linuxslabh

⑴ linux内核有没有hook机制

有啊，一切顺序逻辑，都有被hook的可能。 下面是一个linux上的hook的实例

截获write系统调用:

#ifndefMODULE
#defineMODULE
#endif

#ifndef__KERNEL__
#define__KERNEL__
#endif
#include<linux/init.h>
#include<linux/mole.h>
#include<linux/version.h>
#include<linux/kernel.h>
#include<asm/unistd.h>
#include<linux/slab.h>
/*
#include<sys/types.h>
#include<asm/fcntl.h>
#include<linux/malloc.h>
#include<linux/types.h>
#include<linux/string.h>
#include<linux/fs.h>
#include<asm/errno.h>
#include<sys/syscall.h>
*/
MODULE_LICENSE("GPL");
structdescriptor_idt
{
unsignedshortoffset_low;
unsignedshortignore1;
unsignedshortignore2;
unsignedshortoffset_high;
};
staticstruct{
unsignedshortlimit;
unsignedlongbase;
}__attribute__((packed))idt48;
staticunsignedintSYS_CALL_TABLE_ADDR;
void**sys_call_table;
intbase_system_call;
int(*orig_write)(unsignedintfd,char*buf,unsignedintcount);
unsignedcharopcode_call[3]={0xff,0x14,0x85};
intmatch(unsignedchar*source)
{
inti;
for(i=0;i<3;i++){
if(source[i]!=opcode_call[i])
return0;
}
return1;
}
intget_sys_call_table(void)
{
inti,j;
unsignedchar*ins=(unsignedchar*)base_system_call;
unsignedintsct;

for(i=0;i<100;i++){
if(ins[i]==opcode_call[0]){
if(match(ins+i)){
sct=*((unsignedint*)(ins+3+i));
printk(KERN_ALERT"sys_call_tabl'saddressis
0x%X
",sct);
returnsct;
}
}
}

printk(KERN_ALERT"can'tfindtheaddressofsys_call_table
");
return-1;
}
inthacked_write(unsignedintfd,char*buf,unsignedintcount)
{
char*hide="hello";
if(strstr(buf,hide)!=NULL){
printk(KERN_ALERT"findname.
");
returncount;
}
else{
returnorig_write(fd,buf,count);
}
}
intinit_mole(void)
{
__asm__volatile("sidt%0":"=m"(idt48));
structdescriptor_idt*pIdt80=(structdescriptor_idt*)(idt48.base+8*0x80);
base_system_call=(pIdt80->offset_high<<16|pIdt80->offset_low);
printk(KERN_ALERT"system_calladdressat0x%x
",base_system_call);
SYS_CALL_TABLE_ADDR=get_sys_call_table();
sys_call_table=(void**)SYS_CALL_TABLE_ADDR;
orig_write=sys_call_table[__NR_write];
sys_call_table[__NR_write]=hacked_write;
return0;
}
voidcleanup_mole()
{
sys_call_table[__NR_write]=orig_write;
}

⑵ linux slab 占用过多

linux slab 占用过多话可以进行删除就可以了 ，如果不是很多的话 那你先可以保留一下

⑶ 如何将lcd驱动移植到linux内核中

本移植主要参考友善之臂移植手册完成，做个笔记以备不时之需
Linux-2.6.32 内核LCD驱动移植
使用环境：fedora9
交叉编译工具链：arm-linux-gcc-4.4.3
内核源码来源：https://www.kernel.org/pub/linux/kernel/v2.6/
内核存放目录：/opt/mymini2440/linux-2.6.32

一、LCD背光驱动移植
在、opt/mymini2440/linux-2.6.32/drivers/video/目录下添加背光驱动程序mini2440_backlight.c，内容如下：

//以下头文件可能并不是每一个都必须的，但多余的并不会影响驱动程序的内容

#include <linux/errno.h>

#include <linux/kernel.h>

#include <linux/mole.h>

#include <linux/slab.h>

#include <linux/input.h>

#include <linux/init.h>

#include <linux/serio.h>

#include <linux/delay.h>

#include <linux/clk.h>

#include <linux/miscdevice.h>

#include <linux/gpio.h>

#include <asm/io.h>

#include <asm/irq.h>

#include <asm/uaccess.h>

#include <mach/regs-clock.h>

#include <plat/regs-timer.h>

#include <mach/regs-gpio.h>

#include <linux/cdev.h>

#undef DEBUG

//#define DEBUG

#ifdef DEBUG

#define DPRINTK(x...) {printk(__FUNCTION__"(%d): ",__LINE__);printk(##x);}

#else

#define DPRINTK(x...) (void)(0)

#endif

//定义背光驱动的名称为backligh，将会出现在/dev/backlight

#define DEVICE_NAME "backlight"

//定义背光变量bl_state，以记录背光的开关状态

static unsigned int bl_state;

//设置背光开关的函数，主要是翻转背光变量bl_state

static inline void set_bl(int state)

{

bl_state = !!state; //翻转bl_state 变量

s3c2410_gpio_setpin(S3C2410_GPG(4), bl_state); //把结果写入背光所用的寄存器GPG4

}

//获取背光状态

static inline unsigned int get_bl(void)

{

return bl_state;

}

//从应用程序读取参数，并传递到内核中

static ssize_t dev_write(struct file *file, const char *buffer, size_t count, loff_t * ppos)

{

unsigned char ch;

int ret;

if (count == 0) {

return count;

}

//使用_from_user 函数从用户层/应用层读取参数

ret = _from_user(&ch, buffer, sizeof ch) ? -EFAULT : 0;

if (ret) {

return ret;

}

ch &= 0x01; //判断奇数还是偶数

set_bl(ch); //设置背光状态

return count;

}

//把内核参数传递给用户层/应用层的读函数

static ssize_t dev_read(struct file *filp, char *buffer, size_t count, loff_t *ppos)

{

int ret;

unsigned char str[] = {'0', '1' };

if (count == 0) {

return 0;

}

//使用_to_user 函数把内核参数传递到用户层/应用层

ret = _to_user(buffer, str + get_bl(), sizeof(unsigned char) ) ? -EFAULT : 0;

if (ret) {

return ret;

}

return sizeof(unsigned char);

}

//设备操作集

static struct file_operations dev_fops = {

owner: THIS_MODULE,

read:dev_read,

write: dev_write,

};

static struct miscdevice misc = {

.minor = MISC_DYNAMIC_MINOR,

.name = DEVICE_NAME,

.fops = &dev_fops,

};

//设备初始化，内核启动时就有效

static int __init dev_init(void)

{

int ret;

ret = misc_register(&misc);

printk (DEVICE_NAME"\tinitialized\n");

//初始化背光所用的端口GPG4 为输出

s3c2410_gpio_cfgpin(S3C2410_GPG(4), S3C2410_GPIO_OUTPUT);

//启动内核时打开背光

set_bl(1);

return ret;

}

static void __exit dev_exit(void)

{

misc_deregister(&misc);

}

mole_init(dev_init); //注册背光驱动模块

mole_exit(dev_exit); //卸载背光驱动模块

MODULE_LICENSE("GPL");

