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ZHduan程序员的私房钱（小金库）

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技术备忘录

这里将记录并分享一些我在实际编程或项目中遇到的一些问题，和我解决这些问题的思路和想法，当然也会分享一些有关linux内核，和linux实际常用的小skill。

Linux缺页中断处理

Linux缺页中断处理

CPU将一个线性地址映射为物理地址的过程中,如果该地址的映射已经建立,但是发现相应的页面表项或目录项中的P(Present)标志为0,则表明相应的物理页面不在内存.此时,CPU将错误的请求地址放在寄存器CR2中,并发生缺页中断. 穿过了中断门后,控制直接到达程序入口page_fault(),该入 口代码将页面失败处理例程do_page_fault()的地址压栈,并调用通用的错误处理例程保存现场并使控制转移到do_page_fault().

至此,完成了软硬件的交接.

对于硬件来说,CPU发生缺页中断即认为指令访问了无效的地址空间. 但是,从操作系统的角度,其原因可能是多样的.而且,内核的中断处理程序也可能进入do_page_fault(),在这里我们只考虑页面失败发生在当前进程的情况.

在Linux中,控制进入 do_page_fault()的原因可能有: 1,真实的地址越界,即进程访问了不属于自己的地址空间; 2,页面已经映射,但未载入内存或者已被换出; 3,进程页面未被映射,即相应的页表不存在.

通过判断currentTask->mm是否为空,就可确定是进程的内存是否还未映射,如果还未映射,则控制将转到no_context. 否则,为了区分越界还是缺页,do_page_fault()首先从CR2中读出出错的地址address,然后调用find_vma(mm, address),在进程的虚拟地址空间中找出结束地址大于address的第一个区间.如果找不到的话,则说明异常是由地址越界引起的,转到bad_area执行相关错误处理.

而下面我们将重点讨论页面未映射或被换出这两种情况.

确定并非地址越界后,控制转向标号good_area. 在这里,代码首先对页面进行例行权限检查,比如当前的操作是否违反该页面的Read,Write,Exec权限等等.

如果通过了检查,则进入虚存管理例程handle_mm_fault().否则,将与地址越界一样,转到bad_area继续处理.

handle_mm_fault()用于实现页面分配与交换.它分为两个步骤: 首先,如果页表不存在或被交换出,则要首先分配页面给页表;然后,才真正实施页面的分配,并在页表上做记录.

handle_mm_fault()首先求出address所属的页目录项指针pgd,然后调用pte_alloc(pgd),pte_alloc()会首先判断该目录项对应的页表是否存在,如果不存在的话就分配一个新的页表并返回. pte_alloc()分配页表时,会首先调用get_pte_fast(),试图从页面缓冲池中获取页表空间,而如果缓冲池空,则调用get_pte_kernel_slow()从磁盘上获取用于存放页表的页面. 然后,pte_alloc()会调用set_pmd()初始化这个页表,即将该页表的起始地址,标志位等写入页目录项pgd. 到此为止,页表pte的空间已分配并初始化,但并不包含任何内容.接着,handle_mm_fault()将调用handle_pte_fault()来具体分配页面并填充页表pte.

handle_pte_fault() 是实现虚存管理的核心部分,它实现了页面的分配和交换. 它首先调用pte_present()检查表项中的P标志位,当然,在我们的讨论中它总是返回false. 接着,又调用pte_none()检查表项是否为空,即全为0.如果为空就说明映射尚未建立,此时调用do_no_page()来建立内存页面与交换文件的映射;反之,如果表项非空,则说明页面已经映射,只要调用do_swap_page()将其换入内存即可.

do_no_page()除了能够分配物理页面外,还用于实现内存映射文件及共享页面等.在我们讨论的缺页中断中,它只会调用do_anonymous_page()分配一个新的物理页面,并设置相应的页表项.此外,该过程还会进行一些权限检查,在此略过.do_anonymouse_page()是通过调用alloc_pages()完成实际内存分配的.如果分配成功,则整个缺页中断处理过程完成,所有过程依次退栈返回.

