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计算机基础知识—Linux操作系统

发表于：2026-11-01 作者：千家信息网编辑

千家信息网最后更新 2026年11月01日，这一块操作系统主要分为两个部分，一个部分是书本上操作系统的知识，还有一部门是linux的相关知识：linux相关知识###（1） Linux中同步异步、阻塞非阻塞的区别（超级重要）首先是同步异步、阻塞

千家信息网最后更新 2026年11月01日计算机基础知识—Linux操作系统

这一块操作系统主要分为两个部分，一个部分是书本上操作系统的知识，还有一部门是linux的相关知识：

linux相关知识

###（1） Linux中同步异步、阻塞非阻塞的区别（超级重要）

首先是同步异步、阻塞非阻塞的区别：

同步：所谓同步，就是在发出一个功能调用时，在没有得到结果之前，该调用就不返回。也就是必须一件一件事做,等前一件做完了才能做下一件事。

例如普通B/S模式（同步）：提交请求->等待服务器处理->处理完毕返回这个期间客户端浏览器不能干任何事

异步：异步的概念和同步相对。当一个异步过程调用发出后，调用者不能立刻得到结果。实际处理这个调用的部件在完成后，通过状态、通知和回调来通知调用者。

例如 ajax请求（异步）: 请求通过事件触发->服务器处理（这是浏览器仍然可以作其他事情）->处理完毕

阻塞：阻塞调用是指调用结果返回之前，当前线程会被挂起（线程进入非可执行状态，在这个状态下，cpu不会给线程分配时间片，即线程暂停运行）。函数只有在得到结果之后才会返回。

有人也许会把阻塞调用和同步调用等同起来，实际上他是不同的。对于同步调用来说，很多时候当前线程还是激活的，只是从逻辑上当前函数没有返回,它还会抢占cpu去执行其他逻辑，也会主动检测io是否准备好。

非阻塞：非阻塞和阻塞的概念相对应，指在不能立刻得到结果之前，该函数不会阻塞当前线程，而会立刻返回。

再简单点理解就是：

1. 同步，就是我调用一个功能，该功能没有结束前，我死等结果。

2. 异步，就是我调用一个功能，不需要知道该功能结果，该功能有结果后通知我（回调通知）

3. 阻塞，就是调用我（函数），我（函数）没有接收完数据或者没有得到结果之前，我不会返回。

4. 非阻塞，就是调用我（函数），我（函数）立即返回，通过select通知调用者

同步IO和异步IO的区别就在于：数据拷贝的时候进程是否阻塞

阻塞IO和非阻塞IO的区别就在于：应用程序的调用是否立即返回

综上可知，同步和异步,阻塞和非阻塞,有些混用,其实它们完全不是一回事,而且它们修饰的对象也不相同。

linux中五种IO模型：

阻塞I/O（blocking I/O）

非阻塞I/O （nonblocking I/O）

I/O复用(select 和poll) （I/O multiplexing）

信号驱动I/O （signal driven I/O (SIGIO)）

异步I/O （asynchronous I/O (the POSIX aio_functions)）

*其中前4种都是同步，最后一种才是异步。

1. 阻塞I/O：

应用程序调用一个IO函数，导致应用程序阻塞，等待数据准备好。如果数据没有准备好，一直等待….数据准备好了，从内核拷贝到用户空间,IO函数返回成功指示。

阻塞I/O模型图：在调用recv()/recvfrom（）函数时，发生在内核中等待数据和复制数据的过程。

当调用recv()函数时，系统首先查是否有准备好的数据。如果数据没有准备好，那么系统就处于等待状态。当数据准备好后，将数据从系统缓冲区复制到用户空间，然后该函数返回。在套接应用程序中，当调用recv()函数时，未必用户空间就已经存在数据，那么此时recv()函数就会处于等待状态。

2. 非阻塞I/O

非阻塞IO通过进程反复调用IO函数（多次系统调用，并马上返回）；在数据拷贝的过程中，进程是阻塞的

我们把一个SOCKET接口设置为非阻塞就是告诉内核，当所请求的I/O操作无法完成时，不要将进程睡眠，而是返回一个错误。这样我们的I/O操作函数将不断的测试数据是否已经准备好，如果没有准备好，继续测试，直到数据准备好为止。在这个不断测试的过程中，会大量的占用CPU的时间。

