，比如iso文件，紧接着就可以通过mount挂载该loop设备到主文件系统的一个目录下了，我们就可以正常访问该镜像中的内容，就像访问一个文件系统一样。

简单使用

losetup -a列出已使用的。

loop设备映射或者指向一个文件：

# 创建一个文件
dd if=/dev/zeroof=/var/loop.img bs=1M count=10240
# 使用losetup将文件转化为块设备,获得了一个磁盘
losetup /dev/loop0 /var/loop.img
# 在磁盘上构建文件系统
# 挂载
mkdir /myloopdev
mount /dev/loop0 /myloopdev
# 正常使用
# 卸载该磁盘
umount /myloopdev
# 接着删除该loop设备，
losetup –d  /dev/loop0

mount 硬盘

实际操作

物理挂盘

注意，推进插入的时候把卡扣打开

命令行处理

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fdisk -l # 看不见新盘
lsblk # 也看不见
sudo reboot # 重启

还是找不到？还是8块。

猜测：盘坏了吗？

额外找了其他类型的盘，还有160GB的固态插上。确实是四块坏盘。换了借口也无法识别。

1	sudo shutdown -h now # 热拔插还是有风险

总算整了5块

sdi         8:128  0 931.5G  0 disk  
└─sdi1      8:129  0 931.5G  0 part  
sdj         8:144  0 149.1G  0 disk  
├─sdj1      8:145  0   512M  0 part  
└─sdj2      8:146  0 148.6G  0 part  
sdk         8:160  0   1.8T  0 disk  
└─sdk1      8:161  0   1.8T  0 part  
sdl         8:176  0   1.8T  0 disk  
└─sdl1      8:177  0   1.8T  0 part  
sdm         8:192  0   1.8T  0 disk  
└─sdm1      8:193  0   1.8T  0 part

尝试一： RAID0扩容

那sdk为例。

> sudo fdisk /dev/sdk #d 删除分区
> sudo mdadm /dev/md0 --add /dev/sdk
mdadm: add new device failed for /dev/sdk as 7: Invalid argument
# 没分区的结构

尝试分区后add分区

1 2	> sudo mdadm /dev/md0 --add /dev/sdk1 mdadm: add new device failed for /dev/sdk1 as 7: Invalid argument

第二种：

1	mdadm --grow /dev/md0 --level=0 --raid-devices=8 --add /dev/sdk

理论上这样的，但是要reshape，而且和dev.raid.speed_limit_max速度有关。我不确定会不会丢失资料，所以没尝试。

所以没有扩容

尝试二：普通挂载

先格式化各个分区

> blkid -o list                                                            
/dev/sdi1                                                                    ext4                                 (not mounted)                                                            
/dev/sdl1                                                                    LVM2_member                          (not mounted)                                                            
/dev/sdm1                                                                    LVM2_member                          (not mounted)                                                               
/dev/sdk1                                                                    LVM2_member                          (not mounted)

sdi/l/m/k 全部格式化为ext4。blkid -o list不是实时的。挂载后通过df -Th查看

1 2	sudo mkfs.ext4 /dev/sdk1 sudo mount /dev/sdk1 /addDisk/DiskNo4

修改权限，大家都可以访问（直接777算了

1	sudo chmod -R ogu+r+w+X /addDisk

配置开机启动，blkid -o list 获得uuid

/dev/sdk1                                                                    ext4                                 (not mounted)                                                                    ac862e68-9c6f-424a-b4ec-e44e62f7a330
/dev/sdj1                                                                    ext4                                 (not mounted)                                                                    8258b393-2e8e-41d1-9b84-0a7f88986443
/dev/sdl1                                                                    ext4                                 (not mounted)                                                                    5c2e1324-ecc5-40dd-a668-4ec682065d9f
/dev/sdi1                                                                    ext4                                 (not mounted)                                                                    0ae289c5-51f7-4ef2-a07c-6ec8d123e065

修改/etc/fstab

# /addDisk/DiskNo1 was on /dev/sdi1 during curtin installation  
/dev/disk/by-uuid/0ae289c5-51f7-4ef2-a07c-6ec8d123e065 /addDisk/DiskNo1 ext4 defaults 0 0
# /addDisk/DiskNo2 was on /dev/sdl1 during curtin installation  
/dev/disk/by-uuid/5c2e1324-ecc5-40dd-a668-4ec682065d9f /addDisk/DiskNo2 ext4 defaults 0 0
# /addDisk/DiskNo3 was on /dev/sdj1 during curtin installation  
/dev/disk/by-uuid/8258b393-2e8e-41d1-9b84-0a7f88986443 /addDisk/DiskNo3 ext4 defaults 0 0
# /addDisk/DiskNo4 was on /dev/sdk1 during curtin installation  
/dev/disk/by-uuid/ac862e68-9c6f-424a-b4ec-e44e62f7a330 /addDisk/DiskNo4 ext4 defaults 0 0