当控制返回到用户空间后,因为缺页而夭折的那条指令会被重新执行.从用户程序的角度来看,这一切就像没有发生过一样,缺页中断处理对用户是透明的.

上面讨论的是页面未映射的情况.如果已经完成了页面映射,而缺页是由于页面被换出而引起的,则应调用do_swap_page()将从交换设备上换入页面.

为了研究Linux的页面置换方法,必须先弄清相关的数据结构.

众所周知,对于i386系列处理器,当页面在内存中时,页表项是一个32位的pte_t结构,它描述了物理页面起始地址,页面权限标志等信息,这些信息将被 CPU用于地址转换. 但是,这一切的前提是,该表项的P标志位为1.否则,这个32位的页表项将被CPU视为无意义的. 但是对于操作系统而言,当它换出页面之时,应该在设置P标志为0的同时,将页面对应的磁盘页信息放入页表项,以供调回页面时获取.即同样一个32位的页表项,在P标志位不同时,实际上对应着不同的存储内容.

就Linux而言,如果页表项的P标志位0,则该页表项存放的实际上是一个swap_entry_t结构,它确定了该页面在磁盘上唯一位置,包括用于交换的文件或设备的序号,以及页面在此文件或设备中的相对位置.

do_swap_page()会首先调用lookup_swap_cache(),判断相应的内存页面是否还留在swapper_space的换入/换出队列中尚未最后释放. 如果确实已经释放, 则通过read_swap_cache()分配一个内存页面,并从磁盘中读取先前交换出的页面内容到分配的页中,当然,要读取的磁盘块是从”页表项”中的swap_entry_t结构获得的. 同时,出于性能考虑,还会调用swapin_readahead()将一些临近的页面顺带一起读入上面提到的 swapper_space中,与此相关还涉及到一些复杂的异步读取操作,在此略过不提. 最后,do_swap_page()还要设置页表项的一些标志信息(例如P,D等),访问权限等. 最后,如同do_no_page()执行完毕后一样,返回到用户空间,重新执行因缺页而夭折的指令.

上面已经完 整描述了Linux缺页中断处理的大致流程,但并没有详细描述页面交换时的换入/换出算法. 事实上,其中的 alloc_page,read_swap_cache等调用都可能导致其他页面被换出. 至于Linux是如何淘汰页面的,是一个比较复杂的话题,但大体说来它所采用的淘汰策略是LRU.

关于异构内存细粒度内存分配实现方法的思想

内核层

相关资料

在VMA中将新的NVM_VMA标记进去 ——在linux/mm_type中可以找到VMA的定义vm_area_struct ————结构体中有一部分是unsigned long vm_flags; /* Flags, see mm.h. */ 这个地方可以理解成标记

可以在mm.h中看到一些对于vm_flags的定义，也就是说要在这里加入NVM_VMA标记

/* Is the vma a continuation of the stack vma above it? */
static inline int vma_growsdown(struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr)
{
    return vma && (vma->vm_end == addr) && (vma->vm_flags & VM_GROWSDOWN);
}

可以看到之后的操作会用vm_flags与定义事件VM_……与，等到逻辑值。

#define VM_HUGETLB    0x00400000    /* Huge TLB Page VM */
#define VM_NONLINEAR    0x00800000    /* Is non-linear (remap_file_pages) */
类似定义出VM_NVM

实际内核定义在  linux/mm.h中
其值为#define VM_NVM          0x08000000      /*marked this vma to use NVM malloc*/

参照mmap，添加nvm_mmap分支 （pmfs/mm/mmap.c do_mmap_pgoff() do_mmap()） nvm_mmap为vm_flags添加NVM_VMA标记（也就是定义在mm.h中的）

vm_flags = calc_vm_prot_bits(prot) | calc_vm_flag_bits(flags) | mm->def_flags |
VM_MAYREAD | VM_MAYWRITE | VM_MAYEXEC;      --设置vm_flags，根据传入的port和flags以及mm本身自有的旗标来设置。

