笔试总结——linux篇【持续更新】

由于本人笔试练习的正确率实在惨不忍睹，于是有了【笔试总结】这个系列，预计会更新至秋招找到工作==

unix中进程通信方法

（1）管道（Pipe）：管道可用于具有亲缘关系进程间的通信，允许一个进程和另一个与它有共同祖先的进程之间进行通信。
（2）命名管道（named pipe）：命名管道克服了管道没有名字的限制，因此，除具有管道所具有的功能外，它还允许无亲缘关系进程间的通信。命名管道在文件系统中有对应的文件名。命名管道通过命令mkfifo或系统调用mkfifo来创建。
（3）信号（Signal）：信号是比较复杂的通信方式，用于通知接受进程有某种事件发生，除了用于进程间通信外，进程还可以发送信号给进程本身；linux除了支持Unix早期信号语义函数sigal外，还支持语义符合Posix.1标准的信号函数sigaction（实际上，该函数是基于BSD的，BSD为了实现可靠信号机制，又能够统一对外接口，用sigaction函数重新实现了signal函数）。
（4）消息（Message）队列：消息队列是消息的链接表，包括Posix消息队列system V消息队列。有足够权限的进程可以向队列中添加消息，被赋予读权限的进程则可以读走队列中的消息。消息队列克服了信号承载信息量少，管道只能承载无格式字节流以及缓冲区大小受限等缺
（5）共享内存：使得多个进程可以访问同一块内存空间，是最快的可用IPC形式。是针对其他通信机制运行效率较低而设计的。往往与其它通信机制，如信号量结合使用，来达到进程间的同步及互斥。
（6）内存映射（mapped memory）：内存映射允许任何多个进程间通信，每一个使用该机制的进程通过把一个共享的文件映射到自己的进程地址空间来实现它。
（7）信号量（semaphore）：主要作为进程间以及同一进程不同线程之间的同步手段。
（8）套接口（Socket）：更为一般的进程间通信机制，可用于不同机器之间的进程间通信。起初是由Unix系统的BSD分支开发出来的，但现在一般可以移植到其它类Unix系统上：Linux和System V的变种都支持套接字。

相对比的

windows有：进程间：管道，信号，消息队列，共享内存，信号量，套接口。 线程间：临界区，互斥量，信号量，套接口。

linux 中各个日志记录内容

1. /var/log/messages — 包括整体系统信息，其中也包含系统启动期间的日志。此外，mail，cron，daemon，kern和auth等内容也记录在var/log/messages日志中。
2. /var/log/dmesg — 包含内核缓冲信息（kernel ring buffer）。在系统启动时，会在屏幕上显示许多与硬件有关的信息。可以用dmesg查看它们。
3. /var/log/auth.log — 包含系统授权信息，包括用户登录和使用的权限机制等。
4. /var/log/boot.log — 包含系统启动时的日志。
5. /var/log/daemon.log — 包含各种系统后台守护进程日志信息。
6. /var/log/dpkg.log – 包括安装或dpkg命令清除软件包的日志。
7. /var/log/kern.log – 包含内核产生的日志，有助于在定制内核时解决问题。
8. /var/log/lastlog — 记录所有用户的最近信息。这不是一个ASCII文件，因此需要用lastlog命令查看内容。
9. /var/log/maillog /var/log/mail.log — 包含来着系统运行电子邮件服务器的日志信息。例如，sendmail日志信息就全部送到这个文件中。
10. /var/log/user.log — 记录所有等级用户信息的日志。
11. /var/log/Xorg.x.log — 来自X的日志信息。
12. /var/log/alternatives.log – 更新替代信息都记录在这个文件中。
13. /var/log/btmp – 记录所有失败登录信息。使用last命令可以查看btmp文件。例如，”last -f /var/log/btmp | more“。
14. /var/log/cups — 涉及所有打印信息的日志。
15. /var/log/anaconda.log — 在安装Linux时，所有安装信息都储存在这个文件中。
16. /var/log/yum.log — 包含使用yum安装的软件包信息。
17. /var/log/cron — 每当cron进程开始一个工作时，就会将相关信息记录在这个文件中。
18. /var/log/secure — 包含验证和授权方面信息。例如，sshd会将所有信息记录（其中包括失败登录）在这里。
19. /var/log/wtmp或/var/log/utmp — 包含登录信息。使用wtmp可以找出谁正在登陆进入系统，谁使用命令显示这个文件或信息等。
20. /var/log/faillog – 包含用户登录失败信息。此外，错误登录命令也会记录在本文件中。