COW 文件系统

USB启动的系统，会挂载在COPY-ON-WRITE

ubuntu@ubuntu:/dev$ df -lh
Filesystem      Size  Used Avail Use% Mounted on
udev            126G     0  126G   0% /dev
tmpfs            26G  3.0M   26G   1% /run
/dev/sdc1        29G  2.1G   27G   8% /cdrom -- USB启动的设备
/dev/loop0      2.0G  2.0G     0 100% /rofs
/cow            126G  209M  126G   1% /

需要进一步的研究学习

查找未挂载的盘 lsblk
判断硬盘好坏，是否坏道
1. 检测坏块sudo badblocks -v /dev/sda > badsectors.txt
2. 综合评价sudo smartctl -H /dev/sda10
格式化硬盘
挂载新分区
1. 查看已有盘挂载的分区
如何挂载已有分区

遇到的问题

暂无

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

参考文献

https://forum.ubuntu.org.cn/viewtopic.php?t=487421

https://bbs.huaweicloud.com/blogs/197847

https://blog.csdn.net/dangelzjj/article/details/104200396

https://www.cnblogs.com/renshengdezheli/p/13941563.html

https://linux.cn/article-7961-1.html

Posted 2023-07-15Updated 2025-01-30Operating systeman hour read (About 6793 words)

File System

文件系统简介

计算机文件系统是操作系统的一个重要组成部分,它管理计算机存储设备上的文件,负责文件存储、读取和组织等功能。文件系统的主要作用包括:

文件存储与寻址:文件系统负责在存储设备上对文件进行存取,需要找到文件在存储设备上的位置。常见的寻址机制有:
- FAT表:使用文件分配表记录每个文件所占用簇的位置。
- inode:为每个文件分配一个inode,记录文件存储位置、大小、访问时间等元信息。
文件组织与优化:文件系统负责组织硬盘空间,常见的组织结构包括:
- 目录结构:将文件组织成目录/子目录的树形层次结构。
- 碎片整理:通过碎片整理优化空间利用率。
- 块大小:通过调整块大小来改善IO性能。
访问控制:管理文件访问权限、用户组等信息,确保访问安全。
- 高级功能:一些文件系统实现了高级功能,如快照、数据压缩、加密等。
- 系统完整性:提供一致性检验、崩溃恢复机制来保证文件系统完整可靠。

常见的文件系统包括Windows上的FAT、NTFS,Unix/Linux上的ext、XFS、Btrfs等。

文件系统的设计对操作系统的性能、安全性有很大影响。一个优秀的文件系统应提供高效的IO访问、良好的安全控制和数据完整性保障。选择正确的文件系统对不同场景也很重要。

评估文件系统

性能:读写速度、响应时间、并发支持如何,可以测试IO性能。
可靠性:数据完整性保证、Crash可恢复性如何,测试崩溃恢复。
安全性:访问控制、防篡改机制如何,测重写、破坏后的数据恢复。
容量:最大文件大小、卷大小、目录容量如何,测试边界极限。
扩展性:可线性扩展还是需要重构,测试大容量情况下的性能。
元数据:元信息组织结构,是否支持快速查找、高级索引。
分配机制:如何分配和回收空间,是否会产生碎片。
一致性:是否保证读写顺序一致性,如何支持缓存与本地IO。
插件机制:是否可以通过插件扩展功能,如压缩、加密等。
兼容性:是否兼容主流平台和老系统,测试迁移和交互兼容性。

基本概念：数据分块存储

文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做”扇区”（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。

但是就像内存读取也不会只读一个字节，硬盘的存储和读取都是按照Block进行的(比如,4KB即连续八个 sector组成一个 block。)

早期：FAT文件系统

早期文件分配表（File Allocate Table，FAT）

链表结构解决了文件和物理块映射的问题。

小结

常见的FAT12、FAT16、FAT32格式,用于早期Windows系统。
优点：简单易用,支持跨平台
缺点：非常占用内存, 效率和安全性不高。
- 比如 1T 的硬盘，如果块的大小是 1K，那么就需要 1G 个 FAT 条目。
- 通常每个 FAT 条目还会存一些其他信息，需要 2~3 个字节， FAT条目总共占用 2-3G 的内存空间，才能用来管理 1T 的硬盘空间。