MODULE_AUTHOR("FriendlyARM Inc.");
在/opt/mymini2440/linux-2.6.32/drivers/video/目录项的菜单文件Kconfig中添加LCD背光驱动配置菜单如下：

config FB_S3C2410_DEBUG

bool "S3C2410 lcd debug messages"

depends on FB_S3C2410

help

Turn on debugging messages. Note that you can set/unset at run time

through sysfs

config BACKLIGHT_MINI2440

tristate "Backlight support for mini2440 from FriendlyARM"

depends on MACH_MINI2440 && FB_S3C2410

help

backlight driver for MINI2440 from FriendlyARM

config FB_SM501

tristate "Silicon Motion SM501 framebuffer support"
在/opt/mymini2440/linux-2.6.32/drivers/video/Makefile中添加背光驱动目标文件

# the test framebuffer is last

obj-$(CONFIG_FB_VIRTUAL) += vfb.o

#video output switch sysfs driver

obj-$(CONFIG_VIDEO_OUTPUT_CONTROL) += output.o

obj-$(CONFIG_BACKLIGHT_MINI2440) += mini2440_backlight.o
配置内核：
Device Drivers ---> Graphics support ---> <*> Support for frame buffer devices
---> <*> Backlight support for mini2440 from FriendlyARM
背光驱动移植完毕！
二、LCD驱动移植
在内核中添加各种LCD 类型的支持（我是X35的屏，也是我只需关注的部分，不过还是都添加了，X35有红色标出）
删除mach-mini2440.c原有代码（本人115行-158行）

162
163 //LCD2VGA(分辨率为1024x768)模块的配置和参数设置
164 #elif defined(CONFIG_FB_S3C2410_VGA1024768)
165 #define LCD_WIDTH 1024
166 #define LCD_HEIGHT 768
167 #define LCD_PIXCLOCK 80000
168 #define LCD_RIGHT_MARGIN 15

169 #define LCD_LEFT_MARGIN 199
170 #define LCD_HSYNC_LEN 15
171 #define LCD_UPPER_MARGIN 1
172 #define LCD_LOWER_MARGIN 1
173 #define LCD_VSYNC_LEN 1
174 #define LCD_CON5 (S3C2410_LCDCON5_FRM565 | S3C2410_LCDCON5_HWSWP)
175
176 #elif defined(CONFIG_FB_S3C2410_X240320)
177 #define LCD_WIDTH 240
178 #define LCD_HEIGHT 320
179 #define LCD_PIXCLOCK 170000
180 #define LCD_RIGHT_MARGIN 25
181 #define LCD_LEFT_MARGIN 0
182 #define LCD_HSYNC_LEN 4
183 #define LCD_UPPER_MARGIN 0
184 #define LCD_LOWER_MARGIN 4
185 #define LCD_VSYNC_LEN 9
186 #define LCD_CON5 (S3C2410_LCDCON5_FRM565 | S3C2410_LCDCON5_INVVDEN | S3C2410_LCDCON5_INVVFRAME | S3C2410_LCDCON5_INVVLINE | S3C2410_LCDCON5_INVVCLK | S3C2410_LCDCON5_HWSWP )
187 #endif
188
189 #if defined (LCD_WIDTH)
190
191 static struct s3c2410fb_display mini2440_lcd_cfg __initdata = {
192 #if !defined (LCD_CON5)
193 .lcdcon5 = S3C2410_LCDCON5_FRM565 |
194 S3C2410_LCDCON5_INVVLINE |
195 S3C2410_LCDCON5_INVVFRAME |
196 S3C2410_LCDCON5_PWREN |
197 S3C2410_LCDCON5_HWSWP,
198 #else
199 .lcdcon5 = LCD_CON5,
200 #endif
201 .type = S3C2410_LCDCON1_TFT,
202 .width = LCD_WIDTH,
203 .height = LCD_HEIGHT,
204 .pixclock = LCD_PIXCLOCK,
205 .xres = LCD_WIDTH,
206 .yres = LCD_HEIGHT,
207 .bpp = 16,
208 .left_margin = LCD_LEFT_MARGIN + 1,
209 .right_margin = LCD_RIGHT_MARGIN + 1,
210 .hsync_len = LCD_HSYNC_LEN + 1,
211 .upper_margin = LCD_UPPER_MARGIN + 1,
212 .lower_margin = LCD_LOWER_MARGIN + 1,
213 .vsync_len = LCD_VSYNC_LEN + 1,

214 };
215
216 static struct s3c2410fb_mach_info mini2440_fb_info __initdata = {
217 .displays = &mini2440_lcd_cfg,
218 .num_displays = 1,
219 .default_display = 0,
220 .gpccon = 0xaa955699,
221 .gpccon_mask = 0xffc003cc,
222 .gpcup = 0x0000ffff,
223 .gpcup_mask = 0xffffffff,
224 .gpdcon = 0xaa95aaa1,
225 .gpdcon_mask = 0xffc0fff0,
226 .gpp = 0x0000faff,
227 .gpp_mask = 0xffffffff,
228 .lpcsel = 0xf82,
229 };
230
231 #endif
232
然后打开drivers/video/Kconfig，在大概1935 行加入以下配置信息：

1923 config FB_S3C2410_DEBUG

1924 bool "S3C2410 lcd debug messages"

1925 depends on FB_S3C2410

1926 help

1927 Turn on debugging messages. Note that you can set/unset at run time

1928 through sysfs

1929

1930 choice

1931 prompt "LCD select"

1932 depends on FB_S3C2410

1933 help

1934 S3C24x0 LCD size select

1935

1936 config FB_S3C2410_T240320

1937 boolean "3.5 inch 240X320 Toppoly LCD"

1938 depends on FB_S3C2410

1939 help

1940 3.5 inch 240X320 Toppoly LCD

1941

1942 config FB_S3C2410_N240320

1943 boolean "3.5 inch 240X320 NEC LCD"

1944 depends on FB_S3C2410

1945 help
1946 3.5 inch 240x320 NEC LCD
1947
1948 config FB_S3C2410_TFT640480
1949 boolean "8 inch 640X480 L80 LCD"
1950 depends on FB_S3C2410
1951 help
1952 8 inch 640X480 LCD
1953
1954 config FB_S3C2410_TFT800480
1955 boolean "7 inch 800x480 TFT LCD"
1956 depends on FB_S3C2410
1957 help
1958 7 inch 800x480 TFT LCD
1959
1960 config FB_S3C2410_VGA1024768
1961 boolean "VGA 1024x768"
1962 depends on FB_S3C2410
1963 help
1964 VGA 1024x768
1965
1966 config FB_S3C2410_X240320
1967 boolean "3.5 inch 240X320 LCD(ACX502BMU)"
1968 depends on FB_S3C2410
1969 help
1970 3.5 inch 240X320 LCD(ACX502BMU)
1971
1972 endchoice

1973
1974 config BACKLIGHT_MINI2440
配置内核
Device Drivers ---> Graphics support ---> <*> Support for frame buffer devices ---> LCD select (3.5 inch 240X320 LCD(ACX502BMU)) ---> (X) 3.5 inch 240X320 LCD(ACX502BMU)
LCD驱动移植完成！！！
三、开机logo和开机信息显示
Device Drivers ---> Graphics support ---> <*> Support for frame buffer devices ---> [*] Bootup logo ---> [*] Standard 16-color Linux logo （本人的24位死活不能显示，先改成16位吧）
在文件系统rootfs/etc/inittab下作如下修改（为了在LCD上显示打印信息）：