除了上述Log文件以外， /var/log还基于系统的具体应用包含以下一些子目录：

• /var/log/httpd/或/var/log/apache2 — 包含服务器access_log和error_log信息。
• /var/log/lighttpd/ — 包含light HTTPD的access_log和error_log。
• /var/log/mail/ –  这个子目录包含邮件服务器的额外日志。
• /var/log/prelink/ — 包含.so文件被prelink修改的信息。
• /var/log/audit/ — 包含被 Linux audit daemon储存的信息。
• /var/log/samba/ – 包含由samba存储的信息。
• /var/log/sa/ — 包含每日由sysstat软件包收集的sar文件。
• /var/log/sssd/ – 用于守护进程安全服务。

网络相关指令

2. nestat应该是netstat:

3. route：

4. tracert是windows的，traceroute是linux的:

ifconfig命令用来来检测和设置本机的网络接口

Android dvm的进程和Linux的进程,应用程序的进程

每一个DVM都是在Linux 中的一个进程
先来概念：

 我们来看看每个android进程如何产生的，

 下面来对Zygote进程孵化新进程的过程做进一步了解：

1. Zygote进程调用fork()函数创建出Zygote' 子进程，
2. 子进程Zygote' 共享父进程Zygote的代码区与连接信息。

    如下图所示，Fork()橙色箭头左边是Zygote进程，右边是创建出的Zygote‘子进程；然后Zygote’ 子进程将执行流程交给应用程序A，Android程序开始运行。

新生成的应用程序A会使用已有Zygote父进程的库与资源的连接信息，所以运行速度很快。

                   

       

   另外，对于上图，Zygote启动后，初始并运行DVM，而后将需要的类与资源加载到内存中。随后调用fork()创建出Zygote' 子进程，接着子进程动态加载并运行应用程序A。

   运行的应用程序A会使用Zygote已经初始化并启动运行的DVM代码，通过使用已加载至内存中的类与资源来加快运行速度。

   我们来看看Android进程模型

Linux通过调用start_kernel函数来启动内核，当内核启动模块启动完成后，将启动用户空间的第一个进程——Init进程，下图为Android系统的进程模型图：

从上图可以看出，Linux内核在启动过程中，创建一个名为Kthreadd的内核进程，PID=2，用于创建内核空间的其他进程；同时创建第一个用户空间Init进程，该进程PID = 1，用于启动一些本地进程，比如Zygote进程，而Zygote进程也是一个专门用于孵化Java进程的本地进程，上图清晰地描述了整个Android系统的进程模型

Nagle算法的规则：

（1）如果包长度达到MSS，则允许发送；

（2）如果该包含有FIN，则允许发送；

（3）设置了TCP_NODELAY选项，则允许发送；

（4）未设置TCP_CORK选项时，若所有发出去的小数据包（包长度小于MSS）均被确认，则允许发送；

（5）上述条件都未满足，但发生了超时（一般为200ms），则立即发送。

Nagle算法只允许一个未被ACK的包存在于网络，它并不管包的大小，因此它事实上就是一个扩展的停-等协议，只不过它是基于包停-等的，而不是基于字节停-等的。Nagle算法完全由TCP协议的ACK机制决定，这会带来一些问题，比如如果对端ACK回复很快的话，Nagle事实上不会拼接太多的数据包，虽然避免了网络拥塞，网络总体的利用率依然很低。