常见：基于inode的文件系统

基于 inode(index node的数据结构) 的传统文件系统。文件数据被存储不同块里面，文件的元数据信息就会被存储在inode里面。

特点

在Unix/Linux中广泛使用的文件系统,如Ext、XFS等。
每个文件都有一个对应的inode,记录文件元信息和数据块位置。
操作系统通过inode找到文件内容,支持权限控制等高级功能。
效率高,安全可靠,但inode会占用一定存储空间。

文件操作流程

由于inode号码与文件名分离

删除流程
- 删除一个文件名，就会使得inode节点中的”链接数”减1。当这个值减到0，表明没有文件名指向这个inode，系统就会回收这个inode号码，以及其所对应block区域。
- 直接删除inode，能够起到删除(包含特殊字符)文件的作用find ./* -inum 节点号 -delete
移动文件或重命名文件
- 只是改变文件名，不影响inode号码；

inode存储Block信息

为了解决数据变化问题，它引入了3个存储指针设计。

直接指针可以直接指向数据块本身，数据块就是保存数据的块
间接指针是在前面的指针指针不够的时候才会启用，间接指针可以看成链表那样，间接指针会指向一个个索引块，这块本身又是一个数据块的指针也是只是指向存储数据块。
第3类指针，指向一个二级索引块，二级索引块的指针还可以指向新的索引块

大小占用

每个inode节点的大小固定，一般是128字节或256字节。
inode节点的总数，在格式化时就给定，~~一般是每1KB或每2KB就设置一个inode~~。
每个文件都必须有一个inode，因此有可能发生inode已经用光，但是硬盘还未存满的情况。这时，就无法在硬盘上创建新文件。
每个inode都有一个号码，操作系统用inode号码来识别不同的文件。

$ df -hi .
Filesystem     Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on
/dev/sda2         56M  5.1M   51M   10% /
或者
/dev/sda2      58605568 5321132 53284436   10% /

# 每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。
$ sudo dumpe2fs -h /dev/sda2 | grep "Inode size"
dumpe2fs 1.45.5 (07-Jan-2020)
Inode size:               256

58605568/256 = 222928 个 inode节点

$ fdisk -l
Disk /dev/sda: 894.26 GiB, 960197124096 bytes, 1875385008 sectors
Disk model: INTEL SSDSC2KB96
Units: sectors of 1 * 512 = 512 bytes
Sector size (logical/physical): 512 bytes / 4096 bytes
I/O size (minimum/optimal): 4096 bytes / 4096 bytes
Disklabel type: gpt
Disk identifier: 86F8050E-C9E7-4BDB-8B0C-89E20B013FF6

Device     Start        End    Sectors   Size Type
/dev/sda1   2048       4095       2048     1M BIOS boot
/dev/sda2   4096 1875382271 1875378176 894.3G Linux filesystem

$ sudo fdisk -l /dev/sda2
Disk /dev/sda2: 894.26 GiB, 960193626112 bytes, 1875378176 sectors (512 bytes per sector)
Units: sectors of 1 * 512 = 512 bytes
Sector size (logical/physical): 512 bytes / 4096 bytes
I/O size (minimum/optimal): 4096 bytes / 4096 bytes

1875378176/228928 = 8192(8K) 个 sector 对应一个inode节点

一个inode节点对应 4MB的空间？

目录、软链接、硬链接

目录：目录是一种特殊的文件，它的inode节点中存储的是文件名和inode号码的对应关系。
软链接：软链接拥有自己的inode，但是文件内容就是一个快捷方式。
- 命令 ln -s /etc/nginx/config link_config
- 文件A和文件B的inode号码虽然不一样，但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时，系统会自动将访问者导向文件B。因此，无论打开哪一个文件，最终读取的都是文件B。这时，文件A就称为文件B的”软链接”（soft link）或者”符号链接（symbolic link）。
- 文件A指向文件B的文件名，而不是文件B的inode号码，文件B的inode”链接数”不会因此发生变化。
硬链接：多个文件名指向同一个inode号码。
- 命令 ln main.c link_main.c