1 ::sysinit:/etc/init.d/rcS

2 tty1::askfirst:-/bin/sh //添加

3 s3c2410_serial0::askfirst:-/bin/sh

4 ::ctrlaltdel:/sbin/reboot

5 ::shutdown:/bin/umount -a -r

6
四，编译测试
#make zImage
#cd arch/arm/boot/
#mkimage -n 'mini2440_linux' -A arm -O linux -T kernel -C none -a 0x31000000 -e 0x31000040 -d zImage uImage
#chmod a+x uImage
#cp uImage /tftp/boot
设置U-BOOT参数如下：

⑷ usbkbd.c:3:61: 致命错误： linux/slab.h：没有那个文件或目录 编译中断。 怎么办，求解救，谢谢

找不到头文件，这个头文件一般应该是在内核目录里，如果找不到就下载内核头文件来使用
查看当前内核版本 uname -r
我在ubuntu 系统里可以 用这个命令下载内核头文件 sudo apt-get install linux-heaer2-$(uname -r)

⑸ linux内核物理内存管理有哪些常用算法 lru slab

采用伙伴算法分配内存时，每次至少分配一个页面。但当请求分配的内存大小为几十个字节或几百个字节时应该如何处理？如何在一个页面中分配小的内存区，小内存区的分配所产生的内碎片又如何解决？
Linux2.0采用的解决办法是建立了13个空闲区链表，它们的大小从32字节到132056字节。从Linux2.2开始，MM的开发者采用了一种叫做slab的分配模式，该模式早在1994年就被开发出来，用于Sun Microsystem Solaris 2.4操作系统中。Slab的提出主要是基于以下考虑：
· 内核对内存区的分配取决于所存放数据的类型。例如，当给用户态进程分配页面时，内核调用get_free_page()函数，并用0填充这个页面。 而给内核的数据结构分配页面时，事情没有这么简单，例如，要对数据结构所在的内存进行初始化、在不用时要收回它们所占用的内存。因此，Slab中引入了对象这个概念，所谓对象就是存放一组数据结构的内存区，其方法就是构造或析构函数，构造函数用于初始化数据结构所在的内存区，而析构函数收回相应的内存区。但为了便于理解，你也可以把对象直接看作内核的数据结构。为了避免重复初始化对象，Slab分配模式并不丢弃已分配的对象，而是释放但把它们依然保留在内存中。当以后又要请求分配同一对象时，就可以从内存获取而不用进行初始化，这是在Solaris 中引入Slab的基本思想。
实际上，Linux中对Slab分配模式有所改进，它对内存区的处理并不需要进行初始化或回收。出于效率的考虑，Linux并不调用对象的构造或析构函数，而是把指向这两个函数的指针都置为空。Linux中引入Slab的主要目的是为了减少对伙伴算法的调用次数。
· 实际上，内核经常反复使用某一内存区。例如，只要内核创建一个新的进程，就要为该进程相关的数据结构（task_struct、打开文件对象等）分配内存区。当进程结束时，收回这些内存区。因为进程的创建和撤销非常频繁，因此，Linux的早期版本把大量的时间花费在反复分配或回收这些内存区上。从Linux2.2开始，把那些频繁使用的页面保存在高速缓存中并重新使用。
· 可以根据对内存区的使用频率来对它分类。对于预期频繁使用的内存区，可以创建一组特定大小的专用缓冲区进行处理，以避免内碎片的产生。对于较少使用的内存区，可以创建一组通用缓冲区（如Linux2.0中所使用的2的幂次方）来处理，即使这种处理模式产生碎片，也对整个系统的性能影响不大。
· 硬件高速缓存的使用，又为尽量减少对伙伴算法的调用提供了另一个理由，因为对伙伴算法的每次调用都会“弄脏”硬件高速缓存，因此，这就增加了对内存的平均访问次数。
Slab分配模式把对象分组放进缓冲区（尽管英文中使用了Cache这个词，但实际上指的是内存中的区域，而不是指硬件高速缓存）。因为缓冲区的组织和管理与硬件高速缓存的命中率密切相关，因此，Slab缓冲区并非由各个对象直接构成，而是由一连串的“大块（Slab）”构成，而每个大块中则包含了若干个同种类型的对象，这些对象或已被分配，或空闲，如图6.12所示。一般而言，对象分两种，一种是大对象，一种是小对象。所谓小对象，是指在一个页面中可以容纳下好几个对象的那种。例如，一个inode结构大约占300多个字节，因此，一个页面中可以容纳8个以上的inode结构，因此，inode结构就为小对象。Linux内核中把小于512字节的对象叫做小对象。

⑹ linux内存池能分配连续物理内存吗

处理器通过地址访问内存单元，程序中用到的基址加偏移地址是线性地址，需要通过MMU将虚拟地址映射成物理地址。这给分配和释放内存带来方便:1)物理地址不连续的空间可以映射为逻辑上连续的虚拟地址。2)进程可以获得比实际内存大的"空间"，虚拟内存使得进程在这种情况下仍可正常运行。
linux内核为驱动程序提供了一致的内存管理接口，因此不用考虑不同体系结构如何管理内存的。
在linux内核中分配内存用kmalloc和kfree。
kmalloc分配时可以被阻塞，且不对所获得的区域清零。它分配的区域在物理内存中也是连续的。
原型:
#include<linux/slab.h>
void *kmalloc(size_t size,int flags); //参数为分配大小及分配标志
flags参数:
GFP_KERNEL:内核内存通用分配方法，表示内存分配是由运行在内核空间的进程执行的。可休眠，所以使用GFP_KERNEL分配内存的函数必须是可重入的。
GFP_ATOMIC:用于在中断处理例程或者运行在进程上下文之外的代码中分配内存，不可休眠。内核通常会为原子性的分配预留一些空闲页面。
所有标志定义在 <linux/gfp.h>中。
size参数:
内核是基于页技术分配内存，以最佳的利用系统的RAM。
linux处理内存分配的方法是:创建一系列的内存对象池，每个池的内存大小事固定的，处理分配请求时，就直接在包含足够大的内存块中传递一个整款给请求者。内核只能分配一些预定义的固定大小的字节数组。kmalloc能处理的的最小内存块是32或者64，不大于128KB。
内存区段:
linux内核把内存分为3个区段:可用于DMA的内存，常规内存以及高端内存。kmalloc不能分配高端内存。内存区段在mm/page_alloc.c中实现。区段的初始化在对应的arch树下的mm/init.c中。