3. IO复用

主要是select和epoll；对一个IO端口，两次调用，两次返回，比阻塞IO并没有什么优越性；关键是能实现同时对多个IO端口进行监听； I/O复用模型会用到select、poll、epoll函数，这几个函数也会使进程阻塞，但是和阻塞I/O所不同的的，这两个函数可以同时阻塞多个I/O操作。而且可以同时对多个读操作，多个写操作的I/O函数进行检测，直到有数据可读或可写时，才真正调用I/O操作函数。

IO复用模型会用到select、poll、epoll函数，这几个函数也会使进程阻塞，但是和阻塞I/O所不同的是，这两个函数可以同时阻塞多个I/O操作。而且可以同时对多个读操作、多个写操作的I/O函数进行检测，直到有数据可读或者可写时（注意不是全部数据可读或者可写），才真正的调用I/O操作函数。

4. 信号驱动IO

首先我们允许套接口进行信号驱动I/O,并安装一个信号处理函数，进程继续运行并不阻塞。当数据准备好时，进程会收到一个SIGIO信号，可以在信号处理函数中调用I/O操作函数处理数据。

5. 异步IO

当一个异步过程调用发出后，调用者不能立刻得到结果。实际处理这个调用的部件在完成后，通过状态、通知和回调来通知调用者的输入输出操作

6. 总结比较下五种IO模型：

（2）文件系统的理解（EXT4，XFS，BTRFS）

1.Ext4 文件系统

ext4 还有一些明显的限制。最大文件大小是 16 tebibytes（大概是 17.6 terabytes），这比普通用户当前能买到的硬盘还要大的多。使用 ext4 能创建的最大卷/分区是 1 exbibyte（大概是 1,152,921.5 terabytes）。通过使用多种技巧， ext4 比 ext3 有很大的速度提升。类似一些最先进的文件系统，它是一个日志文件系统，意味着它会对文件在磁盘中的位置以及任何其它对磁盘的更改做记录。纵观它的所有功能，它还不支持透明压缩、重复数据删除或者透明加密。技术上支持了快照，但该功能还处于实验性阶段。

2.XFS 文件系统

XFS 文件系统是扩展文件系统（extent file system）的一个扩展。XFS 是 64 位高性能日志文件系统。对 XFS 的支持大概在 2002 年合并到了 Linux 内核，到了 2009 年，红帽企业版 Linux 5.4 也支持了 XFS 文件系统。对于 64 位文件系统，XFS 支持最大文件系统大小为 8 exbibytes。XFS 文件系统有一些缺陷，例如它不能压缩，删除大量文件时性能低下。目前RHEL 7.0 文件系统默认使用 XFS。

3.trfs 文件系统

btrfs 有很多不同的叫法，例如 Better FS、Butter FS 或者 B-Tree FS。它是一个几乎完全从头开发的文件系统。btrfs 出现的原因是它的开发者起初希望扩展文件系统的功能使得它包括快照、池化（pooling）、校验以及其它一些功能。虽然和 ext4 无关，它也希望能保留 ext4 中能使消费者和企业受益的功能，并整合额外的能使每个人，尤其是企业受益的功能。对于使用大型软件以及大规模数据库的企业，让多种不同的硬盘看起来一致的文件系统能使他们受益并且使数据整合变得更加简单。删除重复数据能降低数据实际使用的空间，当需要镜像一个单一而巨大的文件系统时使用 btrfs 也能使数据镜像变得简单。

用户当然可以继续选择创建多个分区从而无需镜像任何东西。考虑到这种情况，btrfs 能横跨多种硬盘，和 ext4 相比，它能支持 16 倍以上的磁盘空间。btrfs 文件系统一个分区最大是 16 exbibytes，最大的文件大小也是 16 exbibytes。

（3）文件处理grep,awk,sed这三个命令必知必会

1.grep、sed和awk都是文本处理工具，虽然都是文本处理工具单却都有各自的优缺点，一种文本处理命令是不能被另一个完全替换的，否则也不会出现三个文本处理命令了。只不过，相比较而言，sed和awk功能更强大而已，且已独立成一种语言来介绍。

2.grep：文本过滤器，如果仅仅是过滤文本，可使用grep，其效率要比其他的高很多；

3.sed：Stream EDitor，流编辑器，默认只处理模式空间，不处理原数据，如果你处理的数据是针对行进行处理的，可以使用sed；

4.awk：报告生成器，格式化以后显示。如果对处理的数据需要生成报告之类的信息，或者你处理的数据是按列进行处理的，最好使用awk。

（4） IO复用的三种方法（select,poll,epoll）深入理解，包括三者区别，内部原理实现？

1. IO复用的了解：

select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。I/O多路复用就通过一种机制，可以监视多个描述符，一旦某个描述符就绪（一般是读就绪或者写就绪），能够通知程序进行相应的读写操作。但select，poll，epoll本质上都是同步I/O，因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。

