kk Blog —— 通用基础


date [-d @int|str] [+%s|"+%F %T"]
netstat -ltunp

VirtualBox摄像头功能

1、下载Oracle VM VirtualBox Extension Pack。下载网址如下：

https://www.virtualbox.org/wiki/Downloads

2、安装Oracle VM VirtualBox Extension Pack

安装外部扩展包很简单

第一：打开Oracle VirtualBox，在菜单栏中找到“管理”–>“全局设定”
第二：打开“全局设定”，参考下图：

第三：“Extension Packages”中添加下载的Oracle VM VirtualBox Extension Pack，根据提示安装即可，

然后虚拟机就能用摄像头了

开机自动挂载硬盘

一、Linux磁盘分区UUID的获取

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1、$ ls -l /dev/disk/by-uuid/
2、$ blkid /dev/sdb1

二、开机自动挂载

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vim /etc/fstab
UUID=XXXX /XXXX ext4 defaults 0 0

我们在linux中常常用mount命令把硬盘分区或者光盘挂载到文件系统中。/etc/fstab就是在开机引导的时候自动挂载到linux的文件系统。 在linux中/etc/fstab的数据项如下所示：

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/dev/device   mountpoint   type   rules   dump   order
设备名称        挂载点          分区类型   挂载选项     dump选项    fsck选项

例如这是一个普通的/etc/fstab:

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/dev/hda2     /                    ext3        defaults   0 1
/dev/hda3     swap             swap      defaults   0 0
/dev/hda5     /usr               ext3        defaults   0 0
/dev/fdo        /mnt/flopy     ext3        noauto     0 0
/dev/cdrom    /mnt/cdrom   iso9660  noauto,ro 0 0

(1)设备名称

/dev/device就是需要挂载的设备，/hda2就是第一个IDE插槽上的主硬盘的第二个分区。如果是第二个IDE插槽主硬盘的第三个分区，那就是/dev/hdc3，具体可以在linux下使用fdisk -l 查看。

(2)挂载点

mountpoint 就是挂载点。/、 /usr、 swap 都是系统安装时分区的默认挂载点。
如果你要挂载一个新设备，你就要好好想想了，因为这个新设备将作为文件系统永久的一部分，需要根据FSSTND（文件系统标准），以及它的作用，用户需求来决定。比如你想把它做为一个共享资源，放在/home下面就是一个不错选择。

(3)分区类型

type 是指文件系统类型，下面列举几个常用的：

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Linux file systems: ext2, ext3, jfs, reiserfs, reiser4, xfs, swap.
Windows:
vfat = FAT 32, FAT 16
ntfs= NTFS
Note: For NTFS rw ntfs-3g
CD/DVD/iso: iso9660
Network file systems:
nfs: server:/shared_directory /mnt/nfs nfs <options> 0 0
smb: //win_box/shared_folder /mnt/samba smbfs rw,credentials=/home/user_name/winbox-credentials.txt 0 0
auto: The file system type (ext3, iso9660, etc) it detected automatically. Usually works. Used for removable devices (CD/DVD, Floppy drives, or USB/Flash drives) as the file system may vary on thesedevices.

(4)挂载选项

rules 是指挂载时的规则。下面列举几个常用的：

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auto 开机自动挂载
default 按照大多数永久文件系统的缺省值设置挂载定义
noauto 开机不自动挂载
nouser 只有超级用户可以挂载
ro 按只读权限挂载
rw 按可读可写权限挂载
user 任何用户都可以挂载

请注意光驱和软驱只有在装有介质时才可以进行挂载，因此它是noauto

(5)dump选项

这一项为0，就表示从不备份。如果上次用dump备份，将显示备份至今的天数。

(6)fsck选项

order 指fsck（启动时fsck检查的顺序）。为0就表示不检查，（/）分区永远都是1，其它的分区只能从2开始，当数字相同就同时检查（但不能有两1）。
如果我要把第二个IDE插槽主硬盘上的windows C 区挂到文件系统中，那么数据项是：

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/dev/hdc1 /c vfat defaults 0 0
(/c 是事先建立的文件夹，作为c盘的挂载点。)

当你修改了/etc/fstab后，一定要重新引导系统才会有效。
fstab中存放了与分区有关的重要信息，其中每一行为一个分区记录，每一行又可分为六个部份，下面以/dev/hda7 / ext2 defaults 1 1为例逐个说明：