后备高速缓存 (lookaside cache)
内核中普通对象进行初始化所需的时间超过了对其进行分配和释放所需的时间，因此不应该将内存释放回一个全局的内存池，而是将内存保持为针对特定目而初始化的状态。例如，如果内存被分配给了一个互斥锁，那么只需在为互斥锁首次分配内存时执行一次互斥锁初始化函数（mutex_init）即可。后续的内存分配不需要执行这个初始化函数，因为从上次释放和调用析构之后，它已经处于所需的状态中了。
linux2.6中USB和SCSI驱动程序使用了这种高速缓存，是为一些反复使用的块增加某些特殊的内存池。后背高速缓存管理也叫slab分配器，相关函数和类型在<linux/slab.h>中申明。
slab分配器实现高速缓存具有kmem_cache_t类型。
kmem_cache_t * kmem_cache_create( const char *name, size_t size, size_t align,
unsigned long flags;
void (*constructor)(void*,kmem_cache_t *, unsigned long),
void (*destructor)(void*, kmem_cache_t *, unsigned long));
用于创建一个新的高速缓存对象。
constructor用于初始化新分配的对象，destructor用于清除对象。
一旦某个对象的高速缓存被创建以后，就可以调用kmem_cache_alloc从中分配内存对象。
void * kmem_cache_alloc(kmem_cache_t *cache,int flags);
释放内存对象使用kmem_cache_free
void kmem_cache_free(kmem_cache_t *cache,const void *obj);
在内存空间都被释放后，模块被卸载前，驱动程序应当释放他的高速缓存。
int kmem_cache_destory(kmem_cache_t *cache);
要检查其返回状态，如果失败，表明莫块中发生了内存泄露。
基于slab的高速缓存scullc
kmem_cache_t *scullc_cache;
scullc_cache=kmem_cache_creat("scullc",scullc_quantum,0,SLAB_HWCACHE_ALIGN,NULL,NULL);
if(!scullc_cache)
{
scullc_cleanup();
return -ENOMEM;
}
if(!dpte->data[s_pos])
{
dptr->data[s_pos]=kmem_cache_alloc(scullc_cache,GFP_KERNEL);
if(!dptr->data[s_pos])
goto nomem;
memset(dptr->data[s_pos],0,scullc_quantum);
}
for(i=0;i<qset;i++)
{
if(dptr->data[i])
kmem_cache_free(scullc_cache,dptr->data[i]);
}
if(scullc_cache)
kmem_cache_destory(scullc_cache);
内存池:
内核中有些地方的内存分配是不允许失败的，为确保能分配成功，内核建立一种称为内存池的抽象，他试图始终保持空闲状态，以便紧急情况使用。
mempool_t * mempool_creat(int min_nr,
mempool_alloc_t *alloc_fn, //对象分分配 mempool_alloc_slab
mempool_free_t *free_fn, //释放 mempool_free_slab
void *pool_data);
可以用如下代码来构造内存池
cache=kmem_cache_creat(...); //创建一个高速缓存
pool=mempool_creat(MY_POOL_MINIMUM,mempool_alloc_slab,mempool_free_slab,cache);//建立内存池对象
void *mempool_alloc(mempool_t *poll,int gfp_mask);//分配对象
void *mempool_free(void *element,mempool_t *poll);//释放对象
void mempool_destroy(mempool_t *poll);//销毁内存池
注意:mempool会分配一些内存块，空闲且不会被用到，造成内存的大量浪费。所以一般情况不要用内存池。

⑺ Linux Kernel 2.4 和 2.6 的区别

1、 使用新的入口
必须包含 <linux/init.h>
mole_init(your_init_func);
mole_exit(your_exit_func);
老版本：int init_mole(void);
void cleanup_mole(voi);
2.4中两种都可以用，对如后面的入口函数不必要显示包含任何头文件。
2、 GPL
MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL");
老版本：MODULE_LICENSE("GPL");
3、 模块参数
必须显式包含<linux/moleparam.h>
mole_param(name, type, perm);
mole_param_named(name, value, type, perm);
参数定义
mole_param_string(name, string, len, perm);
mole_param_array(name, type, num, perm);
老版本：MODULE_PARM(variable,type);
MODULE_PARM_DESC(variable,type);
4、 模块别名
MODULE_ALIAS("alias-name");
这是新增的，在老版本中需在/etc/moles.conf配置，现在在代码中就可以实现。
5、 模块计数
int try_mole_get(&mole);
mole_put();
老版本：MOD_INC_USE_COUNT 和 MOD_DEC_USE_COUNT
6、 符号导出
只有显示的导出符号才能被其他 模块使用，默认不导出所有的符号，不必使用EXPORT_NO
_SYMBOLS
老板本：默认导出所有的符号，除非使用EXPORT_NO_SYMBOLS
7、 内核版本检查
需要在多个文件中包含<linux/mole.h>时，不必定义__NO_VERSION__
老版本：在多个文件中包含<linux/mole.h>时，除在主文件外的其他文件中必须定义_
_NO_VERSION__，防止版本重复定义。
8、 设备号
kdev_t被废除不可用，新的dev_t拓展到了32位，12位主设备号，20位次设备号。
unsigned int iminor(struct inode *inode);
unsigned int imajor(struct inode *inode);
老版本：8位主设备号，8位次设备号
int MAJOR(kdev_t dev);
int MINOR(kdev_t dev);
9、 内存分配头文件变更
所有的内存分配函数包含在头文件<linux/slab.h>，而原来的<linux/malloc.h>不存在
老版本：内存分配函数包含在头文件<linux/malloc.h>
10、 结构体的初试化
gcc开始采用ANSI C的struct结构体的初始化形式：
static struct some_structure = {
.field1 = value,
.field2 = value,
..
};
老版本：非标准的初试化形式
static struct some_structure = {
field1: value,
field2: value,
..
};
11、 用户模式帮助器
int call_usermodehelper(char *path, char **argv, char **envp,
int wait);
新增wait参数
12、 request_mole()
request_mole("foo-device-%d", number);
老版本：
char mole_name[32];
printf(mole_name, "foo-device-%d", number);
request_mole(mole_name);
13、 dev_t引发的字符设备的变化
1、取主次设备号为
unsigned iminor(struct inode *inode);
unsigned imajor(struct inode *inode);
2、老的register_chrdev()用法没变，保持向后兼容，但不能访问设备号大于256的设备
。
3、新的接口为
a)注册字符设备范围
int register_chrdev_region(dev_t from, unsigned count, char *name);
b)动态申请主设备号
int alloc_chrdev_region(dev_t *dev, unsigned baseminor, unsigned count, char
*name);
看了这两个函数郁闷吧^_^！怎么和file_operations结构联系起来啊？别急！
c)包含 <linux/cdev.h>，利用struct cdev和file_operations连接
struct cdev *cdev_alloc(void);
void cdev_init(struct cdev *cdev, struct file_operations *fops);
int cdev_add(struct cdev *cdev, dev_t dev, unsigned count);
（分别为，申请cdev结构，和fops连接，将设备加入到系统中！好复杂啊！）
d)void cdev_del(struct cdev *cdev);
只有在cdev_add执行成功才可运行。
e)辅助函数
kobject_put(&cdev->kobj);
struct kobject *cdev_get(struct cdev *cdev);
void cdev_put(struct cdev *cdev);
这一部分变化和新增的/sys/dev有一定的关联。
14、 新增对/proc的访问操作
<linux/seq_file.h>
以前的/proc中只能得到string, seq_file操作能得到如long等多种数据。
相关函数：
static struct seq_operations 必须实现这个类似file_operations得数据中得各个成
员函数。
seq_printf()；
int seq_putc(struct seq_file *m, char c);
int seq_puts(struct seq_file *m, const char *s);
int seq_escape(struct seq_file *m, const char *s, const char *esc);
int seq_path(struct seq_file *m, struct vfsmount *mnt,
struct dentry *dentry, char *esc);
seq_open(file, &ct_seq_ops);
等等
15、 底层内存分配
1、<linux/malloc.h>头文件改为<linux/slab.h>
2、分配标志GFP_BUFFER被取消，取而代之的是GFP_NOIO 和 GFP_NOFS
3、新增__GFP_REPEAT，__GFP_NOFAIL，__GFP_NORETRY分配标志
4、页面分配函数alloc_pages()，get_free_page()被包含在<linux/gfp.h>中
5、对NUMA系统新增了几个函数：
a) struct page *alloc_pages_node(int node_id,
unsigned int gfp_mask,
unsigned int order);
b) void free_hot_page(struct page *page);
c) void free_cold_page(struct page *page);
6、 新增Memory pools
<linux/mempool.h>
mempool_t *mempool_create(int min_nr,
mempool_alloc_t *alloc_fn,
mempool_free_t *free_fn,
void *pool_data);
void *mempool_alloc(mempool_t *pool, int gfp_mask);
void mempool_free(void *element, mempool_t *pool);
int mempool_resize(mempool_t *pool, int new_min_nr, int gfp_mask);
16、 per-CPU变量
get_cpu_var();
put_cpu_var();
void *alloc_percpu(type);
void free_percpu(const void *);
per_cpu_ptr(void *ptr, int cpu)
get_cpu_ptr(ptr)
put_cpu_ptr(ptr)
老版本使用
DEFINE_PER_CPU(type, name);
EXPORT_PER_CPU_SYMBOL(name);
EXPORT_PER_CPU_SYMBOL_GPL(name);
DECLARE_PER_CPU(type, name);
DEFINE_PER_CPU(int, mypcint);
2.6内核采用了可剥夺得调度方式这些宏都不安全。
17、 内核时间变化
1、现在的各个平台的HZ为
Alpha: 1024/1200; ARM : 100/128/200/1000; CRIS: 100; i386: 1000; IA-64:
1024; M68K: 100; M68K-nommu: 50-1000; MIPS: 100/128/1000; MIPS64: 100;
PA-RISC: 100/1000; PowerPC32: 100; PowerPC64: 1000; S/390: 100; SPARC32:
100; SPARC64: 100; SuperH: 100/1000; UML: 100; v850: 24-100; x86-64: 1000.
2、由于HZ的变化，原来的jiffies计数器很快就溢出了，引入了新的计数器jiffies_64
3、#include <linux/jiffies.h>
u64 my_time = get_jiffies_64();
4、新的时间结构增加了纳秒成员变量
struct timespec current_kernel_time(void);
5、他的timer函数没变，新增
void add_timer_on(struct timer_list *timer, int cpu);
6、新增纳秒级延时函数
ndelay()；
7、POSIX clocks 参考kernel/posix-timers.c
18、 工作队列（workqueue）
1、任务队列（task queue ）接口函数都被取消，新增了workqueue接口函数
struct workqueue_struct *create_workqueue(const char *name);
DECLARE_WORK(name, void (*function)(void *), void *data);
INIT_WORK(struct work_struct *work,
void (*function)(void *), void *data);
PREPARE_WORK(struct work_struct *work,
void (*function)(void *), void *data);
2、申明struct work_struct结构
int queue_work(struct workqueue_struct *queue,
struct work_struct *work);
int queue_delayed_work(struct workqueue_struct *queue,
struct work_struct *work,
unsigned long delay);
int cancel_delayed_work(struct work_struct *work);
void flush_workqueue(struct workqueue_struct *queue);
void destroy_workqueue(struct workqueue_struct *queue);
int schele_work(struct work_struct *work);
int schele_delayed_work(struct work_struct *work, unsigned long
delay);
19、 新增创建VFS的"libfs"
libfs给创建一个新的文件系统提供了大量的API.
主要是对struct file_system_type的实现。
参考源代码：
drivers/hotplug/pci_hotplug_core.c
drivers/usb/core/inode.c
drivers/oprofile/oprofilefs.c
fs/ramfs/inode.c
fs/nfsd/nfsctl.c (simple_fill_super() example)