软链接、硬链接区别与使用场景

在大部分常见场景下,硬链接是更优的选择：

硬链接是一个真实文件,不会无效,更可靠。软链接指向的文件移动或删除后会失效。
硬链接与原文件性能一致,软链接需要在查询时重新解析路径。

硬链接也有一些限制：

不能跨文件系统,软链接可以实现跨文件系统的链接。
目录无法创建硬链接,只能软链接。

日志文件系统

NTFS 和 Ext3 是日志文件系统，它们和 FAT 最大的区别在于写入到磁盘中的是日志，而不是数据。
日志文件系统会先把日志写入到内存中一个高速缓冲区，定期写入到磁盘。
日志写入是追加式的，不用考虑数据的覆盖。
一段时间内的日志内容，会形成还原点。这种设计大大提高了性能，当然也会有一定的数据冗余。

日志文件系统与 inode 文件系统的关系

日志文件系统是一种技术,可以建立在多种文件系统之上,包括inode文件系统。
inode文件系统是一种文件系统架构,每个文件都有一个inode保存元信息。ext、xfs等都是这种架构。
但两者不是必然关联的,日志文件系统技术也可以用在非inode型文件系统上。

常见名词及文件系统：MBR、GPT和FAT、EXT2

前两者是磁盘分区格式，后两者是文件系统格式。

MBR、GPT是两种比较常见的磁盘分区格式，而且对于磁盘分区而言，目前也主要是这两种格式。一个分区是一个存储设备上的一块独立区域，用户可以针对这块区域进行单独管理。

NFS:网络文件系统,允许通过网络访问文件,可应用在分布式系统。
ZFS:引入了pooled storage和checksum等特性的128位文件系统。
HFS:Mac OS使用的层次化文件系统,使用B*树对元数据进行组织。

实践：fdisk的结果

“Disk label type”表示当前磁盘的分区形式，
dos表示磁盘分区形式为MBR，
gpt表示磁盘分区形式为GPT

Windows NTFS文件系统

New Technology File System (NTFS):Windows NT引入的文件系统,使用主文件表(MFT)来管理文件,支持高级功能如权限控制等。

NTFS卷上的任何事物都是文件(为了与平时使用的文件相区别，以下用FILE特指)，
FILE通过主文件表(master file table, MFT)来确定其在卷上的位置，
每个FILE有固定大小，一般为1KB。
FILE记录了文件的所有数据，每个数据以一个属性来表示，如文件名、文件长度、文件的时间等都是属性，文件的内容也是一个属性，每个属性有一个特征码。
属性数据较小时能够存放在FILE记录中，称为驻留的属性，反之为非驻留的属性，通过Data Runs来保存其存储索引表。
- 这一点与FAT文件系统不同，FAT文件系统只在目录区保存了文件的首簇号，还要通过FAT表链接关系才能确定文件的全部存放位置。
- Data Runs在一个FILE记录存放不下时还可以用扩展属性，增加FILE记录来保存，即一个文件可以有多个FILE记录。

NTFS的同层目录采用B+树结构，按文件(夹)名保持有序，通过文件号指向文件夹内的文件。文件夹的目录项较少时可以直接存储在文件夹的FILE记录中，目录项较多时占用数据簇，建立INDX记录，存放各目录项的属性。

NTFS文件系统一共由16个“元文件”构成

Linux常见 EXT文件系统的发展简介

ext1

优点：1992 年的 ext 使用在 Linux 内核中的新虚拟文件系统（VFS）抽象层。
- 与之前的 MINIX 文件系统不同的是，ext 可以处理高达 2 GB 存储空间并处理 255 个字符的文件名。
缺点：原始的时间戳（每个文件仅有一个时间戳，而不是今天我们所熟悉的有 inode、最近文件访问时间和最新文件修改时间的时间戳。）

ext2

优点：提供了 GB 级别的最大文件大小和 TB 级别的文件系统大小。
缺点：
- 将数据写入到磁盘的时候，系统发生崩溃或断电，则容易发生灾难性的数据损坏。
- 随着时间的推移，由于碎片（单个文件存储在多个位置，物理上其分散在旋转的磁盘上），它们也遭受了严重的性能损失。

ext3

2001 年 11 月在 2.4.15 内核版本中被采用到 Linux 内核主线中。
优点：使用日志来解决断电数据不一致问题，和 20 世纪 90 年代后期的其它文件系统一样，如微软的 NTFS。