  1. 第一项是您想要mount的储存装置的实体位置，如hdb或如上例的/dev/hda7。
  2. 第二项就是您想要将其加入至哪个目录位置，如/home或如上例的/,这其实就是在安装时提示的挂入点。
  3. 第三项就是所谓的local filesystem，其包含了以下格式：如ext、ext2、msdos、iso9660、nfs、swap等，或如上例的ext2，可以参见/prco/filesystems说明。
  4. 第四项就是您mount时，所要设定的状态，如ro（只读）或如上例的defaults（包括了其它参数如rw、suid、exec、auto、nouser、async），可以参见「mount nfs」。
  5. 第五项是提供DUMP功能，在系统DUMP时是否需要BACKUP的标志位，其内定值是0。
  6. 第六项是设定此filesystem是否要在开机时做check的动作，除了root的filesystem其必要的check为1之外，其它皆可视需要设定，内定值是0。

周期性调度器scheduler_tick

周期性调度器由中断实现，系统定时产生一个中断，然后启动周期性调度器，周期性调度器执行过程中要关闭中断, 周期性调度器执行完毕后再打开中断(handle_IRQ_event, IRQF_DISABLED)

周期性调度器主要做两个工作：
a)更新相关统计量
b) 检查进程执行的时间是否超过了它对应的ideal_runtime，如果超过了，则告诉系统，需要启动主调度器(schedule)进行进程切换。(注意 thread_info:preempt_count、thread_info:flags (TIF_NEED_RESCHED))

周期性调度器

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|---->do_timer()   更新jiffies_64
|---->update_process_times()
	|---->scheduler_tick()
	|---->update_rq_clock()  更新当前调度队列rq的clock
	|---->curr->sched_class->task_tick() 
	|         对于普通进程，即task_tick_fair()
	|         task_struct: struct sched_class *sched_class

update_rq_clock()----delta = sched_clock_cpu(cpu_of(rq)) - rq->clock
	|-----两次相邻两次周期性调度器运行的时间差
	|----rq->clock += delta; 更新运行队列上的时钟
		|---->update_rq_clock_task(rq, delta)
		|     即rq->clock_task += delta

普通进程

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task_tick_fair()---->entity_tick()   没有考虑组调度
  |---->update_curr() 更新相关统计量
  |---->check_preempt_tick()   
  |        检查进程本次获得CPU使用权的执行时间是否超过了
  |        它对应的ideal_runtime值，如果超过了，则将当前进
  |        程的TIF_NEED_RESCHED标志位置位

update_curr()
  |----delta_exec = (unsigned long)(now - curr->exec_start);  
  |            exec_start当前进程开始获得
  |            cpu使用权时的时间戳;
  |            进程本次所获得的CPU执行权的时间;
  |---->__update_curr(cfs_rq, curr, delta_exec);
      |---->curr->sum_exec_runtime += delta_exec; 
      |     更新该进程获得CPU执行权总时间
      |
      |---->curr->vruntime += delta_exec_weighted;
      |     更新该进程获得CPU执行权的虚拟时间
      |
      |---->update_min_vruntime()
      |     更新cfs_rq->min_vruntime
      |
  |---->curr->exec_start = now    
  |        更新进程下次运行起始时间
  |        (如果被抢占，下次被调度时将会更新)

check_preempt_tick()
  |----ideal_runtime = sched_slice(cfs_rq, curr);
  |----delta_exec = curr->sum_exec_runtime 
  |                 - curr->prev_sum_exec_runtime;
  |----if(delta_exec > ideal_runtime)  
  |          resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);
  |          把当前进程的TIF_NEED_RESCHED标志位置位
  |----else
  |    delta = curr->vruntime - se->vruntime;  //这是什么？
  |    if (delta > ideal_runtime)  
  |        resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);
  |        把当前进程的TIF_NEED_RESCHED标志位置位

实时进程

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task_tick_rt()
  |---->update_curr_rt();
  |---->if (p->policy != SCHED_RR) return;  SCHED_FIFO只有主动放弃CPU使用权
  |---->rt.timeslice值减一，若没有运行完时间则直接返回，
  |     否则再次分配时间片，加入队列尾部，设置TIF_NEED_RESCHED

update_curr_rt()
  |----delta_exec = rq->clock - curr->se.exec_start; //本次运行时间
  |----curr->se.sum_exec_runtime += delta_exec; //更新总得运行时间
  |----curr->se.exec_start = rq->clock; //更新下次进程运行的起始时间
  |----if (sched_rt_runtime(rt_rq) != RUNTIME_INF)
  |-------{
  |           rt_rq->rt_time += delta_exec;
  |                if (sched_rt_runtime_exceeded(rt_rq))
  |                   resched_task(curr);
  |       }