⑻ linux 如何释放内存中slab占有空间，，内存被它占了一大半，，，求高手指点

可以看看/proc/sys/vm/drop_caches，
这个文件中记录了缓存释放的参数，默认值为0，也就是不释放缓存。
他的值可以为0~3之间的任意数字，代表着不同的含义：
0 – 不释放
1 – 释放页缓存
2 – 释放dentries和inodes
3 – 释放所有缓存

需要释放所有缓存，就输入下面的命令：
#echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches
此指令输入后会立即生效，可以查询现在的可用内存明显的变多了。
要查询当前缓存释放的参数，可以输入下面的指令：
#cat /proc/sys/vm/drop_caches

⑼ linux中使用了什么内存管理方法,为什么

“事实胜于雄辩”，我们用一个小例子（原形取自《User-Level Memory Management》）来展示上面所讲的各种内存区的差别与位置。

进程的地址空间对应的描述结构是“内存描述符结构”,它表示进程的全部地址空间，——包含了和进程地址空间有关的全部信息，其中当然包含进程的内存区域。

进程内存的分配与回收

创建进程fork()、程序载入execve()、映射文件mmap()、动态内存分配malloc()/brk()等进程相关操作都需要分配内存给进程。不过这时进程申请和获得的还不是实际内存，而是虚拟内存，准确的说是“内存区域”。进程对内存区域的分配最终都会归结到do_mmap（）函数上来（brk调用被单独以系统调用实现，不用do_mmap()），

内核使用do_mmap()函数创建一个新的线性地址区间。但是说该函数创建了一个新VMA并不非常准确，因为如果创建的地址区间和一个已经存在的地址区间相邻，并且它们具有相同的访问权限的话，那么两个区间将合并为一个。如果不能合并，那么就确实需要创建一个新的VMA了。但无论哪种情况，do_mmap()函数都会将一个地址区间加入到进程的地址空间中－－无论是扩展已存在的内存区域还是创建一个新的区域。

同样，释放一个内存区域应使用函数do_ummap()，它会销毁对应的内存区域。

如何由虚变实！

从上面已经看到进程所能直接操作的地址都为虚拟地址。当进程需要内存时，从内核获得的仅仅是虚拟的内存区域，而不是实际的物理地址，进程并没有获得物理内存（物理页面——页的概念请大家参考硬件基础一章），获得的仅仅是对一个新的线性地址区间的使用权。实际的物理内存只有当进程真的去访问新获取的虚拟地址时，才会由“请求页机制”产生“缺页”异常，从而进入分配实际页面的例程。

该异常是虚拟内存机制赖以存在的基本保证——它会告诉内核去真正为进程分配物理页，并建立对应的页表，这之后虚拟地址才实实在在地映射到了系统的物理内存上。（当然，如果页被换出到磁盘，也会产生缺页异常，不过这时不用再建立页表了）

这种请求页机制把页面的分配推迟到不能再推迟为止，并不急于把所有的事情都一次做完（这种思想有点像设计模式中的代理模式（proxy））。之所以能这么做是利用了内存访问的“局部性原理”，请求页带来的好处是节约了空闲内存，提高了系统的吞吐率。要想更清楚地了解请求页机制，可以看看《深入理解linux内核》一书。

这里我们需要说明在内存区域结构上的nopage操作。当访问的进程虚拟内存并未真正分配页面时，该操作便被调用来分配实际的物理页，并为该页建立页表项。在最后的例子中我们会演示如何使用该方法。

系统物理内存管理

虽然应用程序操作的对象是映射到物理内存之上的虚拟内存，但是处理器直接操作的却是物理内存。所以当应用程序访问一个虚拟地址时，首先必须将虚拟地址转化成物理地址，然后处理器才能解析地址访问请求。地址的转换工作需要通过查询页表才能完成，概括地讲，地址转换需要将虚拟地址分段，使每段虚地址都作为一个索引指向页表，而页表项则指向下一级别的页表或者指向最终的物理页面。