此时需知道两个概念：

所谓阻塞方式block，顾名思义，就是进程或是线程执行到这些函数时必须等待某个事件的发生，如果事件没有发生，进程或线程就被阻塞，函数不能立即返回。

所谓非阻塞方式non-block，就是进程或线程执行此函数时不必非要等待事件的发生，一旦执行肯定返回，以返回值的不同来反映函数的执行情况，如果事件发生则与阻塞方式相同，若事件没有发生，则返回一个代码来告知事件未发生，而进程或线程继续执行，所以效率较高。

2. select 分析

select()的机制中提供一fd_set的数据结构，实际上是一long类型的数组，每一个数组元素都能与一打开的文件句柄（不管是Socket句柄，还是其他文件或命名管道或设备句柄）建立联系，建立联系的工作由程序员完成，当调用select()时，由内核根据IO状态修改fd_set的内容，由此来通知执行了select()的进程哪一Socket或文件可读或可写。主要用于Socket通信当中。

select使用：它能够监视我们需要监视的文件描述符的变化情况--读写或是异常。准备就绪的描述符数，若超时则返回0，若出错则返回-1。

1.如果一个发现I/O有输入，读取的过程中，另外一个也有了输入，这时候不会产生任何反应.这就需要你的程序语句去用到select函数的时候才知道有数据输入。

2.程序去select的时候，如果没有数据输入，程序会一直等待(阻塞时)，直到有数据为止，也就是程序中无需循环和sleep。

函数分析：

#include

int select(int nfds, fd_set * readfds, fd_set * writefds, fd_set * exceptfds, struct timeval * timeout)

函数返回结果：当readfds或writefds中映象的文件可读或可写或超时，本次select()就结束返回。程序员利用一组系统提供的宏在select()结束时便可判断哪一文件可读或可写，对Socket编程特别有用的就是readfds。

注：不同的timeval设置使select()表现出超时结束、无超时阻塞和轮询三种特性（timeval可精确至百万分之一秒）。

select详细执行步骤：

（1）使用copy_from_user从用户空间拷贝fd_set到内核空间

（2）注册回调函数__pollwait

（3）遍历所有fd，调用其对应的poll方法（对于socket，这个poll方法是sock_poll，sock_poll根据情况会调用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）

（4）以tcp_poll为例，其核心实现就是__pollwait，也就是上面注册的回调函数。

（5）__pollwait的主要工作就是把current（当前进程）挂到设备的等待队列中，不同的设备有不同的等待队列，对于tcp_poll来说，其等待队列是sk->sk_sleep（注意把进程挂到等待队列中并不代表进程已经睡眠了）。在设备收到一条消息（网络设备）或填写完文件数据（磁盘设备）后，会唤醒设备等待队列上睡眠的进程，这时current便被唤醒了。

（6）poll方法返回时会返回一个描述读写操作是否就绪的mask掩码，根据这个mask掩码给fd_set赋值。

（7）如果遍历完所有的fd，还没有返回一个可读写的mask掩码，则会调用schedule_timeout是调用select的进程（也就是current）进入睡眠。当设备驱动发生自身资源可读写后，会唤醒其等待队列上睡眠的进程。如果超过一定的超时时间（schedule_timeout指定），还是没人唤醒，则调用select的进程会重新被唤醒获得CPU，进而重新遍历fd，判断有没有就绪的fd。

（8）把fd_set从内核空间拷贝到用户空间。

从以上工作流程可得到select特点：

a.所监视的每种事件描述符个数有上限；

printf("%d\n",sizeof(fd_set));

我的linux系统所能关心事件应为128字节*8=1024个描述符

b.调用前后轮询；

使用select函数，必须使用辅助数组保存关心的描述符，因为select函数中描述符集是输入输出型参数，故在调用前应轮询数组重置描述符集，调用后得轮询描述符集判断关心事件是否就绪。

c.系统与用户数据拷贝：使用copy_from_user从用户空间拷贝fd_set到内核空间。

d.调用前需重置（描述符集是输入输出型参数）。

3. poll分析

poll的实现和select非常相似，只是描述fd集合的方式不同，poll使用pollfd结构而不是select的fd_set结构，其他的都差不多。

#include

int poll(struct pollfd fds[], nfds_t nfds, int timeout)；

监视描述符事件选项：

fds：是一个struct pollfd结构类型的数组，用于存放需要检测其状态的Socket描述符；每当调用这个函数之后，系统不会清空这个数组，操作起来比较方便；特别是对于socket连接比较多的情况下，在一定程度上可以提高处理的效率；这一点与select()函数不同，调用select()函数之后，select()函数会清空它所检测的socket描述符集合，导致每次调用select()之前都必须把socket描述符重新加入到待检测的集合中；因此，select()函数适合于只检测一个socket描述符的情况，而poll()函数适合于大量socket描述符的情况；与select()十分相似，当返回正值时，代表满足响应事件的文件描述符的个数，如果返回0则代表在规定时间内没有事件发生。如发现返回为负则应该立即查看 errno，因为这代表有错误发生。