函数调用流程

用户态： malloc调用mmap————>addr = mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PORT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS, -1, 0); //mmap(void* start, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset); 对于malloc映射匿名内存来说，必须是以页为单位的，比如上面的4096。用户进程向内核空间分配内存都是直接向伙伴系统要的。在此基础上glibc将内存细化为可以按照字节分配的方式。 mmap调用sys_mmap2（简单转调用）

内核态： inline函数do_mmap()，是供内核自己用的，它也是将已打开文件映射到当前进程空间。 在PMFS中的实现部分为 if(file)之后的部分对flag进行设置。

    if (flags & MAP_NORESERVE) {              //可以直接利用这种模板来设计接口，但是要补货上层代码传入时候的时候flags的定义（即MAP_NORESERVE）的定义

        /* hugetlb applies strict overcommit unless MAP_NORESERVE */

        if (file && is_file_hugepages(file))

            vm_flags |= VM_NORESERVE;

    }

参数倒入可以查找到导入的头文件，可以找到

#include <linux/mman.h>
查找到/include/linux/mman.h
又调用了#include <uapi/linux/mman.h>
查找到/include/uapi/linux/mman.h
之后可以在/include/uapi/asm-generic/mman.h 找到一些定义        （可能需要在这里加入flag参数的定义，可以认定在此添加NVM标记）

include/linux/syscalls.h有大部分syscall的定义
include/asm-generic/syscalls.h  可以找到sys_mmap2函数和sys_mmap.  调用（do_mmap2跳转sys_mmap_pgoff） ----->调用了sys_mmap_pgoff之后没函数定义了（最终归属）该被定义在include/linux/syscalls.h声明，推断调用内核的do_mmap_pgoff

由此可以推定：

从stdlib来的malloc调用了mmap函数（网上说的是系统调用）

直接会走对应的系统调用sys_mmap2（或sys_mmap）（系统调用） 途径do_mmap2直接调用内核的do_mmap_pgoff（网上的说法）（但内核中找不到网上提及的do_map内敛函数-PMFS内核linux3.11.0）

但从PMFS内核分析可以看出，这个sys_mmap一般不会通过do_mmap2，而是调用syscall里面的sys_mmap_pgoff.此时极大可能通过此函数直接调用内核do_mmap_pgoff

也就是说最终在内核态中都会使用do_mmap_pgoff 则NVM内存分配应该在do_mmap_pgoff关联的函数中实现（例如pagefault（中科院思想））。

何时，怎样对VM_flag设置成NVMtpye则需要考虑

可以看出 mmap系列的传参数 很关键 （PMFS内设了MAP_ANONYMOUS | MAP_HUGETLB这两个特殊VM_FLAG参数，有极高的参考价值） 在pmfs/tools/testing/selftests/vm/hugetlbfstest.c 可以看到这个设定。

代码实际实现：
在/mm/mmap中实现对VM_NVM的标记
其中需要通过系统调用的mmap参数中的flag，而系统调用的mmap flag需要在/中设置
    vm_flags = calc_vm_prot_bits(prot) | calc_vm_flag_bits(flags) | mm->def_flags |
               VM_MAYREAD | VM_MAYWRITE | VM_MAYEXEC;      --设置vm_flags，根据传入的port和flags以及mm本身自有的旗标来设置。

之后if (flags & MAP_NVM)
            vm_flags |= VM_NVM;

pmfs/include/uapi/asm-generic/mman-common.h添加MAP_NVM

#define MAP_NVM         0x80000         /*creat a nvm page mapping*/

#ifndef MAP_NVM
#define MAP_NVM         0x80000
#endif

Pagefault时，对标记位NVM_VMA的VMA，为其在node1节点上分配内存 ——vm_operations_struct 在linux/mm.h/int (*fault)(struct vm_area_struct *vma, struct vm_fault *vmf);/vma->vm_ops->fault（非重点）

mm/fault.c do_page_fault()函数.