Nagle算法是silly window syndrome(SWS)预防算法的一个半集。SWS算法预防发送少量的数据，Nagle算法是其在发送方的实现，而接收方要做的是不要通告缓冲空间的很小增长，不通知小窗口，除非缓冲区空间有显著的增长。这里显著的增长定义为完全大小的段（MSS）或增长到大于最大窗口的一半。
注意：BSD的实现是允许在空闲链接上发送大的写操作剩下的最后的小段，也就是说，当超过1个MSS数据发送时，内核先依次发送完n个MSS的数据包，然后再发送尾部的小数据包，其间不再延时等待。（假设网络不阻塞且接收窗口足够大）

举个例子，比如之前的blog中的实验，一开始client端调用socket的write操作将一个int型数据（称为A块）写入到网络中，由于此时连接是空闲的（也就是说还没有未被确认的小段），因此这个int型数据会被马上发送到server端，接着，client端又调用write操作写入‘\r\n’（简称B块），这个时候，A块的ACK没有返回，所以可以认为已经存在了一个未被确认的小段，所以B块没有立即被发送，一直等待A块的ACK收到（大概40ms之后），B块才被发送。整个过程如图所示：

这里还隐藏了一个问题，就是A块数据的ACK为什么40ms之后才收到？这是因为TCP/IP中不仅仅有nagle算法，还有一个TCP确认延迟机制 。当Server端收到数据之后，它并不会马上向client端发送ACK，而是会将ACK的发送延迟一段时间（假设为t），它希望在t时间内server端会向client端发送应答数据，这样ACK就能够和应答数据一起发送，就像是应答数据捎带着ACK过去。在我之前的时间中，t大概就是40ms。这就解释了为什么'\r\n'（B块）总是在A块之后40ms才发出。
当然，TCP确认延迟40ms并不是一直不变的，TCP连接的延迟确认时间一般初始化为最小值40ms，随后根据连接的重传超时时间（RTO）、上次收到数据包与本次接收数据包的时间间隔等参数进行不断调整。另外可以通过设置TCP_QUICKACK选项来取消确认延迟。

关机与重启

在linux命令中reboot是重新启动，shutdown -r now是立即停止然后重新启动，都说他们两个是一样的，其实是有一定的区别的。

shutdown命令可以安全地关闭或重启Linux系统，它在系统关闭之前给系统上的所有登录用户提示一条警告信息。该命令还允许用户指定一个时间参数，可以是一个精确的时间，也可以是从现在开始的一个时间段。

精确时间的格式是hh:mm，表示小时和分钟，时间段由+ 和分钟数表示。系统执行该命令后会自动进行数据同步的工作。

该命令的一般格式: shutdown [选项] [时间] [警告信息]

命令中各选项的含义为:

- k 并不真正关机而只是发出警告信息给所有用户

- r 关机后立即重新启动

- h 关机后不重新启动

- f 快速关机重启动时跳过fsck

- n 快速关机不经过init 程序

- c 取消一个已经运行的shutdown

需要特别说明的是该命令只能由超级用户使用。

例1，系统在十分钟后关机并且马上重新启动: # shutdown –r +10

例2，系统马上关机并且不重新启动:# shutdown –h now

halt是最简单的关机命令，其实际上是调用shutdown -h命令。halt执行时，杀死应用进程，文件系统写操作完成后就会停止内核。

halt命令的部分参数如下：

[-f] 没有调用shutdown而强制关机或重启

[-i] 关机或重新启动之前，关掉所有的网络接口

[-p] 关机时调用poweroff，此选项为缺省选项

reboot的工作过程与halt类似，其作用是重新启动，而halt是关机。其参数也与halt类似。reboot命令重启动系统时是删除所有的进程，而不是平稳地终止它们。因此，使用reboot命令可以快速地关闭系统，但如果还有其它用户在该系统上工作时，就会引起数据的丢失。所以使用reboot命令的场合主要是在单用户模式。

init是所有进程的祖先，其进程号始终为1。init用于切换系统的运行级别，切换的工作是立即完成的。init 0命令用于立即将系统运行级别切换为0，即关机；init 6命令用于将系统运行级别切换为6，即重新启动