Linux的进程内核栈

http://blog.chinaunix.net/uid-20543672-id-2996319.html

  • 内核具有非常小的栈，它可能只和一个4096或8192字节大小的页那样小

什么是进程的“内核栈”？

在每一个进程的生命周期中，必然会通过到系统调用陷入内核。在执行系统调用陷入内核之后，这些内核代码所使用的栈并不是原先用户空间中的栈，而是一个内核空间的栈，这个称作进程的“内核栈”。

比如，有一个简单的字符驱动实现了open方法。在这个驱动挂载后，应用程序对那个驱动所对应的设备节点执行open操作，这个应用程序的open其实 就通过glib库调用了Linux的open系统调用，执行系统调用陷入内核后，处理器转换为了特权模式（具体的转换机制因构架而异，对于ARM来说普通 模式和用户模式的的栈针（SP）是不同的寄存器），此时使用的栈指针就是内核栈指针，他指向内核为每个进程分配的内核栈空间。

内核栈的作用

我个人的理解是：在陷入内核后，系统调用中也是存在函数调用和自动变量，这些都需要栈支持。用户空间的栈显然不安全，需要内核栈的支持。此外，内核栈同时用于保存一些系统调用前的应用层信息（如用户空间栈指针、系统调用参数）。

内核栈与进程结构体的关联

每个进程在创建的时候都会得到一个内核栈空间，内核栈和进程的对应关系是通过2个结构体中的指针成员来完成的：

（1）struct task_struct

在学习Linux进程管理肯定要学的结构体，在内核中代表了一个进程，其中记录的进程的所有状态信息，定义在Sched.h (include\linux)。
其中有一个成员：void *stack;就是指向下面的内核栈结构体的“栈底”。
在系统运行的时候，宏current获得的就是当前进程的struct task_struct结构体。

（2）内核栈结构体union thread_union
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union thread_union {
	struct thread_info thread_info;
	unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

其中struct thread_info是记录部分进程信息的结构体，其中包括了进程上下文信息:

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/*
 * low level task data that entry.S needs immediate access to.
 * __switch_to() assumes cpu_context follows immediately after cpu_domain.
 */
struct thread_info {
	unsigned long    flags;    /* low level flags */
	int      preempt_count;  /* 0 => preemptable, <0 => bug */
	mm_segment_t    addr_limit;  /* address limit */
	struct task_struct  *task;    /* main task structure */
	struct exec_domain  *exec_domain;  /* execution domain */
	__u32      cpu;    /* cpu */
	__u32      cpu_domain;  /* cpu domain */
	struct cpu_context_save  cpu_context;  /* cpu context */
	__u32      syscall;  /* syscall number */
	__u8      used_cp[16];  /* thread used copro */
	unsigned long    tp_value;
	struct crunch_state  crunchstate;
	union fp_state    fpstate __attribute__((aligned(8)));
	union vfp_state    vfpstate;
#ifdef CONFIG_ARM_THUMBEE
	unsigned long    thumbee_state;  /* ThumbEE Handler Base register */
	#endif
	struct restart_block  restart_block;
};

关键是其中的task成员，指向的是所创建的进程的struct task_struct结构体

而其中的stack成员就是内核栈。从这里可以看出内核栈空间和 thread_info是共用一块空间的。如果内核栈溢出， thread_info就会被摧毁，系统崩溃了～～～

内核栈—struct thread_info—-struct task_struct三者的关系入下图：

内核栈的产生

在进程被创建的时候，fork族的系统调用中会分别为内核栈和struct task_struct分配空间，调用过程是： fork族的系统调用—>do_fork—>copy_process—>dup_task_struct 在dup_task_struct函数中：

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static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig)
{
	struct task_struct *tsk;
	struct thread_info *ti;
	unsigned long *stackend;

	int err;

	prepare_to_copy(orig);

	tsk = alloc_task_struct();
	if (!tsk)
		return NULL;

	ti = alloc_thread_info(tsk);
	if (!ti) {
		free_task_struct(tsk);
		return NULL;
	}

	err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
	if (err)
		goto out;

	tsk->stack = ti;

	err = prop_local_init_single(&tsk->dirties);
	if (err)
		goto out;

	setup_thread_stack(tsk, orig);
	......