page fault基本流程： 从cr2中获取发生异常的地址 ——缺页地址位于内核态 ————位于vmalloc区？->从主内核页表同步数据到进程页表 ————非vmalloc区 ->不应该产生page fault->oops ——缺页地址位于用户态 ————缺页上下文发生在内核态 ——————exception table中有相应的处理项？ ->进行修正 ——————没有 ->oops ————查找vma ——————找到？-> 是否expand stack？->堆栈扩展 —————————— 不是->正常的缺页处理：handle_mm_fault
——————没找到->bad_area

仿佛是通过 fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, flags); 来实现的分配。 //密切关注 handle_pte_fault，并且要了明确了解handle_mm_fault的实现原理。

大致流程中分为： 地址为内核空间： 1，当地址为内核地址空间并且在内核中访问时，如果是非连续内存地址，将init_mm中对应的项复制到本进程对应的页表项做修正； 2，地址为内核空间时，检查页表的访问权限； 3，如果1,2没搞定，跳到非法访问处理（在后面详细分析这个）； 地址为用户空间： 4，如果使用了保留位，打印信息，杀死当前进程； 5，如果在中断上下文中火临界区中时，直接跳到非法访问； 6，如果出错在内核空间中，查看异常表，进行相应的处理； 7，查找地址对应的vma，如果找不到，直接跳到非法访问处，如果找到正常，跳到good_area； 8，如果vma->start_address>address，可能是栈太小，对齐进行扩展； 9，good_area处，再次检查权限； 10，权限正确后分配新页框，页表等；

do_page_fault()调用handle_mm_fault()调用handle_pte_fault()（do_no_page()被省略了（似乎））调用do_anonymous_page(),

arch/x86/mm/fault.c——————>do_page_fault()

pmfs/mm/memory.c——————>handle_mm_fault()
出现了do_pmd_numa_page()也在这个文档里面

pmfs/mm/memory.c——————>handle_pte_fault()
出现了do_numa_page()也在这个文档里面

pmfs/mm/memory.c中并没有定义do_no_page()，项目中也没有定义这个函数

pmfs/mm/memory.c——————>do_anonymous_page()

触发读写异常然后新分配一页,将相关属性写入到页面表项中

节点分配页面貌似调用的是alloc_pages     pmfs/include/linux/gfp.h

模仿大页分支设计缺页分配

参考资料1 参考资料2

也就是可以在获取VMA之后检查一下。然后做一个numa的分配 类似

就是把这个判断做到 handle_mm_fault() pmfs/mm/memory.c里面去 即一个if 然后return到专门的fault函数里面去，不过因为这种分支方法非常复杂，很难设计。

因为 handle_pte_fault带FLAGS参数了 所以也可以在 handle_pte_fault里面做。（这里需要连锁考虑do_numa page的两种方法在设置，即了解清楚函数本身）

之后操作但是要避开原先的分配情况。 （中科院的实现方法在这里，但是没有深刻理解pagefault之后的分配方法就无法找到调用对应物理地址映射的接口，这样就没有办法设计numa架构上的分配节点内存）

实际实现在handle_pte_fault()    /mm/memory.c
在判断了 pte_present()
和pt_none之后直接开始分配
if (!pte_present(entry)) {
                if (pte_none(entry)) {
                        if (vma->vm_flags & VM_NVM)
                                return do_nvm_page(mm, vma, address, entry, pte, pmd);   //this way to insert a function using do_numa
_page to set the targetnid to get a page.