调入内核的函数：

fopen 和 exitfopen是打开文件的函数,文件也可以看成是一个设备,打开一个设备将导致给设备所属的驱动程序发送一个IRP,而与真实硬件相关的驱动程序都运行于内核.exit函数是结束进程的函数,结束进程需要访问PCB(进程控制块)和TCB(线程控制块)等等一些数据结构,而这些数据都存在于内核中.原因很简单memcpy 和 strlen 我们可以直接不调用任意函数写出来这种函数肯定不会实现在内核的

限制Linux服务器并发连接数

第一个，就是ip地址数，系统ip数越多，建立连接数越多。

第二个，内存。从配置文件角度说吧

用vim打开配置文件：#vim /etc/sysctl.conf

1. net.ipv4.tcp_mem[0]:低于此值，TCP没有内存压力。
2. net.ipv4.tcp_mem[1]:在此值下，进入内存压力阶段。
3. net.ipv4.tcp_mem[2]:高于此值，TCP拒绝分配socket。

上述内存单位是页，而不是字节。内存大小影响网络

第三个。其他，句柄最大数影响network 在vfs操作的上限。

sed命令：

sed命令用于行的新增/删除, 行的替换/显示, 搜寻并替换, 直接修改文件。

-n：使用安静(silent)模式。在一般 sed 的用法中，所有来自 STDIN 的数据一般都会被列出到屏幕上。但如果加上 -n 参数后，则只有经过 sed 特殊处理的那一行才会被列出来。

p：打印，将某个选择的数据印出来。通常 p 会与参数 sed -n 一起用

d:删除

a：新增、、

fp=fopen("file","w");

只能写不能读

Linux下多线程编程常用的pthread库提供的函数名和意义

A pthread_create 创建一个线程

B pthread_join用来等待一个线程的结束

C pthread_mutex_init 初始化一个线程互斥锁

D pthread_exit结束一个线程

pthread_join()函数等待线程指定的线程终止。如果线程已经终止,那么pthread_join()立即返回。指定的线程必须可接合线程。

如果retval不是NULL,那么pthread_join()退出状态的副本目标线程(即。目标线程提供的价值pthread_exit(3))* retval所指向的位置。如果沥青量线程被取消了,那么PTHREAD_CANCELED放在* retval。

如果多个线程同时试图加入相同的线程,结果是未定义的。如果线程调用pthread_join()取消,然后目标仍可接合线程(即。,它将不分离)。

该题考察Linux下的输入/输出重定向

在Linux中，每个打开的文件被赋予一个文件描述符(file descriptor)，包括标准输入（stdin），标准输出（stdout）和标准错误输出（stderr），由0,1,2分别描述。

    A选项，command &> file 表示将标准输出（stdout）和标准错误输出（stderr）重定向至指定的文件file中。 

    B选项，语法错误。正确的语法是M >& N，M和N都是文件描述符，M在不指定的情况下默认是文件描述符1。

    C选项，command > file 2>&1，是由两部分组成。首先command>file表示将标准输出（stdout）重定向到文件file中。接下来的2>&1表示将标准错误输出（stderr）输出到文件描述符1指定的位置，即标准输出（stdout）的位置，由于标准输出已经冲定向到文件file中，所以标准错误输出也会重定向到文件file中。

    D选项，command 2> file 1> file，也可看成是由两部分组成。首先command 2> file，表示将标准错误输出（stderr）重定向到文件file中；1> file，表示将标准输出（stdout）重定向到文件file中。 最终的file中不会包含标准错误输出（stderr）的信息，因为会被之后的标准输出（stdout）覆盖。

批量删除当前目录下后缀名为.c的文件

find . -name "*.c" -maxdepth 1 | xargs rm

rm *.c

• rm *.c

关于Linux系统的负载（Load）

linux系统中的Load对当前CPU工作量的度量。简单的说是进程队列的长度。

Load Average 就是一段时间 (1 分钟、5分钟、15分钟) 内平均 Load 。

通过系统命令"w"查看当前load average情况

e.g Load：2.5，1.3，1.1表示系统的负载压力在逐渐减少（错）原因：看网友解释没看懂，想了一种通俗的解释方法，有不对望指正：前五分钟的负载平均值是1.3，我们虚拟出一个叫做负载量的值=负载平均值x时间，前5分钟的负载量=6.5，前十五分钟的负载量=16.5  16.5-6.5是5到15分钟的负载量  6.5-2.5是1到5分钟的负载量。再求平均值，肯定不是减少的