ext4

2008年在 2.6.28 内核版本中被加入到了 Linux 主线。
优点：
- 支持大文件系统，
  - ext3 文件系统使用 32 位寻址，这限制它仅支持 2 TiB 文件大小和 16 TiB 文件系统系统大小
  - ext4 使用 48 位的内部寻址，理论上可以在文件系统上分配高达 16 TiB 大小的文件，其中文件系统大小最高可达 1000000 TiB（1 EiB）
- 分配方式改进，显著提高读写性能
  - 区段(extent)
    - 是一系列连续的物理块 (最多达 128 MiB，假设块大小为 4 KiB），可以一次性保留和寻址。使用区段而不是 block可以减少给定文件所需的 inode 数量，并显著减少碎片并提高写入大文件时的性能。
  - 多块分配(multiple block allocation)
    - ext3 为每一个新分配的块调用一次块分配器。当多个写入同时打开分配器时，很容易导致严重的碎片。
    - 多块分配(multiple block allocation)允许一次性分配大量的连续文件块，以降低碎片并且有利于 RAID 设备的并行写入
  - 延迟分配（delayed block allocation）
    - ext4 使用延迟分配（delayed block allocation），这允许它合并写入并更好地决定如何为尚未提交的写入分配块。
    - 延迟分配允许 ext4 等待分配将写入数据的实际块，直到它准备好将数据提交到磁盘。（相比之下，即使数据仍然在往写入缓存中写入，ext3 也会立即分配块。）
    - 当缓存中的数据累积时，延迟分配块允许文件系统对如何分配块做出更好的选择，降低碎片（写入，以及稍后的读）并显著提升性能。
  - 持久的预分配( allocation without initialization)
    - 在为文件预分配磁盘空间时，大部分文件系统必须在创建时将零写入该文件的块中。
    - ext4 允许替代使用 fallocate()，它保证了空间的可用性（并试图为它找到连续的空间），而不需要先写入它。这显著提高了写入和将来读取流和数据库应用程序的写入数据的性能。
- 提高了对碎片的抵抗力
  - ext2 和 ext3 都不直接支持在线碎片整理 —— 即在挂载时会对文件系统进行碎片整理。
  - ext4 通过 e4defrag 解决了这个问题，且是一个在线、内核模式、文件系统感知、块和区段级别的碎片整理实用程序。

Nas 防止碎片，开启预分配

实践问题： Nas 的 ext4 挂载被识别成NTFS

估计是有一层转换，类似的软件有 UFS Explorer

磁盘读写原理

读写操作分层

对于磁盘的一次读请求，

首先经过虚拟文件系统层（VFS Layer），
其次是具体的文件系统层（例如Ext2），
接下来是Cache层（Page Cache Layer）、
通用块层（Generic Block Layer）、
I/O调度层（I/O Scheduler Layer）、
块设备驱动层（Block Device Driver Layer），
最后是物理块设备层（Block Device Layer）。

Page Cache层

为了提高Linux操作系统对磁盘访问的性能。Cache层在内存中缓存了磁盘上的部分数据。当数据的请求到达时，如果在Cache中存在该数据且是最新的，则直接将数据传递给用户程序，免除了对底层磁盘的操作，提高了性能。
文件Cache分为两个层面，
- 一是Page Cache，另一个Buffer Cache，每一个Page Cache包含若干Buffer Cache。
- Page Cache主要用来作为文件系统上的文件数据的缓存来用，尤其是针对当进程对文件有read/write操作的时候。
- Buffer Cache则主要是设计用来在系统对块设备进行读写的时候，对块进行数据缓存的系统来使用。
磁盘Cache有两大功能：预读和回写。
- 预读其实就是利用了局部性原理，具体过程是：
  - 对于每个文件的第一个读请求，系统读入所请求的页面并读入紧随其后的少数几个页面（通常是三个页面），这时的预读称为同步预读。
  - 对于第二次读请求，
    - 如果所读页面不在Cache中，即不在前次预读的页中，则表明文件访问不是顺序访问，系统继续采用同步预读；
    - 如果所读页面在Cache中，则表明前次预读命中，操作系统把预读页的大小扩大一倍，此时预读过程是异步的，应用程序可以不等预读完成即可返回，只要后台慢慢读页面即可，这时的预读称为异步预读。
  - 任何接下来的读请求都会处于两种情况之一：第一种情况是所请求的页面处于预读的页面中，这时继续进行异步预读；第二种情况是所请求的页面处于预读页面之外，这时系统就要进行同步预读。
- 回写是通过暂时将数据存在Cache里，然后统一异步写到磁盘中。
  - 通过这种异步的数据I/O模式解决了程序中的计算速度和数据存储速度不匹配的鸿沟，减少了访问底层存储介质的次数，使存储系统的性能大大提高。Linux
  - 2.6.32内核之前，采用pdflush机制来将脏页真正写到磁盘中，什么时候开始回写呢？下面两种情况下，脏页会被写回到磁盘：
    - 在空闲内存低于一个特定的阈值时，内核必须将脏页写回磁盘，以便释放内存。
    - 当脏页在内存中驻留超过一定的阈值时，内核必须将超时的脏页写会磁盘，以确保脏页不会无限期地驻留在内存中。