仿照do_numa_page写do_nvm_page函数。
/*Using NUMA to set the page to NVM*/
int do_nvm_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
                   unsigned long addr, pte_t pte, pte_t *ptep, pmd_t *pmd)
{
        struct page *page = NULL;
        spinlock_t *ptl;
        int current_nid = -1;
        int target_nid=1;             /*target_nid is node1 which simulate the NVM*/
        bool migrated = false;

        ptl = pte_lockptr(mm, pmd);
        spin_lock(ptl);

        if (unlikely(!pte_same(*ptep, pte))) {
                pte_unmap_unlock(ptep, ptl);
                goto out;
        }

        pte = pte_mknonnuma(pte);
        set_pte_at(mm, addr, ptep, pte);
        update_mmu_cache(vma, addr, ptep);

        page = vm_normal_page(vma, addr, pte);
        if (!page) {
                pte_unmap_unlock(ptep, ptl);
                return 0;
        }

        current_nid = page_to_nid(page);
        pte_unmap_unlock(ptep, ptl);

        /* Migrate to the requested node */
        migrated = migrate_misplaced_page(page, target_nid);
        if (migrated)
                current_nid = target_nid;

out:
        if (current_nid != -1)
                task_numa_fault(current_nid, 1, migrated);
        return 0;

}

DPDK相关关键路径函数

api库

编程者手册

Environment Abstraction Layer (EAL)

The Environment Abstraction Layer (EAL) is responsible for gaining access to low-level resources such as hardware and memory space. It provides a generic interface that hides the environment specifics from the applications and libraries. It is the responsibility of the initialization routine to decide how to allocate these resources (that is, memory space, PCI devices, timers, consoles, and so on).

环境抽象层（EAL）负责获取访问底层硬件和存储空间等资源。它提供了一个通用接口，隐藏了应用程序和库的环境细节。初始化例程的职责是决定如何分配这些资源（即内存空间、PCI设备、定时器、控制台等）。

Typical services expected from the EAL are: DPDK Loading and Launching: The DPDK and its application are linked as a single application and must be loaded by some means. Core Affinity/Assignment Procedures: The EAL provides mechanisms for assigning execution units to specific cores as well as creating execution instances. System Memory Reservation: The EAL facilitates the reservation of different memory zones, for example, physical memory areas for device interactions. 系统内存保留：EAL便于不同的内存区域，保留为例，对装置的相互作用的物理内存区域。 PCI Address Abstraction: The EAL provides an interface to access PCI address space. Trace and Debug Functions: Logs, dump_stack, panic and so on. Utility Functions: Spinlocks and atomic counters that are not provided in libc. CPU Feature Identification: Determine at runtime if a particular feature, for example, Intel® AVX is supported. Determine if the current CPU supports the feature set that the binary was compiled for. Interrupt Handling: Interfaces to register/unregister callbacks to specific interrupt sources. Alarm Functions: Interfaces to set/remove callbacks to be run at a specific time.

EAL使用hugetlbfs中的mmap（）执行物理内存分配（使用庞大的页面大小来提高性能）。 这个内存暴露给DPDK服务层，如Mempool Library。 此时，DPDK服务层将被初始化，然后通过pthread setaffinity调用，每个执行单元将被分配给一个特定的逻辑内核作为用户级线程运行。 时间参考由CPU时间戳计数器（TSC）或HPET内核API通过mmap（）调用提供。 High Precision Event Timer （HPET)

Memory Mapping Discovery and Memory Reservation

大型连续物理内存的分配是使用hugetlbfs内核文件系统完成的。 EAL提供了一个API来在这个连续的内存中保留命名的内存区域。 该存储器区域的保留存储器的物理地址也由存储器区域预留API返回给用户。

使用rte_malloc提供的API完成的内存预留也由hugetlbfs文件系统的页面支持。

Xen Dom0 support without hugetbls

现有的内存管理的实现是基于Linux内核的hugepage机制。然而，Xen dom0不支持hugepages，所以一个新的Linux内核模块rte_dom0_mm加入规避这个限制。
EAL使用ioctl接口通知Linux内核模块rte_dom0_mm分配指定大小的内存，并从模块得到所有的内存段的信息，并使用mmap映射实际分配的内存接口。每个内存段的物理地址是连续的，但在它实际的硬件地址在2mb相邻。