关于ext2 ext3 ext4文件系统

ext2与ext3

Linux ext2/ext3文件系统使用索引节点来记录文件信息，作用像windows的文件分配表。索引节点是一个结构，它包含了一个文件的长度、创建及修改时间、权限、所属关系、磁盘中的位置等信息。一个文件系统维护了一个索引节点的数组，每个文件或目录都与索引节点数组中的唯一一个元素对应。系统给每个索引节点分配了一个号码，也就是该节点在数组中的索引号，称为索引节点号。 linux文件系统将文件索引节点号和文件名同时保存在目录中。所以，目录只是将文件的名称和它的索引节点号结合在一起的一张表，目录中每一对文件名称和索引节点号称为一个连接。 对于一个文件来说有唯一的索引节点号与之对应，对于一个索引节点号，却可以有多个文件名与之对应。因此，在磁盘上的同一个文件可以通过不同的路径去访问它。
Linux之前缺省情况下使用的文件系统为Ext2，ext2文件系统的确高效稳定。但是，随着Linux系统在关键业务中的应用，Linux文件系统的弱点也渐渐显露出来了:其中系统缺省使用的ext2文件系统是非日志文件系统。这在关键行业的应用是一个致命的弱点。本文向各位介绍Linux下使用ext3日志文件系统应用。
Ext3文件系统是直接从Ext2文件系统发展而来，目前ext3文件系统已经非常稳定可靠。它完全兼容ext2文件系统。用户可以平滑地过渡到一个日志功能健全的文件系统中来。这实际上了也是ext3日志文件系统初始设计的初衷。

然而：

 inode分為內存中的inode和文件系統中的inode，為了避免混淆，我們稱前者為VFS inode， 而後者以EXT2為代表，我們稱為Ext2 inode。下面分別對VFS inodee與Ext2 inode做一下簡單的描述：　　1、VFS inode包含文件訪問許可權、屬主、組、大小、生成時間、訪問時間、最後修改時間等信息。它是linux管理文件系統的最基本單位，也是文件系統連接任何子目錄、文件的橋樑。inode結構中的靜態信息取自物理設備上的文件系統，由文件系統指定的函數填寫，它只存在於內存中，可以通過inode緩存訪問。雖然每個文件都有相應的inode結點，但是只有在需要的時候系統才會在內存中為其建立相應的inode數據結構，建立的inode結構將形成一個鏈表，我們可以通過遍歷這個鏈表去得到我們需要的文件結點,VFS也為已分配的inode構造緩存和哈希表，以提 高系統性能。inode結構中的struct inode_operations *i_op為我們提供了一個inode操作列表，通過這個列表提供的函數我們可以對VFS inode結點進行各種操作。每個inode結構都有一個i結點號i_ino，在同一個文件系統中每個i結點號是唯一的。　　2、EXT2 inode用來定義文件系統的結構以及描述系統中每個文件的管理信息，每個文件都有且只有一個inode，即使文件中沒有數據，其索引結點也是存在的。每個文件用一個單獨的Ext2 inode結構來描述，而且每一個inode都有唯一的標誌號。Ext2 inode為內存中的inode結構提供了文件的基本信息，隨著內存中inode結構的變化，系統也將更新Ext2 inode中相應的內容。Ext2 inode對應的是Ext2_inode結構。