I/O调度层

I/O调度层的功能是管理块设备的请求队列。
- 即接收通用块层发出的I/O请求，缓存请求并试图合并相邻的请求。
- 并根据设置好的调度算法，回调驱动层提供的请求处理函数，以处理具体的I/O请求。
如果简单地以内核产生请求的次序直接将请求发给块设备的话，那么块设备性能肯定让人难以接受，因为磁盘寻址是整个计算机中最慢的操作之一。
为了优化寻址操作，内核不会一旦接收到I/O请求后，就按照请求的次序发起块I/O请求。
为此Linux实现了几种I/O调度算法，算法基本思想就是通过合并和排序I/O请求队列中的请求，以此大大降低所需的磁盘寻道时间，从而提高整体I/O性能。

常见的I/O调度算法包括

Noop调度算法（No Operation）、
CFQ（完全公正排队I/O调度算法）、
DeadLine（截止时间调度算法）、
AS预测调度算法等。

磁盘快速I/O常见机制

Linux系统中请求到达磁盘的一次完整过程，期间Linux一般会通过Cache以及排序合并I/O请求来提高系统的性能。

其本质就是由于磁盘随机读写慢、顺序读写快的磁盘I/O特性。

采用追加写

在进行系统设计时，良好的读性能和写性能往往不可兼得。在许多常见的开源系统中都是优先在保证写性能的前提下来优化读性能。那么如何设计能让一个系统拥有良好的写性能呢？

一个好的办法就是采用追加写，每次将数据添加到文件。
由于完全是顺序的，所以可以具有非常好的写操作性能。
但是这种方式也存在一些缺点：从文件中读一些数据时将会需要更多的时间：
- 需要倒序扫描，直到找到所需要的内容。
- 当然在一些简单的场景下也能够保证读操作的性能：
  - 数据是被整体访问，比如HDFS
  - 知道文件明确的偏移量，比如Kafka
- 在面对更复杂的读场景（比如按key）时，如何来保证读操作的性能呢？
  - 简单的方式是像Kafka那样，将文件数据有序保存，使用二分查找来优化效率；
  - 或者通过建索引的方式来进行优化；
  - 也可以采用hash的方式将数据分割为不同的桶。
- 以上的方法都能增加读操作的性能，但是由于在数据上强加了数据结构，又会降低写操作的性能。
  - 比如如果采用索引的方式来优化读操作，那么在更新索引时就需要更新B-tree中的特定部分，这时候的写操作就是随机写。
- 那么有没有一种办法在保证写性能不损失的同时也提供较好的读性能呢？
- 一个好的选择就是使用LSM-tree。
  - LSM-tree与B-tree相比，LSM-tree牺牲了部分读操作，以此大幅提高写性能。

文件合并和元数据优化

目前的大多数文件系统，如XFS/Ext4、GFS、HDFS，在元数据管理、缓存管理等实现策略上都侧重大文件。

磁盘碎片

不同文件系统的比较

像 FAT 和 FAT32 这类文件系统中，文件紧挨着写入到磁盘中。文件之间没有空间来用于增长或者更新：

NTFS 中在文件之间保留了一些空间，因此有空间进行增长。但因块之间的空间是有限的，碎片也会随着时间出现。

Linux 的日志型文件系统采用了一个不同的方案。与文件相互挨着不同，每个文件分布在磁盘的各处，每个文件之间留下了大量的剩余空间。这就给文件更新和增长留下了很大的空间，碎片很少会发生。

此外，碎片一旦出现了，大多数 Linux 文件系统会尝试将文件和块重新连续起来。

检测命令

在已经挂载的分区中运行 fsck 将会严重危害到你的数据和磁盘。

1 2	umount /path fsck -fn /path

大于20%需要整理。批评fsck不准的文章：大文件碎片少才是最重要的

NEC 的 Akira Fujita 和 Takashi Sato 在十年前就为 ext4 写了在线整理碎片的工具，因此我们直接拿来用就好了。

1	e4defrag -v /path

碎片整理

方法一：整个磁盘文件备份，格式化，重新搬运。(Liunx 会自动将文件进行连续分布排列。)