注：如果没有事件发生，revents会被清空。

poll特点：

监视描述符个数无上限；最大描述符+1，个数由fds数组决定。

2.监视事件与返回后事件状态反生分离，调用前后不需重置。

3.调用后轮询检测监视事件是否发生。

4.系统与用户数据拷贝：使用copy_from_user从用户空间拷贝fds到内核空间

4. epoll分析

epoll是linux内核为处理大批量文件描述符而作了改进的poll，是Linux下多路复用IO接口select/poll的增强版本，它能显著提高程序在大量并发连接中中只有少量活跃的情况下的系统CPU利用率。另一点原因就是获取事件的时候，它无须遍历整个被侦听的描述符集，只要遍历那些被内核IO事件异步唤醒而加入Ready队列的描述符集合就行了。epoll除了提供select/poll那种IO事件的水平触发（Level Triggered）外，还提供了边缘触发（Edge Triggered），这就使得用户空间程序有可能缓存IO状态，减少epoll_wait/epoll_pwait的调用，提高应用程序效率。

epoll特点：

1.epoll和select和poll的调用接口上的不同。

select和poll都只提供了一个函数--select或者poll函数。而epoll提供了三个函数，epoll_create,epoll_ctl和epoll_wait，epoll_create是创建一个epoll句柄；epoll_ctl是注册要监听的事件类型；epoll_wait则是等待事件的产生。

2.使用mmap加速内核与用户空间的消息传递。

对于select和poll函数的系统与内核每次调用时的数据拷贝：epoll是通过内核与用户空间mmap同一块内存实现的，在epoll_ctl函数中：每次注册新的事件到epoll句柄中时（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），会把所有的fd拷贝进内核，而不是在epoll_wait的时候重复拷贝。epoll保证了每个fd在整个过程中只会拷贝一次。

3.调用后不需轮询判断描述符事件是否就绪。

对于select和poll函数每次调用后轮询检测事件是否发生：epoll的解决方案不像select或poll一样每次都把current轮流加入fd对应的设备等待队列中，而只在epoll_ctl时把current挂一遍（这一遍必不可少）并为每个fd指定一个回调函数，当设备就绪，唤醒等待队列上的等待者时，就会调用这个回调函数，而这个回调函数会把就绪的fd加入一个就绪链表）。epoll_wait的工作实际上就是在这个就绪链表中查看有没有就绪的fd（利用schedule_timeout()实现睡一会，判断一会的效果）。

4.监视描述符没有个数上限。

epoll没有这个限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于2048,注：在1GB内存的机器上大约是10万左右，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般来说这个数目和系统内存关系很大。

5.IO效率不随FD数目增加而线性下降。

传统的select/poll另一个致命弱点就是当你拥有一个很大的socket集合，不过由于网络延时，任一时间只有部分的socket是"活跃"的，但是select/poll每次调用都会线性扫描全部的集合，导致效率呈现线性下降。但是epoll不存在这个问题，它只会对"活跃"的socket进行操作-这是因为在内核实现中epoll是根据每个fd上面的callback函数实现的。只有"活跃"的socket才会主动的去调用 callback函数，其他idle状态socket则不会。

拓展：系统维护一颗红黑树（平衡搜索二叉树：稳定）存储监视描述符，和一张链表存储就绪的描述符。当每次注册或修改，删除新的文件描述符到epoll句柄中时，就会增加一个描述符到这课红黑树中（增删改查简单），当返回时检测链表上是否有节点，有节点则拷贝到用户传给它的那个描述符数组中。

epoll对于select和poll相比，显著优点是：

（1）select，poll实现需要自己不断轮询所有fd集合，直到设备就绪，期间可能要睡眠和唤醒多次交替。而epoll其实也需要调用epoll_wait不断轮询就绪链表，期间也可能多次睡眠和唤醒交替，但是它是设备就绪时，调用回调函数，把就绪fd放入就绪链表中，并唤醒在epoll_wait中进入睡眠的进程。虽然都要睡眠和交替，但是select和poll在"醒着"的时候要遍历整个fd集合，而epoll在"醒着"的时候只要判断一下就绪链表是否为空就行了，这节省了大量的CPU时间。这就是回调机制带来的性能提升。