每个进程都有自己的页表。进程描述符的pgd域指向的就是进程的页全局目录。下面我们借用《linux设备驱动程序》中的一幅图大致看看进程地址空间到物理页之间的转换关系。

上面的过程说起来简单，做起来难呀。因为在虚拟地址映射到页之前必须先分配物理页——也就是说必须先从内核中获取空闲页，并建立页表。下面我们介绍一下内核管理物理内存的机制。

物理内存管理（页管理）

Linux内核管理物理内存是通过分页机制实现的，它将整个内存划分成无数个4k（在i386体系结构中）大小的页，从而分配和回收内存的基本单位便是内存页了。利用分页管理有助于灵活分配内存地址，因为分配时不必要求必须有大块的连续内存[3]，系统可以东一页、西一页的凑出所需要的内存供进程使用。虽然如此，但是实际上系统使用内存时还是倾向于分配连续的内存块，因为分配连续内存时，页表不需要更改，因此能降低TLB的刷新率（频繁刷新会在很大程度上降低访问速度）。

鉴于上述需求，内核分配物理页面时为了尽量减少不连续情况，采用了“伙伴”关系来管理空闲页面。伙伴关系分配算法大家应该不陌生——几乎所有操作系统方面的书都会提到,我们不去详细说它了，如果不明白可以参看有关资料。这里只需要大家明白Linux中空闲页面的组织和管理利用了伙伴关系，因此空闲页面分配时也需要遵循伙伴关系，最小单位只能是2的幂倍页面大小。内核中分配空闲页面的基本函数是get_free_page/get_free_pages，它们或是分配单页或是分配指定的页面（2、4、8…512页）。

注意：get_free_page是在内核中分配内存，不同于malloc在用户空间中分配，malloc利用堆动态分配，实际上是调用brk()系统调用，该调用的作用是扩大或缩小进程堆空间（它会修改进程的brk域）。如果现有的内存区域不够容纳堆空间，则会以页面大小的倍数为单位，扩张或收缩对应的内存区域，但brk值并非以页面大小为倍数修改，而是按实际请求修改。因此Malloc在用户空间分配内存可以以字节为单位分配,但内核在内部仍然会是以页为单位分配的。

另外,需要提及的是，物理页在系统中由页结构structpage描述，系统中所有的页面都存储在数组mem_map[]中，可以通过该数组找到系统中的每一页（空闲或非空闲）。而其中的空闲页面则可由上述提到的以伙伴关系组织的空闲页链表（free_area[MAX_ORDER]）来索引。

内核内存使用

Slab

所谓尺有所长，寸有所短。以页为最小单位分配内存对于内核管理系统中的物理内存来说的确比较方便，但内核自身最常使用的内存却往往是很小（远远小于一页）的内存块——比如存放文件描述符、进程描述符、虚拟内存区域描述符等行为所需的内存都不足一页。这些用来存放描述符的内存相比页面而言，就好比是面包屑与面包。一个整页中可以聚集多个这些小块内存；而且这些小块内存块也和面包屑一样频繁地生成/销毁。

为了满足内核对这种小内存块的需要，Linux系统采用了一种被称为slab分配器的技术。Slab分配器的实现相当复杂，但原理不难，其核心思想就是“存储池[4]”的运用。内存片段（小块内存）被看作对象，当被使用完后，并不直接释放而是被缓存到“存储池”里，留做下次使用，这无疑避免了频繁创建与销毁对象所带来的额外负载。

Slab技术不但避免了内存内部分片（下文将解释）带来的不便（引入Slab分配器的主要目的是为了减少对伙伴系统分配算法的调用次数——频繁分配和回收必然会导致内存碎片——难以找到大块连续的可用内存），而且可以很好地利用硬件缓存提高访问速度。

Slab并非是脱离伙伴关系而独立存在的一种内存分配方式，slab仍然是建立在页面基础之上，换句话说，Slab将页面（来自于伙伴关系管理的空闲页面链表）撕碎成众多小内存块以供分配，slab中的对象分配和销毁使用kmem_cache_alloc与kmem_cache_free。

Kmalloc

Slab分配器不仅仅只用来存放内核专用的结构体，它还被用来处理内核对小块内存的请求。当然鉴于Slab分配器的特点，一般来说内核程序中对小于一页的小块内存的请求才通过Slab分配器提供的接口Kmalloc来完成（虽然它可分配32到131072字节的内存）。从内核内存分配的角度来讲，kmalloc可被看成是get_free_page（s）的一个有效补充，内存分配粒度更灵活了。

有兴趣的话，可以到/proc/slabinfo中找到内核执行现场使用的各种slab信息统计，其中你会看到系统中所有slab的使用信息。从信息中可以看到系统中除了专用结构体使用的slab外，还存在大量为Kmalloc而准备的Slab（其中有些为dma准备的）。

内核非连续内存分配（Vmalloc）

伙伴关系也好、slab技术也好，从内存管理理论角度而言目的基本是一致的，它们都是为了防止“分片”，不过分片又分为外部分片和内部分片之说，所谓内部分片是说系统为了满足一小段内存区（连续）的需要，不得不分配了一大区域连续内存给它，从而造成了空间浪费；外部分片是指系统虽有足够的内存，但却是分散的碎片，无法满足对大块“连续内存”的需求。无论何种分片都是系统有效利用内存的障碍。slab分配器使得一个页面内包含的众多小块内存可独立被分配使用，避免了内部分片，节约了空闲内存。伙伴关系把内存块按大小分组管理，一定程度上减轻了外部分片的危害，因为页框分配不在盲目，而是按照大小依次有序进行，不过伙伴关系只是减轻了外部分片，但并未彻底消除。你自己比划一下多次分配页面后，空闲内存的剩余情况吧。

所以避免外部分片的最终思路还是落到了如何利用不连续的内存块组合成“看起来很大的内存块”——这里的情况很类似于用户空间分配虚拟内存，内存逻辑上连续，其实映射到并不一定连续的物理内存上。Linux内核借用了这个技术，允许内核程序在内核地址空间中分配虚拟地址，同样也利用页表（内核页表）将虚拟地址映射到分散的内存页上。以此完美地解决了内核内存使用中的外部分片问题。内核提供vmalloc函数分配内核虚拟内存，该函数不同于kmalloc，它可以分配较Kmalloc大得多的内存空间（可远大于128K，但必须是页大小的倍数），但相比Kmalloc来说,Vmalloc需要对内核虚拟地址进行重映射，必须更新内核页表，因此分配效率上要低一些（用空间换时间）

与用户进程相似,内核也有一个名为init_mm的mm_strcut结构来描述内核地址空间，其中页表项pdg=swapper_pg_dir包含了系统内核空间（3G-4G）的映射关系。因此vmalloc分配内核虚拟地址必须更新内核页表，而kmalloc或get_free_page由于分配的连续内存，所以不需要更新内核页表。

vmalloc分配的内核虚拟内存与kmalloc/get_free_page分配的内核虚拟内存位于不同的区间，不会重叠。因为内核虚拟空间被分区管理，各司其职。进程空间地址分布从0到3G(其实是到PAGE_OFFSET,在0x86中它等于0xC0000000)，从3G到vmalloc_start这段地址是物理内存映射区域（该区域中包含了内核镜像、物理页面表mem_map等等）比如我使用的系统内存是64M(可以用free看到)，那么(3G——3G+64M)这片内存就应该映射到物理内存，而vmalloc_start位置应在3G+64M附近（说"附近"因为是在物理内存映射区与vmalloc_start期间还会存在一个8M大小的gap来防止跃界）,vmalloc_end的位置接近4G(说"接近"是因为最后位置系统会保留一片128k大小的区域用于专用页面映射，还有可能会有高端内存映射区，这些都是细节，这里我们不做纠缠)。