方法二：

1 2	# 不要中断，很危险 sudo e4defrag /

常见实践问题

为什么出现坏道之后，硬盘会飞速损耗

坏道分为逻辑坏道，和物理坏道。如果是物理坏道，由于异物或者碰撞导致磁头，盘面受损，会导致物理损坏扩散，应该今早备份数据。

并行下载多个两个文件，存储是交叉的吗？读数据会变慢吗？

场景问题：

1.同时向机械硬盘拷贝多个文件夹，每个文件夹里都有多个小文件。
2.同时解压多个压缩包，每个压缩包有大量的小文件。
3.同时安装多个游戏安装包。
会不会导致交叉存储？会不会导致碎片增加？会不会导致游玩游戏时读取速度变慢？

一般不用担心，有些文件系统会做碎片整理。然后操作系统的缓存写和预读策略也会优化。

硬盘的寿命

对于机械硬盘来讲，反复读写、多线程读写等情况对磁盘使用寿命的影响很低，
但“高温”、“低温”、“尘土”、“外力冲击（跌落）”等情况，会对磁盘的寿命造成较大的影响。

需要进一步的研究学习

遇到的问题

暂无

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

参考文献

https://learn.lianglianglee.com/%E4%B8%93%E6%A0%8F/%E9%87%8D%E5%AD%A6%E6%93%8D%E4%BD%9C%E7%B3%BB%E7%BB%9F-%E5%AE%8C/30%20%20%E6%96%87%E4%BB%B6%E7%B3%BB%E7%BB%9F%E7%9A%84%E5%BA%95%E5%B1%82%E5%AE%9E%E7%8E%B0%EF%BC%9AFAT%E3%80%81NTFS%20%E5%92%8C%20Ext3%20%E6%9C%89%E4%BB%80%E4%B9%88%E5%8C%BA%E5%88%AB%EF%BC%9F.md

https://www.ruanyifeng.com/blog/2011/12/inode.html

https://tech.meituan.com/2017/05/19/about-desk-io.html

https://zhuanlan.zhihu.com/p/44267768

https://developer.aliyun.com/article/197465

Posted 2023-07-14Updated 2025-01-30toLearn4 minutes read (About 663 words)

IPCC2022final

学到的一些亮点

总结反思

由于决赛是黑盒制度，没有排行榜，也不知道最终算分的例子是多大。我们优化着眼于自己找的清华的大例子，并行的占比在这部分很小。忽略了小例子里，占比比较高的部分的优化。结果最终赛题例子很小。

如果提前知道元素个数，并行对同一个数组的末尾添加元素可以并行，添加到指定位置之后再统一排序就行。比如山东大学，就是这里快了大约10ms，加上第一次排序快5ms。

比如信息中心(应该是第一名)的排序，用的是归并的基数排序

比如青海大学的优化：

还有高效的排序，怎么实现。类似

需要进一步的研究学习

CSR (压缩稀疏行存储) 矩阵和邻接表在表示图数据结构时,计算和访问性能有些差异:

CSR通过压缩行存储机制,可以大幅减少空间占用,节省内存。但索引算术运算负担重一些
邻接表使用链表指针连接相邻节点,追踪任意一条边的开销很低。但总体占用内存空间更大。
CSR访问任意一个元素通过索引计算直接可以定位,兼具稠密和稀疏矩阵的特点。
邻接表的边访问性能更好,通过指针直接遍历一个节点的所有相邻节点。
CSR的预处理时间较短,更易于向量化实现提高效率。
邻接表更灵活,可表示加权图或处理动态变化的图。
CSR矩阵更易进行压缩和剪枝来优化存储,节省内存带宽。

所以简单来说,如果图更稠密,数据访问模式更随机,CSR可能会有些优势。如果需要频繁遍历边,图结构变化大,邻接表访问效率可能会更高一些。需要根据具体情况选择合适的表示。

遇到的问题

暂无

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

哎呀，你干嘛！今年又~~西巴了~~,惜败了，应该是第三名左右。

参考文献

无

Posted 2023-07-14Updated 2025-01-30Tutorials5 minutes read (About 705 words)

NUMA perf

简介

NUMA使用的目的是为了每个进程能使用local内存来实现高性能。但是假如某进程的local内存提前用完了，会导致无法使用其他进程的内存，反而需要SWAP的问题。(一般小例子遇不到)

https://blog.51cto.com/quantfabric/2594323

https://www.cnblogs.com/machangwei-8/p/10402644.html

NUMA的内存分配策略

缺省(default)：总是在本地节点分配（分配在当前进程运行的节点上）；
绑定(bind)：强制分配到指定节点上；
交叉(interleave)：在所有节点或者指定的节点上交织分配；
优先(preferred)：在指定节点上分配，失败则在其他节点上分配。