Memory Segments and Memory Zones (memzone)

物理内存映射由EAL中的此功能提供。 由于物理内存可能存在间隙，所以在描述符表中描述了存储器，并且每个描述符（称为rte_memseg）描述了存储器的连续部分。 除此之外，memzone分配器的作用是保留物理内存的连续部分。当保留内存时，这些区域由唯一的名称标识。 rte_memzone描述符也位于配置结构中。使用rte_eal_get_configuration（）访​​问此结构。内存区域的查找（按名称）返回包含内存区域的物理地址的描述符。 通过提供align参数（默认情况下，它们与缓存行大小对齐），可以通过特定的起始地址对齐来保留内存区域。对齐值应为2的幂，不小于高速缓存行大小（64字节）。 内存区域也可以从2 MB或1 GB的保留期间保留，前提是两者都可用于系统。

[rte_memory.h](http://dpdk.org/doc/api/rte__memory_8h.html)

[rte_malloc.h](http://dpdk.org/doc/api/rte__malloc_8h.html)
root/lib/librte_eal/common/rte_malloc.c

[rte_mempool.h](http://dpdk.org/doc/api/rte__mempool_8h.html)

Memory Pool Manager (librte_mempool)

内存池管理器负责在内存中分配对象池。 一个池由名称标识，并使用一个环来存储自由对象。 它提供了一些其他可选服务，例如每核心对象缓存和对齐帮助器，以确保填充对象以将它们均匀地扩展到所有RAM通道上。 这个内存池分配器在Mempool Library中描述。

Network Packet Buffer Management (librte_mbuf)

mbuf库提供了创建和销毁DPDK应用程序可以使用以存储消息缓冲区的缓冲区的功能。 消息缓冲区在启动时创建，并使用DPDK mempool库存储在mempool中。 该库提供了一个API来分配/释放mbufs，操纵用于承载网络数据包的通用消息缓冲区的控制消息缓冲区（ctrlmbuf）和数据包缓冲区（pktmbuf）。

网络数据包缓冲区管理在Mbuf库中进行了描述。

重点：Mempool Library

链接 A memory pool is an allocator of a fixed-sized object. In the DPDK, it is identified by name and uses a mempool handler to store free objects. The default mempool handler is ring based. It provides some other optional services such as a per-core object cache and an alignment helper to ensure that objects are padded to spread them equally on all DRAM or DDR3 channels. This library is used by the Mbuf Library.

内存池是固定大小对象的分配器。 在DPDK中，它由名称标识，并使用mempool处理程序来存储自由对象。 默认的mempool处理程序是基于环的。 它提供了一些其他可选服务，例如每个核心对象缓存和对齐帮助器，以确保对象被填充以将它们均匀地扩展到所有DRAM或DDR3通道上。 该库由Mbuf库使用。

重点：Malloc

The EAL provides a malloc API to allocate any-sized memory. The objective of this API is to provide malloc-like functions to allow allocation from hugepage memory and to facilitate application porting. The DPDK API Reference manual describes the available functions. Typically, these kinds of allocations should not be done in data plane processing because they are slower than pool-based allocation and make use of locks within the allocation and free paths. However, they can be used in configuration code. Refer to the rte_malloc() function description in the DPDK API Reference manual for more information.