其中alloc_task_struct使用内核的slab分配器去为所要创建的进程分配struct task_struct的空间
而alloc_thread_info使用内核的伙伴系统去为所要创建的进程分配内核栈（union thread_union ）空间

注意：

后面的tsk->stack = ti;语句，这就是关联了struct task_struct和内核栈 而在setup_thread_stack(tsk, orig);中，关联了内核栈和struct task_struct：

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static inline void setup_thread_stack(struct task_struct *p, struct task_struct *org)
{
	*task_thread_info(p) = *task_thread_info(org);
	task_thread_info(p)->task = p;
}

内核栈的大小

由于是每一个进程都分配一个内核栈空间，所以不可能分配很大。这个大小是构架相关的，一般以页为单位。其实也就是上面我们看到的THREAD_SIZE， 这个值一般为4K或者8K。对于ARM构架，这个定义在Thread_info.h (arch\arm\include\asm)，

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#define THREAD_SIZE_ORDER  1
#define THREAD_SIZE   8192
#define THREAD_START_SP   (THREAD_SIZE - 8)

所以ARM的内核栈是8KB 在（内核）驱动编程时需要注意的问题： 由于栈空间的限制，在编写的驱动（特别是被系统调用使用的底层函数）中要注意避免对栈空间消耗较大的代码，比如递归算法、局部自动变量定义的大小等等

x86—EFLAGS寄存器详解

鉴于EFLAGS寄存器的重要性，所以将这一部分内容从处理器体系结构及寻址模式一文中单独抽出另成一文，这部分内容主要来自Intel Developer Mannual，在后续的内核系列中遇到的许多和EFLAGS寄存器有关的内容将直接从本文引用。众所周知，IA-32体系结构为通用系统(general system)提供了16个基本的程序执行寄存器：包含一些通用目的寄存器(General-purpose registers)、段寄存器(Segment registers)以及EFLAGS和EIP寄存器，而后两者对于程序的执行来说可谓至关重要。

其中EIP寄存器主要用于存放当前代码段即将被执行的下一条指令的偏移，但其本质上并 不能直接被指令直接访问。 【it is controlled implicitly by control-transfer instructions (such as JMP, Jcc, CALL, and RET), interrupts, and exceptions.】 很显然，这个寄存器指令由控制转移指令、中断及异常所控制。 【The only way to read the EIP register is to execute a CALL instruction and then read the value of the return instruction pointer from the procedure stack.The EIP register can be loaded indirectly by modifying the value of a return instruction pointer on the procedure stack and executing a return instruction (RET or IRET)】 这里也已经说的很清楚了，读操作通过执行call指令并取得栈中所存放的地址来实现，而写操作则通过修改程序栈中的返回指令指针并执行RET/IRET指 令来完成，因此尽管这个寄存器相当重要，但其实并不是操作系统在实现过程中所需关注的焦点。

相对来讲，EFLAGS寄存器对于操作系统则重要得多。EFLAGS(program status and control) register主要用于提供程序的状态及进行相应的控制， 【The EFLGAS register report on the status of the program being executed and allows limited(application-program level) control of the process.】 在64-bit模式下，EFLGAS寄存器被扩展为64位的RFLGAS寄存器，高32位被保留，而低32位则与EFLAGS寄存器相同。

32位的EFLAGS寄存器包含一组状态标志、系统标志以及一个控制标志。在x86处理器初始化之后，EFLAGS寄存器的状态值为0000 0002H。 第1、3、5、15以及22到31位均被保留，这个寄存器中的有些标志通过使用特殊的通用指令可以直接被修改，但并没有指令能够检查或者修改整个寄存器。 通过使用LAHF/SAHF/PUSHF/POPF/POPFD等指令，可以将EFLAGS寄存器的标志位成组移到程序栈或EAX寄存器，或者从这些设施 中将操作后的结果保存到EFLAGS寄存器中。在EFLAGS寄存器的内容被传送到栈或是EAX寄存器后，可以通过位操作指令(BT, BTS, BTR, BTC)检查或修改这些标志位。当调用中断或异常处理程序时，处理器将在程序栈上自动保存EFLAGS的状态值。若 在中断或异常处理时发生任务切换，那么EFLAGS寄存器的状态将被保存在TSS中 【the state of the EFLAGS register is saved in the TSS for the task being suspended.】 ，注意是将要被挂起的本次任务的状态。