因为NUMA默认的内存分配策略是优先在进程所在CPU的本地内存中分配，会导致CPU节点之间内存分配不均衡，当某个CPU节点的内存不足时，会导致swap产生，而不是从远程节点分配内存。这就是所谓的swap insanity 现象。

$ numactl --hardware
available: 2 nodes (0-1)
node 0 cpus: 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47
node 0 size: 64076 MB
node 0 free: 23497 MB
node 1 cpus: 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 48 49 50 51 52 53 54 55 56 57 58 59 60 61 62 63
node 1 size: 64503 MB
node 1 free: 37897 MB
node distances:
node   0   1
  0:  10  21
  1:  21  10

# shaojiemike @ node5 in ~/github/IPCC2022-preliminary/run on git:main o [10:41:54]
$ numactl --show
policy: default
preferred node: current
physcpubind: 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56 57 58 59 60 61 62 63
cpubind: 0 1
nodebind: 0 1
membind: 0 1

常见命令

# 遇到内存不够时
numactl –interleave=all ./exe

# 使用local内存（默认的）
numactl --localalloc ./exe

查看程序的内存的 NUMA情况

在Linux系统上,可以通过以下常用方法来查看和分析程序的NUMA(非统一内存访问)情况:

numastat:查看进程和每个NUMA节点的内存分配和访问统计。
numactl: 查看进程NUMA policy和分配策略,可以手动设置策略。
numa_maps:查看进程在每个NUMA节点上的内存映射情况。
mpstat -P ALL:查看每个CPU核心的统计信息。
pidstat -t:查看进程在每个CPU上的执行时间。
perf stat:统计程序在不同CPU上周期数,检查是否均衡。
likwid-perfctr: 细粒度检测程序在不同内存节点的带宽和延迟。
VTune: Intel的性能分析工具,可以检测NUMA的影响。
代码插桩:统计程序对不同节点内存的访问。
numactl --hardware :查看系统NUMA拓扑结构。

通过综合使用这些工具,可以全面分析程序的NUMA性能,例如内存分布不均,访问模式导致的不均衡等,然后进行针对优化。

c++ malloc时能手动设置内存位置

libnuma: 直接调用libnuma提供的numa_alloc_onnode()和numa_free()等API,在指定节点上分配释放内存。
mmap

需要进一步的研究学习

暂无

遇到的问题

暂无

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

参考文献

无

面向过程 VS 面向对象

面向过程

面向对象

优缺点

面向过程

面向对象

静态语言 vs 动态语言

两者的优缺点

runtime

Go中的 runtime

垃圾回收机制(garbage collection,GC)的设计

C/C++语言为什么没有对指针对象的垃圾回收机制

强类型语言和弱类型语言

ispc

需要进一步的研究学习

遇到的问题

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

参考文献

数学的黑洞

理发师悖论，与罗素悖论

希尔伯特纲领

哥德尔不完备定理

数理逻辑 Mathematical logic

形式逻辑系统 与 一阶逻辑

逻辑推理

基本概念

代数结构

需要进一步的研究学习

遇到的问题

开题缘由、总结、反思、吐槽~~

参考文献

基础知识

切换开销

静态/动态优先级 与 调度域

创建

1. 使用 C++11 标准库的 std::thread 类

2. 使用 std::async 和 std::future

3. 使用 POSIX 线程（Pthreads）

4. 使用Boost库

5. 使用原生操作系统API

总结

修改

线程名

处理器亲和性

数据竞争

待研究

参考文献

ssh config常见设置

更安全但是更简单的加密 ed25519

查看 ssh 日志

X11 forward GUI

跳板机

目的

密钥认证

scp传递数据

config配置

如何判断当前ssh没用跳板机

基于跳板机的x11转发

使用跳板机转发 vscode

参考文献

基本概念

Ubuntu 版本代号

PPA（Personal Package Archive）

DEB packages

repository

Ubuntu 添加软件源

PPA vs repository

实践

Ubuntu20.04 install old gcc4.8

Ubuntu20.04 install new glibc-2.35

Install newest gcc

update-alternatives 设置软件版本

代理 apt-get

临时设置

永久设置

问题

参考文献

内核态

代码位置

如何共享

形式逻辑系统与一阶逻辑

静态/动态优先级与调度域

1. 使用 C++11 标准库的 `std::thread` 类

2. 使用 `std::async` 和 `std::future`

尝试二：普通挂载

日志文件系统与 inode 文件系统的关系