EXT2 inode不包含文件的创建时间，ext3 inode包含

没有访问权限的记录。访问权限是根据所属用户的权限而定的。

Ext3日志文件系统的特点
1、高可用性
系统使用了ext3文件系统后，即使在非正常关机后，系统也不需要检查文件系统。宕机发生后，恢复ext3文件系统的时间只要数十秒钟。
2、数据的完整性:
ext3文件系统能够极大地提高文件系统的完整性，避免了意外宕机对文件系统的破坏。在保证数据完整性方面，ext3文件系统有2种模式可供选择。其中之一就是“同时保持文件系统及数据的一致性”模式。采用这种方式，你永远不再会看到由于非正常关机而存储在磁盘上的垃圾文件。
3、文件系统的速度:
尽管使用ext3文件系统时，有时在存储数据时可能要多次写数据，但是，从总体上看来，ext3比ext2的性能还要好一些。这是因为ext3的日志功能对磁盘的驱动器读写头进行了优化。所以，文件系统的读写性能较之Ext2文件系统并来说，性能并没有降低。
4、数据转换
  由ext2文件系统转换成ext3文件系统非常容易，只要简单地键入两条命令即可完成整个转换过程，用户不用花时间备份、恢复、格式化分区等。用一个ext3文件系统提供的小工具tune2fs，它可以将ext2文件系统轻松转换为ext3日志文件系统。另外，ext3文件系统可以不经任何更改，而直接加载成为ext2文件系统。
5、多种日志模式
  Ext3有多种日志模式，一种工作模式是对所有的文件数据及metadata（定义文件系统中数据的数据,即数据的数据）进行日志记录（data=journal模式）；另一种工作模式则是只对metadata记录日志，而不对数据进行日志记录，也即所谓data=ordered或者data=writeback模式。系统管理人员可以根据系统的实际工作要求，在系统的工作速度与文件数据的一致性之间作出选择。

ext3的优点
为什么你需要从ext2迁移到ext3呢？以下有四个主要原因：可用性、数据完整性、速度、易于迁移。

最新的ext4
Linux kernel 自 2.6.28 开始正式支持新的文件系统 Ext4。 Ext4 是 Ext3 的改进版，修改了 Ext3 中部分重要的数据结构，而不仅仅像 Ext3 对 Ext2 那样，只是增加了一个日志功能而已。Ext4 可以提供更佳的性能和可靠性，还有更为丰富的功能：

1. 与 Ext3 兼容。 执行若干条命令，就能从 Ext3 在线迁移到 Ext4，而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。原有 Ext3 数据结构照样保留，Ext4 作用于新数据，当然，整个文件系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大容量。
2. 更大的文件系统和更大的文件。 较之 Ext3 目前所支持的最大 16TB 文件系统和最大 2TB 文件，Ext4 分别支持 1EB（1,048,576TB， 1EB=1024PB， 1PB=1024TB）的文件系统，以及 16TB 的文件。
3. 无限数量的子目录。 Ext3 目前只支持 32,000 个子目录，而 Ext4 支持无限数量的子目录。
4. Extents。 Ext3 采用间接块映射，当操作大文件时，效率极其低下。比如一个 100MB 大小的文件，在 Ext3 中要建立 25,600 个数据块（每个数据块大小为 4KB）的映射表。而 Ext4 引入了现代文件系统中流行的 extents 概念，每个 extent 为一组连续的数据块，上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的 25,600 个数据块中”，提高了不少效率。
5. 多块分配。 当写入数据到 Ext3 文件系统中时，Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块，写一个 100MB 文件就要调用 25,600 次数据块分配器，而 Ext4 的多块分配器“multiblock allocator”（mballoc） 支持一次调用分配多个数据块。
6. 延迟分配。 Ext3 的数据块分配策略是尽快分配，而 Ext4 和其它现代文件操作系统的策略是尽可能地延迟分配，直到文件在 cache 中写完才开始分配数据块并写入磁盘，这样就能优化整个文件的数据块分配，与前两种特性搭配起来可以显著提升性能。
7. 快速 fsck。 以前执行 fsck 第一步就会很慢，因为它要检查所有的 inode，现在 Ext4 给每个组的 inode 表中都添加了一份未使用 inode 的列表，今后 fsck Ext4 文件系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了。
8. 日志校验。 日志是最常用的部分，也极易导致磁盘硬件故障，而从损坏的日志中恢复数据会导致更多的数据损坏。Ext4 的日志校验功能可以很方便地判断日志数据是否损坏，而且它将 Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段，在增加安全性的同时提高了性能。
9. “无日志”（No Journaling）模式。 日志总归有一些开销，Ext4 允许关闭日志，以便某些有特殊需求的用户可以借此提升性能。
10. 在线碎片整理。 尽管延迟分配、多块分配和 extents 能有效减少文件系统碎片，但碎片还是不可避免会产生。Ext4 支持在线碎片整理，并将提供 e4defrag 工具进行个别文件或整个文件系统的碎片整理。
11. inode 相关特性。 Ext4 支持更大的 inode，较之 Ext3 默认的 inode 大小 128 字节，Ext4 为了在 inode 中容纳更多的扩展属性（如纳秒时间戳或 inode 版本），默认 inode 大小为 256 字节。Ext4 还支持快速扩展属性（fast extended attributes）和 inode 保留（inodes reservation）。
12. 持久预分配（Persistent preallocation）。 P2P 软件为了保证下载文件有足够的空间存放，常常会预先创建一个与所下载文件大小相同的空文件，以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败。 Ext4 在文件系统层面实现了持久预分配并提供相应的 API（libc 中的 posix_fallocate()），比应用软件自己实现更有效率。
13. 默认启用 barrier。 磁盘上配有内部缓存，以便重新调整批量数据的写操作顺序，优化写入性能，因此文件系统必须在日志数据写入磁盘之后才能写 commit 记录，若 commit 记录写入在先，而日志有可能损坏，那么就会影响数据完整性。Ext4 默认启用 barrier，只有当 barrier 之前的数据全部写入磁盘，才能写 barrier 之后的数据。（可通过 "mount -o barrier=0" 命令禁用该特性。）