（2）select，poll每次调用都要把fd集合从用户态往内核态拷贝一次，并且要把current往设备等待队列中挂一次，而epoll只要一次拷贝，而且把current往等待队列上挂也只挂一次（在epoll_wait的开始，注意这里的等待队列并不是设备等待队列，只是一个epoll内部定义的等待队列）。这也能节省不少的开销。

####5. 总结：

poll和epoll适用于关心描述符个数多的应用程序。其中epoll对于每次只有很少描述符就绪很有优势（采用回调机制监测描述符就绪）。

综上：epoll是上面三个函数中效率最高的。

（5） Epoll的ET模式和LT模式（ET的非阻塞）

LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表．

ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。

（6）查询进程占用CPU的命令（注意要了解到used，buf，cache代表意义）

很常见TOP命令，里面的参数分析如下：

used：已经使用物理内存的大小

total：总的物理内存

free：空闲的物理内存

buffers:用于内核缓存的内存大小

cache：缓冲的交换空间的大小

buffers于cached区别：buffers指的是块设备的读写缓冲区，cached指的是文件系统本身的页面缓存。他们都是Linux系统底层的机制，为了加速对磁盘的访问。

（7） linux的其他常见命令（kill，find，cp等等）

kill命令用来删除执行中的程序或工作。kill可将指定的信息送至程序

kill 3268

find命令用来在指定目录下查找文件。任何位于参数之前的字符串都将被视为欲查找的目录名。如果使用该命令时，不设置任何参数，则find命令将在当前目录下查找子目录与文件。并且将查找到的子目录和文件全部进行显示。

find /home -name "*.txt"

cp命令用来将一个或多个源文件或者目录复制到指定的目的文件或目录。它可以将单个源文件复制成一个指定文件名的具体的文件或一个已经存在的目录下。cp命令还支持同时复制多个文件，当一次复制多个文件时，目标文件参数必须是一个已经存在的目录，否则将出现错误。

cp file /usr/men/tmp/file1

（8） shell脚本用法

Shell是一种脚本语言，那么，就必须有解释器来执行这些脚本。linux中最常见的解释器就是bash。

脚本语言是不需要编译的，是一种解释型语言，可以直接通过解释器解释运行。

（9）硬连接和软连接的区别

硬连接指通过索引节点来进行连接。在Linux的文件系统中，保存在磁盘分区中的文件不管是什么类型都给它分配一个编号，称为索引节点号(Inode Index)。在Linux中，多个文件名指向同一索引节点是存在的。比如：A是B的硬链接（A和B都是文件名），则A的目录项中的inode节点号与B的目录项中的inode节点号相同，即一个inode节点对应两个不同的文件名，两个文件名指向同一个文件，A和B对文件系统来说是完全平等的。删除其中任何一个都不会影响另外一个的访问。

另外一种连接称之为符号连接（Symbolic Link），也叫软连接。软链接文件有类似于Windows的快捷方式。它实际上是一个特殊的文件。在符号连接中，文件实际上是一个文本文件，其中包含的有另一文件的位置信息。比如：A是B的软链接（A和B都是文件名），A的目录项中的inode节点号与B的目录项中的inode节点号不相同，A和B指向的是两个不同的inode，继而指向两块不同的数据块。但是A的数据块中存放的只是B的路径名（可以根据这个找到B的目录项）。A和B之间是"主从"关系，如果B被删除了，A仍然存在（因为两个是不同的文件），但指向的是一个无效的链接。

（10）文件权限怎么看（rwx）

r：表示的是读，4

w：表示的是写，2，

x：表示的是执行，1

组合：通过4、2、1的组合，得到以下几种权限： 0（没有权限） 4（读取权限） 5（4+1 | 读取+执行） 6（4+2 | 读取+写入） 7（4+2+1 | 读取+写入+执行）

从左至右:

1-3位数字代表文件所有者的权限

4-6位数字代表同组用户的权限

7-9数字代表其他用户的权限

例如chmod 777 a,

（11）文件的三种时间（mtime, atime，ctime），分别在什么时候会改变

一个文件也有三种时间，分别是：访问时间atime、修改时间mtime、状态时间ctime，分别为Access time、Modify time、Change time