1、状态标志(Status Flags)

EFLAGS寄存器的状态标志(0、2、4、6、7以及11位)指示算术指令（如ADD, SUB, MUL以及DIV指令）的结果，这些状态标志的作用如下：

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CF(bit 0) [Carry flag]   若算术操作产生的结果在最高有效位(most-significant bit)发生进位或借位则将其置1，反之清零。这个标志指示无符号整型运算的溢出状态，这个标志同样在多倍精度运算(multiple-precision arithmetic)中使用。
PF(bit 2) [Parity flag]   如果结果的最低有效字节(least-significant byte)包含偶数个1位则该位置1，否则清零。
AF(bit 4) [Adjust flag]   如果算术操作在结果的第3位发生进位或借位则将该标志置1，否则清零。这个标志在BCD(binary-code decimal)算术运算中被使用。
ZF(bit 6) [Zero flag]   若结果为0则将其置1，反之清零。
SF(bit 7) [Sign flag]   该标志被设置为有符号整型的最高有效位。(0指示结果为正，反之则为负)
OF(bit 11) [Overflow flag]   如果整型结果是较大的正数或较小的负数，并且无法匹配目的操作数时将该位置1，反之清零。这个标志为带符号整型运算指示溢出状态。

在这些状态标志中，只有CF标志能够通过使用STC, CLC以及CMC指令被直接修改，或者通过位指令(BT, BTS, BTR以及BTC)将指定的位拷贝至CF标志中。

这些状态标志允许单个的算术操作产生三种不同数据类型的结果：无符号整型，有符号整型 以及BCD整型。如果把该结果当做无符号整型，那么CF标志指示越界(out-of-range)状态——即进位或借位，如果被当做有符号整型，则OF标 志指示进位或借位，若作为BCD数，那么AF标志指示进位或借位。SF标志指示有符号整数的符号位，ZF指示结果为零。此外在执行多倍精度算术运算时，CF标志用来将一次运算过程中带进位的加法(ADC)或带借位的减法(SBB)产生的进位或借位传递到下一次运算过程中。

2、DF标志(DF flag)

这个方向标志(位于EFLAGS寄存器的第10位)控制串指令(MOVS, CMPS, SCAS, LODS以及STOS)。设置DF标志使得串指令自动递减（从高地址向低地址方向处理字符串），清除该标志则使得串指令自动递增。STD以及CLD指令分 别用于设置以及清除DF标志。

3、系统标志以及IOPL域(System Flags and IOPL Field)

EFLAGS寄存器中的这部分标志用于控制操作系统或是执行操作，它们不允许被应用程序所修改。这些标志的作用如下：

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TF(bit 8) [Trap flag]   将该位设置为1以允许单步调试模式，清零则禁用该模式。
IF(bit 9) [Interrupt enable flag]   该标志用于控制处理器对可屏蔽中断请求(maskable interrupt requests)的响应。置1以响应可屏蔽中断，反之则禁止可屏蔽中断。
IOPL(bits 12 and 13) [I/O privilege level field]   指示当前运行任务的I/O特权级(I/O privilege level)，正在运行任务的当前特权级(CPL)必须小于或等于I/O特权级才能允许访问I/O地址空间。这个域只能在CPL为0时才能通过POPF以及IRET指令修改。
NT(bit 14) [Nested task flag]   这个标志控制中断链和被调用任务。若当前任务与前一个执行任务相关则置1，反之则清零。
RF(bit 16) [Resume flag]   控制处理器对调试异常的响应。
VM(bit 17) [Virtual-8086 mode flag]   置1以允许虚拟8086模式，清除则返回保护模式。
AC(bit 18) [Alignment check flag]   该标志以及在CR0寄存器中的AM位置1时将允许内存引用的对齐检查，以上两个标志中至少有一个被清零则禁用对齐检查。
VIF(bit 19) [Virtual interrupt flag]   该标志是IF标志的虚拟镜像(Virtual image)，与VIP标志结合起来使用。使用这个标志以及VIP标志，并设置CR4控制寄存器中的VME标志就可以允许虚拟模式扩展(virtual mode extensions)
VIP(bit 20) [Virtual interrupt pending flag]   该位置1以指示一个中断正在被挂起，当没有中断挂起时该位清零。【Software sets and clears this flag; the processor only reads it.】与VIF标志结合使用。
ID(bit 21) [Identification flag]   程序能够设置或清除这个标志指示了处理器对CPUID指令的支持。