转：http://blog.csdn.net/macrossdzh/article/details/5973639

用什么指令显示当前目录

pwd  或者echo $(pwd)   都可以

$pwd是不可以的，因为$表示引用pwd的结果，但是没有对这个结果做任何处理；echo $(pwd) 或者echo $PWD都可以，前者是表示引用pwd命令的输出并且打印到屏幕；后者的PWD是一个环境变量；

使用shell时，默认的环境变量放在哪里？

• ~/.profile

/etc/profile:此文件为系统的为每个用户设置环境信息,当用户第一次登录时,该文件被执行.

并从/etc/profile.d 目录的配置文件中搜集shell的设置.
/etc/bashrc :为每一个运行bash shell的用户执行此文件.当bash shell被打开时,该文件被读取.
~/.bash_profile :每个用户都可使用该文件输入专用于自己使用的shell信息,当用户登录时,该
文件仅仅执行一次!默认情况下,他设置一些环境变量,执行用户的.bashrc文件.
~/.bashrc :该文件包含专用于你的bash shell的bash信息,当登录时以及每次打开新的shell时,该
该文件被读取.

~/.bash_logout :当每次退出系统(退出bash shell)时,执行该文件. 

bash_profile 、.bashrc 、和.bash_logout

上面这三个文件是bash shell的用户环境配置文件，位于用户的主目录下。

.bash_profile是最重要的一个配置文件，它在用户每次登录系统时被读取，里面的所有 命令都会被bash执行。.profile(由Bourne Shell和Korn Shell使用)和.login(由C Shell使用)两个文件是.bash_profile的同义词，目的是为了兼容其它Shell。在Debian中使用.profile文件代 替.bash_profile文件。

.bashrc 文件会在bash shell调用另一个bashshell时读取，也就是在shell中再键入bash命令启动一个新shell时就会去读该文件。这样可有效分离登录和子shell所需的环境。但一般 来说都会在.bash_profile里调用.bashrc脚本以便统一配置用户环境。

.bash_logout 在退出shell时被读取。所以我们可把一些清理工作的命令放到这文件中。

登录Linux时，首先启动 /etc/profile 文件，然后再启动用户目录下的 ~/.bash_profile、~/.bash_login或~/.profile文件中的其中一个(根据不同的linux操作系统的不同，命名不一样)，执行的顺序为：~/.bash_profile、~/.bash_login、 ~/.profile。

如果 ~/.bash_profile文件存在的话，一般还会执行 ~/.bashrc文件。