上图是内存分布的模糊轮廓

由get_free_page或Kmalloc函数所分配的连续内存都陷于物理映射区域，所以它们返回的内核虚拟地址和实际物理地址仅仅是相差一个偏移量（PAGE_OFFSET），你可以很方便的将其转化为物理内存地址，同时内核也提供了virt_to_phys（）函数将内核虚拟空间中的物理映射区地址转化为物理地址。要知道，物理内存映射区中的地址与内核页表是有序对应的，系统中的每个物理页面都可以找到它对应的内核虚拟地址（在物理内存映射区中的）。

而vmalloc分配的地址则限于vmalloc_start与vmalloc_end之间。每一块vmalloc分配的内核虚拟内存都对应一个vm_struct结构体（可别和vm_area_struct搞混，那可是进程虚拟内存区域的结构），不同的内核虚拟地址被4k大小的空闲区间隔，以防止越界——见下图）。与进程虚拟地址的特性一样，这些虚拟地址与物理内存没有简单的位移关系，必须通过内核页表才可转换为物理地址或物理页。它们有可能尚未被映射，在发生缺页时才真正分配物理页面。

这里给出一个小程序帮助大家认清上面几种分配函数所对应的区域。

#include<linux/mole.h>

#include<linux/slab.h>

#include<linux/vmalloc.h>

unsignedchar*pagemem;

unsignedchar*kmallocmem;

unsignedchar*vmallocmem;

intinit_mole(void)

{

pagemem = get_free_page(0);

printk("<1>pagemem=%s",pagemem);

kmallocmem = kmalloc(100,0);

printk("<1>kmallocmem=%s",kmallocmem);

vmallocmem = vmalloc(1000000);

printk("<1>vmallocmem=%s",vmallocmem);

}

voidcleanup_mole(void)

{

free_page(pagemem);

kfree(kmallocmem);

vfree(vmallocmem);

}

实例

内存映射(mmap)是Linux操作系统的一个很大特色，它可以将系统内存映射到一个文件（设备）上，以便可以通过访问文件内容来达到访问内存的目的。这样做的最大好处是提高了内存访问速度，并且可以利用文件系统的接口编程（设备在Linux中作为特殊文件处理）访问内存，降低了开发难度。许多设备驱动程序便是利用内存映射功能将用户空间的一段地址关联到设备内存上，无论何时，只要内存在分配的地址范围内进行读写，实际上就是对设备内存的访问。同时对设备文件的访问也等同于对内存区域的访问，也就是说，通过文件操作接口可以访问内存。Linux中的X服务器就是一个利用内存映射达到直接高速访问视频卡内存的例子。

熟悉文件操作的朋友一定会知道file_operations结构中有mmap方法，在用户执行mmap系统调用时，便会调用该方法来通过文件访问内存——不过在调用文件系统mmap方法前，内核还需要处理分配内存区域（vma_struct）、建立页表等工作。对于具体映射细节不作介绍了，需要强调的是,建立页表可以采用remap_page_range方法一次建立起所有映射区的页表，或利用vma_struct的nopage方法在缺页时现场一页一页的建立页表。第一种方法相比第二种方法简单方便、速度快，但是灵活性不高。一次调用所有页表便定型了，不适用于那些需要现场建立页表的场合——比如映射区需要扩展或下面我们例子中的情况。

我们这里的实例希望利用内存映射，将系统内核中的一部分虚拟内存映射到用户空间，以供应用程序读取——你可利用它进行内核空间到用户空间的大规模信息传输。因此我们将试图写一个虚拟字符设备驱动程序，通过它将系统内核空间映射到用户空间——将内核虚拟内存映射到用户虚拟地址。从上一节已经看到Linux内核空间中包含两种虚拟地址：一种是物理和逻辑都连续的物理内存映射虚拟地址；另一种是逻辑连续但非物理连续的vmalloc分配的内存虚拟地址。我们的例子程序将演示把vmalloc分配的内核虚拟地址映射到用户地址空间的全过程。

程序里主要应解决两个问题：

第一是如何将vmalloc分配的内核虚拟内存正确地转化成物理地址？

因为内存映射先要获得被映射的物理地址，然后才能将其映射到要求的用户虚拟地址上。我们已经看到内核物理内存映射区域中的地址可以被内核函数virt_to_phys转换成实际的物理内存地址，但对于vmalloc分配的内核虚拟地址无法直接转化成物理地址，所以我们必须对这部分虚拟内存格外“照顾”——先将其转化成内核物理内存映射区域中的地址，然后在用virt_to_phys变为物理地址。

转化工作需要进行如下步骤：

如下图所示：

第二是当访问vmalloc分配区时，如果发现虚拟内存尚未被映射到物理页，则需要处理“缺页异常”。因此需要我们实现内存区域中的nopaga操作，以能返回被映射的物理页面指针，在我们的实例中就是返回上面过程中的内核物理内存映射区域中的地址。由于vmalloc分配的虚拟地址与物理地址的对应关系并非分配时就可确定，必须在缺页现场建立页表，因此这里不能使用remap_page_range方法，只能用vma的nopage方法一页一页的建立。

程序组成

map_driver.c，它是以模块形式加载的虚拟字符驱动程序。该驱动负责将一定长的内核虚拟地址(vmalloc分配的)映射到设备文件上。其中主要的函数有——vaddress_to_kaddress（）负责对vmalloc分配的地址进行页表解析,以找到对应的内核物理映射地址（kmalloc分配的地址）；map_nopage()负责在进程访问一个当前并不存在的VMA页时，寻找该地址对应的物理页，并返回该页的指针。

test.c它利用上述驱动模块对应的设备文件在用户空间读取读取内核内存。结果可以看到内核虚拟地址的内容（ok!），被显示在了屏幕上。

执行步骤

编译map_driver.c为map_driver.o模块,具体参数见Makefile

加载模块：insmodmap_driver.o

生成对应的设备文件

1在/proc/devices下找到map_driver对应的设备命和设备号：grepmapdrv/proc/devices

2建立设备文件mknodmapfilec 254 0（在我的系统里设备号为254）

利用maptest读取mapfile文件，将取自内核的信息打印到屏幕上。

⑽ Linux系统入门-Bash

Shell 是一种命令行解释器, 其读取用户输入的字符串命令, 解释并且执行命令；它是一种特殊的应用程序, 介于系统调用/库与应用程序之间, 其提供了运行其他程序的的接口；它可以是交互式的, 即读取用户输入的字符串;也可以是非交互式的, 即读取脚本文件并解释执行, 直至文件结束. 无论是在类 UNIX, Linux 系统, 还是 Windows, 有很多不同种类的 Shell: 如类 UNIX, Linux 系统上的 Bash, Zsh 等; Windows 系统上的 cmd, PowerShell 等.