EAL提供API来分配任意大小的内存分配。
这个API的目的是允许从hugepage内存分配malloc函数和提供方便应用程序的移植。
DPDK API参考手册描述了可用的功能。
通常，这些类型的分配不应该在数据平面处理中完成，因为它们比基于池的分配慢，并且在分配和自由路径中使用锁。
但是，它们可以用于配置代码。
是指在DPDK API参考手册的rte_malloc()函数描述的更多信息。

Packet Distributor Library

DPDK包经销商库用于动态负载均衡的流量，同时支持单包操作。使用这个库的时候，使用逻辑的核心是两个角色：首先考虑经销商lcore，这是负责负载均衡或分发包，和一组工人lcores是负责从分配器接收数据包和操作它们。

Worker Operation

Worker cores are the cores which do the actual manipulation of the packets distributed by the packet distributor. Each worker calls “rte_distributor_get_pkt()” API to request a new packet when it has finished processing the previous one. [The previous packet should be returned to the distributor component by passing it as the final parameter to this API call.] Since it may be desirable to vary the number of worker cores, depending on the traffic load i.e. to save power at times of lighter load, it is possible to have a worker stop processing packets by calling “rte_distributor_return_pkt()” to indicate that it has finished the current packet and does not want a new one.

Glibc安装

mkdir glibc-build-2.15    //不能再src里面装

cd glibc-build-2.15

../glibc-2.19/configure  --prefix=/usr --disable-profile --enable-add-ons --with-headers=/usr/include --with-binutils=/usr/bin

make >buildtest

make install

相关资料

内核安装编译，启动项改变，和内核删除

内核删除

   uname -r       该命令会告诉你当前使用的内核版本

接下来，如果你是自己动手编译的内核的话，请删除以下文件和文件夹

  1. 删除掉/lib/modules/目录下过时的内核库文件
  2. 删除掉/usr/src/kernels/目录下过时的内核源代码
  3. 删除掉/boot目录下启动的核心档案以及内核映像
  4. 更改/boot/grub/menu.lst，删除掉不用的启动列表

内核编译安装

make mrproper #清理上次编译的现场 

cp /boot/config-($uname -r) .config #将当前系统的配置文件拷贝到当前目录

sh -c 'yes "" | make oldconfig' #使用旧内核配置，并自动接受每个新增选项的默认设置

sudo make -j20 bzImage #生成内核文件
sudo make -j20 modules #编译模块
sudo make -j20 modules_install #编译安装模块

sudo make install #内核安装

修改启动项

sudo vim /etc/default/grub

memmap=16G\\\$4G

sudo grub2-mkconfig -o /boot/grub2/grub.cfg //生成grub2的配置文件

git常用技巧

git init （初始化本地仓库）

git remote add github git@**

将本地仓库github（add后面的名字）和远程仓库链接

git pull github master将远程仓库分支master与本地分支github合并（如果本地为空等于复制项目到本地）如果在diff或者show 可以起到更新本地代码的效果

git status 查看本地仓库当前分支是否由commit

git commit -m “” 向本地仓库提交commit

git log 查看本地git日志

git diff 可以查看与远端仓库的不同

git show可以查看push之前的状况

git push github master 将本地github分支推送到远端master分支

git add . 添加添加 .意味所有

当你安装Git后首先要做的事情是设置你的用户名称和e-mail地址。这是非常重要的，因为每次Git提交都会使用该信息。它被永远的嵌入到了你的提交中：

git config –global user.name “John Doe” git config –global user.email johndoe@example.com

相关资料1 相关资料2

linux常用技巧

core-debug和gdb

gcc -g -rdynamic x.c
gdb ./a.out

文件夹内容复制

cp -rf glibc-2.19/* NVM_malloc/ #*代表所有子目录文件

nm命令查看目标文件符号清单

nm -A libso.a

后台进程挂起

nohup command > myout.file & #命令行  输出到  myout.file 
ps -aux |grep "git"  #查看挂起进程

添加linux用户

useradd -d /home/ZHduan -m ZHduan
passwd ZHduan

chmod 777 /etc/sudoers
vim /etc/sudoers
chmod 440 /etc/sudoers

ls -al 检查一下 当然可以直接grep sudoers

Support and Contact

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