1.排序Linux下倒序排序的内内核技巧linux倒序
2.Linux内核cpu时间片的概念
3.详细讲解Linux内存管理之页面回收

排序Linux下倒序排序的技巧linux倒序

       排序是解决一些复杂问题最常见且最重要的方法之一。Linux是核排一个非常流行的操作系统，用户可以使用它来做很多有用的序算任务。几乎每一个人都知道，法源Linux下有sort命令可以根据给定的排序规则来对数据进行排序，但是算法gge框架源码它只能实现正序排序，但有时我们需要实现倒叙排序。源码下面，内内核我们将介绍在Linux下倒序排序的核排技巧。

       首先，序算我们可以使用rev命令来实现倒序排序。法源该命令可以完成反转数据的排序任务，并将结果输出至标准输出。算法下面是源码使rev实现倒序排序的命令：

       `rev [datafile] | sort -r`

       其中，datafile是内内核待排序的源文件，sort -r可以将输出结果（反转后源数据）重新排序，使得排序结果以倒序输出。

       其次，负23源码我们还可以使用管道来实现倒序排序，例如：

       `cat [datafile] | sort -r`

       这里，-r参数可以定义排序顺序为倒序，也就是说，这里sort默认为倒序排列。

       此外，另一种实现Linux倒序排序的方法是使用文件参数，即使用 -n 选项来对记录进行排序：

       `sort -n -r [datafile]`

       这里，-n参数意味着使用“数值”大小来比较记录，而-r参数则定义要使用倒序算法来排序记录，以达到倒序排序的目的。

       最后，在Linux下，我们还可以使用tail命令来实现倒序排序，如下所示：

       `cat [datafile] | tail -r`

       其中，-r参数用于将记录翻转，以达到倒序排序的图片水印源码目的。

       以上就是在Linux下倒序排序的几种技巧。如果用正确的命令不仅可以非常有效地将数据按照指定的规则进行排序，还可以非常容易达到倒序排序的目的。

Linux内核cpu时间片的概念

       时间片即CPU分配给各个程序的时间，每个线程被分配一个时间段，称作它的时间片，即该进程允许运行的时间。引入时间片原理，每个程序轮流执行，使宏观上我们能同时打开多个应用程序。在微观上，由于只有一个CPU，一次只能处理程序的一部分，所以需要时间片轮转，保证所有进程均能获得处理机执行时间。进程调度程序按照先来先服务原则，让每个进程执行一个时间片，425的源码当用完时间片后，CPU切换给下一个进程。如果进程在时间片结束前阻塞或结束，CPU当即进行切换。时间片大小从几毫秒到几百毫秒不等，具体取决于系统，Windows中大约是毫秒，而Linux/Unix则为5至毫秒。时间片轮转法主要用于分时系统中的进程调度，实现公平分配CPU资源。

       时间片轮转法（Round-Robin，RR）的实现思想是系统将所有就绪进程按先入先出原则排成队列，每次调度时选取队首进程执行一个时间片。时间片通常为至毫秒。当进程用完时间片后，CPU切换给下一个就绪队列的队首进程。在使用RR调度算法的vue动画源码系统中，程序就绪队列往往按进程到达时间排序，进程调度程序总是选择队列中的第一个进程运行，使用完时间片后释放CPU给下一个进程。时间片轮转法实现了公平调度，但可能造成CPU使用效率下降。时间片长度对系统性能有显著影响，过短会导致过多的进程切换，过长则可能影响交互式请求的响应速度。在实践中，通常将时间片设为毫秒作为平衡点。

       时间片轮转调度算法是古老、简单、公平且广泛使用的调度算法之一。它通过为每个进程分配一个时间片，确保进程轮流使用CPU资源。当进程用完时间片后，CPU将被剥夺并分配给下一个进程。调度程序维护就绪进程列表，当进程时间片用完后，将其移到队列末尾。时间片轮转调度的有趣之处在于时间片的长度。进程切换需要一定时间，因此时间片的设置直接影响CPU使用效率。在分时系统中，多个用户同时请求CPU时，时间片过短可能导致最后一个进程等待较长的时间，而时间片过长则可能影响短交互请求的响应速度。通常，将时间片设为毫秒可以达到较好的平衡，既避免了过多的进程切换，又不会严重影响短交互请求的响应时间。

详细讲解Linux内存管理之页面回收

       请求调页机制允许用户态进程获取页框，然而，没有机制强制进程释放不再使用的页框。Linux内核的页面回收算法（PFRA）采用从用户进程和内核高速缓存“窃取”页框的方式解决这一问题，而非从伙伴系统的空闲块列表。在用完所有空闲内存之前，必须执行页框回收算法，否则内核可能陷入内存请求的僵局，导致系统崩溃。PFRA目标是安全地从“内存紧缺”的情形中恢复，通过释放最少的空闲页框。

       PFRA通过检查页框所含内容，以不同的方式处理页框：不可回收页、可交换页、可同步页和可丢弃页。选择目标页是PFRA的关键步骤，其目标是释放页框并使之空闲。为此，PFRA采用多种策略：首先释放“无害”页，即未被任何进程使用的磁盘与内存高速缓存中的页；将用户态进程和所有页定为可回首页，以便PFRA能够窃得任何用户态进程页；取消引用一个共享页的所有页表项的映射以回收该共享页；仅回收“未用”页，使用LRU算法确定页的使用情况。

       PFRA的设计包括谨慎选择检查高速缓存的顺序、基于页年龄排序、区别对待不同状态的页等策略。在释放页框时，PFRA利用反向映射技术快速确定指向同一页框的所有页表项。Linux内核为物理页面建立链表，记录引用页面的所有页表项。基于对象的反向映射技术使得PFRA能够检索引用某页的所有页表项，实现高效释放共享页框。

       PFRA通过双向链表和优先级搜索树等数据结构管理匿名页面和文件映射页面的反向链接，实现快速定位引用页面的所有页表项。双向链表存储匿名页面的内存区域，而优先级搜索树用于文件映射页面，通过大小、起始和结束位置等属性实现高效查找。

       在页面回收过程中，Linux内核通过shrink_page_list()函数更新所有引用回收页面的页表项，实现反向映射的自动化。该函数检查并确定都有哪些页表项引用了同一个物理页面。匿名页面和文件映射页面分别采用不同的方法，匿名页面通过遍历anon_vma表，文件映射页面通过优先级搜索树搜索。回收页面的关键代码流程包括更新页表项，处理不可回收页面，以及更新页面使用计数器等。

       LRU（最近最少使用）链表在Linux中实现页面活跃状态的管理，通过active和inactive两个链表区分活跃和不活跃页面。活跃页面被放置在active链表中，不活跃页面被放置在inactive链表中。页面在两个链表之间移动，基于其活跃程度，Linux使用两个页面标志符PG_active和PG_referenced来判断页面的活跃程度，确保页面的高效管理。

       为了降低锁的竞争，Linux引入了LRU缓存机制，通过批量添加页面到链表，避免频繁使用自旋锁。LRU缓存使用pagevec结构管理缓存页面，并通过lru_cache_add()和lru_cache_add_active()函数实现页面的延迟添加。页面在LRU链表之间移动的过程可以通过锁的竞争和LRU缓存的使用来优化。

       PFRA的具体实现包括处理用户态进程、磁盘高速缓存和内存高速缓存中的页。核心函数如try_to_free_pages()和balance_pgdat()触发页面回收，分别在内存严重不足或后台进程检测到内存不足时执行。函数shrink_zones()和shrink_slab()在内存区域列表中释放页面，shrink_zone()和shrink_slab()实现页面回收的细节操作。