Bash 是 Bourne Again SHell 的缩写, 是 GNU 计划中的 Shell, 也是一些类 UNIX 系统与多数 Linux 发行版的默认 Shell

使用Shell可以实现对Linux系统实现绝大部分的管理，例如：

#获取当前时间
[root@CentOS7 ~]# date
Mon Mar 15 22:59:47 CST 2021
#创建文件
[root@CentOS7 opt]# touch xcz
[root@CentOS7 opt]# ll
-rw-r--r--. 1 root root 0 Mar 15 23:01 xcz
#创建一百个文件，我们一般就会使用shell script进行创建
[root@CentOS7 opt]# cat touch.sh
#!/bin/bash
for n in `seq 100`;do
touch xcz$n &&
echo "文件xcz$n创建成功哦！"
done
[root@CentOS7 opt]# sh touch.sh

命令行输入方式：效率较低，适用于工作量不大的工作；

shell script 脚本方式：效率高，适用于工作量大且复杂的工作。

[root@CentOS7 opt]# bash --version
GNU bash, version 4.2.46(2)-release (x86_64-redhat-linux-gnu)
Copyright (C) 2011 Free Software Foundation, Inc.
License GPLv3+: GNU GPL version 3 or later
This is free software; you are free to change and redistribute it.
There is NO WARRANTY, to the extent permitted by law.

'#39; = 普通用户
'#' = root用户（超级管理员）
#查看当前用户
[root@CentOS7 ~]# whoami
root
#查看当前命令提示符
[root@CentOS7 ~]# echo $PS1
[u@h W]$
root:当前系统的用户
CentOS7:当前系统的主机名
~:当前所在的位置
#:超级管理员身份（root用户）
$:普通用户

提示符参数及含义

d ：代表日期;
H ：完整的主机名称
h ：仅取主机名中的第一个名字
：显示时间为24小时格式，如：HH：MM：SS
T ：显示时间为12小时格式
A ：显示时间为24小时格式：HH：MM
u ：当前用户的账号名称
v ：BASH的版本信息
w ：完整的工作目录名称
W ：利用basename取得工作目录名称，只显示最后一个目录名
# ：下达的第几个命令
$ ：提示字符，如果是root用户，提示符为 "#" ，普通用户则为 "#34;

#颜色
30 40 黑色
31 41 红色
32 42 绿色
33 43 黄色
34 44 蓝色
35 45 紫红色
36 46 青蓝色
37 47 白色
PS1='[e[32;40m] [[u@h w ]$ [e[0m]'
PS1="[e[37;40m][[e[32;40m]u[e[37;40m]@h [e[36;40m]w[e[0m]]$ "
PS1="[e[37;40m][[e[32;40m]u[e[37;40m]@[e[35;40m]h[e[0m] [e[36;40m]w[e[0m]]$ "
#提示符的应用
[root@CentOS7 ~]# vi .bashrc
#最后一行下面添加
PS1="[e[37;40m][[e[32;40m]u[e[37;40m]@[e[35;40m]h[e[0m] [e[36;40m]w[e[0m]]$ "
#使用source生效
[root@CentOS7 ~]# source .bashrc

#命令 选项 参数
command [-options] [arguments]
[root@CentOS7 ~]# ls -l /opt/
#命令：整条shell命令的主体
#选项：用于调节命令的具体功能
#以'-'引导段个事选项（单个字符），例如”-l“
#以'--'引导长格式选项（多个字符），例如”--list“
#多个短格式选项可以卸载一起，只用一个”-“引导，例如”-la“
#参数：命令操作与偶的对象，如文件、目录名等
#命令必须开头，选项和参数位置可以发生变化

我们在使用Linux系统进行查找一个多层级的文件时，我们可以使用键盘上的Tab键进行快速补全

补全的形式有：

#如果我们忘记网络配置文件具体路径，那么我们就可以使用补全的形式进行配置
[root@CentOS7 ~]# vi /etc/sysconfig/
anaconda cpupower grub irqbalance moles/ rdisc selinux
authconfig crond init kmp netconsole readonly-root sshd
cbq/ ebtables-config ip6tables-config kernel network rsyslog wpa_supplicant
console/ firewalld iptables-config man-db network-scripts/ run-parts
[root@CentOS7 ~]# vi /etc/sysconfig/network
network network-scripts/
[root@CentOS7 ~]# vi /etc/sysconfig/network-scripts/if
ifcfg-ens33 ifdown-eth ifdown-post ifdown-Team ifup-aliases ifup-ipv6 ifup-post ifup-Team
ifcfg-lo ifdown-ippp ifdown-ppp ifdown-TeamPort ifup-bnep ifup-isdn ifup-ppp ifup-TeamPort
ifdown ifdown-ipv6 ifdown-routes ifdown-tunnel ifup-eth ifup-plip ifup-routes ifup-tunnel
ifdown-bnep ifdown-isdn ifdown-sit ifup ifup-ippp ifup-plusb ifup-sit ifup-wireless
[root@CentOS7 ~]# vi /etc/sysconfig/network-scripts/ifcfg-
ifcfg-ens33 ifcfg-lo
[root@CentOS7 ~]# vi /etc/sysconfig/network-scripts/ifcfg-ens33
#如果你的Linux系统无法进行补全，那么咱们可以安装一个扩展包即可
[root@CentOS7 ~]# yum install -y bash-completion

clear #或者用快捷键 ctrl + l
ctrl+c #有些程序也可以用q键退出
ctrl+z # 进程会挂起到后台
bg jobid # 让进程在后台继续执行
fg jobid # 让进程回到前台
Ctrl键+a #将当前光标移动到命令行的行首
Ctrl键+e #将当前光标移动到命令行的行尾
Ctrl键+u #将当前光标之前的所有字符剪切
Ctrl键+k #将当前光标之后的所有字符剪切
Ctrl键+w #将当前光标之前的字符剪切，以空格为结尾
Ctrl键+d #退出当前会话窗口
Ctrl键+z #将当前前台运行的程序，放到后台运行
Ctrl键+r #搜索 历史 命令
Ctrl键+y #粘贴剪切板上的内容
Ctrl键+左右方向键 #向指定的方向键移动一组字符，以空格为分隔符
ESC键+. #使用上一条命令的最后的参数或者路径，以空格为分隔符，空格之后的内容，delete键 从前往后删除一个字符
!命令 #执行最近的一次以该命令为开头的命令
!! #执行上一条命令

#使用格式：
[命令] + [--help] 或者[man] + [命令] 即可
#例如touch命令帮助
[root@CentOS7 ~]# touch --help
Usage: touch [OPTION]... FILE...
Update the access and modification times of each FILE to the current time.
A FILE argument that does not exist is created empty, unless -c or -h
is supplied.
A FILE argument string of - is handled specially and causes touch to
change the times of the file associated with standard output.
Mandatory arguments to long options are mandatory for short options too.
-a change only the access time
-c, --no-create do not create any files
-d, --date=STRING parse STRING and use it instead of current time
-f (ignored)
-h, --no-dereference affect each symbolic link instead of any referenced
file (useful only on systems that can change the
timestamps of a symlink)
-m change only the modification time
-r, --reference=FILE use this file's times instead of current time
-t STAMP use [[CC]YY]MMDDhhmm[.ss] instead of current time
--time=WORD change the specified time:
WORD is access, atime, or use: equivalent to -a
WORD is modify or mtime: equivalent to -m
--help display this help and exit
--version output version information and exit
Note that the -d and -t options accept different time-date formats.
GNU coreutils online help:
For complete documentation, run: info coreutils 'touch invocation'