linux进程原理(linux查看tomcat进程)

大家好，今天来为大家分享linux进程原理的一些知识点，和linux查看tomcat进程的问题解析，大家要是都明白，那么可以忽略，如果不太清楚的话可以看看本篇文章，相信很大概率可以解决您的问题，接下来我们就一起来看看吧！

Linux进程切换原理linux进程切换

Linux系统如何切换前台进程和后台进程？

一、Shell支持作用控制，有以下命令：1.command让进程在后台运行2.jobs_l查看后台运行的进程3.fg%n让后台运行的进程n到前台来4.bg%n让进程n到后台去;PS：“n”为jobs查看到的进程编号。二、执行命令切换至后台在Linux终端运行命令的时候，在命令末尾加上符号，就可以让程序在后台运行root@Ubuntu$。/tcpserv01三、切换正在运行的程序到后台如果程序正在前台运行，可以使用Ctrl+z选项把程序暂停，然后用bg%［number］命令把这个程序放到后台运行，这个步骤分为3步，如下：1.暂停程序运行CTRL+Zctrl+z跟系统任务有关的，ctrl+z可以将一个正在前台执行的命令放到后台，并且暂停。［Oracle@linuxidc~］$shins.sh［1］+Stoppedins.sh2.查看暂停的程序察看jobs使用jobs或ps命令可以察看正在执行的jobs。［oracle@linuxidc~］$jobs-l［1］+4524Stoppedins.shjobs命令执行的结果，+表示是一个当前的作业，减号表是是当前作业之后的一个作业。jobs-l选项可显示所有任务的PID，jobs的状态可以是running，stopped，Terminated3.切换程序至后台bg将一个在后台暂停的命令，变成继续执行如果后台中有多个命令，可以用bg%jobnumber将选中的命令调出。［oracle@linuxidc~］$bg%1［oracle@linuxidc~］$jobs-l［1］+4524Runningins.sh4.切换程序至前台也可以用fg%［number］指令把一个程序掉到前台运行［oracle@linuxidc~］$fg%1。/tcpserv015.终止后台程序也可以直接终止后台运行的程序，使用kill命令［oracle@linuxidc~］$kill%1但是如果任务被终止了（kill），shell从当前的shell环境已知的列表中删除任务的进程标识;也就是说，jobs命令显示的是当前shell环境中所起的后台正在运行或者被挂起的任务信息。

在linu系统中，模式切换和进程切换有什么区别？

进程切换是，一个正在运行的进程被中断，操作系统指定另一个进程为运行态，并把控制权交给这个进程。进程切换可以在操作系统从当前正在运行的进程中获得控制权的任何时刻发生，由于进程之间不同状态的切换，需要重新分配各种资源，操作系统需要做更多的工作。

模式切换是，用户态和内涵态之间的切换。因为他们的资源是共享的，所以效率高并且不改变正在运行的进程的状态。

linux驱动程序结构框架及工作原理分别是什么

一、Linux device driver的概念\x0d\x0a\x0d\x0a系统调用是操作系统内核和应用程序之间的接口，设备驱动程序是操作系统内核和机器硬件之间的接口。设备驱动程序为应用程序屏蔽了硬件的细节，这样在应用程序看来，硬件设备只是一个设备文件，应用程序可以象操作普通文件一样对硬件设备进行操作。设备驱动程序是内核的一部分，它完成以下的功能:\x0d\x0a\x0d\x0a1、对设备初始化和释放；\x0d\x0a\x0d\x0a2、把数据从内核传送到硬件和从硬件读取数据；\x0d\x0a\x0d\x0a3、读取应用程序传送给设备文件的数据和回送应用程序请求的数据；\x0d\x0a\x0d\x0a4、检测和处理设备出现的错误。\x0d\x0a\x0d\x0a在Linux操作系统下有三类主要的设备文件类型，一是字符设备，二是块设备，三是网络设备。字符设备和块设备的主要区别是:在对字符设备发出读/写请求时，实际的硬件I/O一般就紧接着发生了，块设备则不然，它利用一块系统内存作缓冲区，当用户进程对设备请求能满足用户的要求，就返回请求的数据，如果不能，就调用请求函数来进行实际的I/O操作。块设备是主要针对磁盘等慢速设备设计的，以免耗费过多的CPU时间来等待。\x0d\x0a\x0d\x0a已经提到，用户进程是通过设备文件来与实际的硬件打交道。每个设备文件都都有其文件属性(c/b)，表示是字符设备还是块设备?另外每个文件都有两个设备号，第一个是主设备号，标识驱动程序，第二个是从设备号，标识使用同一个设备驱动程序的不同的硬件设备，比如有两个软盘，就可以用从设备号来区分他们。设备文件的的主设备号必须与设备驱动程序在登记时申请的主设备号一致，否则用户进程将无法访问到驱动程序。\x0d\x0a\x0d\x0a最后必须提到的是，在用户进程调用驱动程序时，系统进入核心态，这时不再是抢先式调度。也就是说，系统必须在你的驱动程序的子函数返回后才能进行其他的工作。如果你的驱动程序陷入死循环，不幸的是你只有重新启动机器了，然后就是漫长的fsck。\x0d\x0a\x0d\x0a二、实例剖析\x0d\x0a\x0d\x0a我们来写一个最简单的字符设备驱动程序。虽然它什么也不做，但是通过它可以了解Linux的设备驱动程序的工作原理。把下面的C代码输入机器，你就会获得一个真正的设备驱动程序。\x0d\x0a\x0d\x0a由于用户进程是通过设备文件同硬件打交道，对设备文件的操作方式不外乎就是一些系统调用，如 open，read，write，close?，注意，不是fopen， fread，但是如何把系统调用和驱动程序关联起来呢?这需要了解一个非常关键的数据结构：\x0d\x0a\x0d\x0aSTruct file_operatiONs{\x0d\x0a\x0d\x0aint(*seek)(struct inode*，struct file*， off_t，int);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*read)(struct inode*，struct file*， char，int);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*write)(struct inode*，struct file*， off_t，int);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*readdir)(struct inode*，struct file*， struct dirent*，int);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*select)(struct inode*，struct file*， int，select_table*);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*ioctl)(struct inode*，struct file*， unsined int，unsigned long);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*mmap)(struct inode*，struct file*， struct vm_area_struct*);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*open)(struct inode*，struct file*);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*release)(struct inode*，struct file*);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*fsync)(struct inode*，struct file*);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*fasync)(struct inode*，struct file*，int);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*check_media_change)(struct inode*，struct file*);\x0d\x0a\x0d\x0aint(*revalidate)(dev_t dev);\x0d\x0a\x0d\x0a}\x0d\x0a\x0d\x0a这个结构的每一个成员的名字都对应着一个系统调用。用户进程利用系统调用在对设备文件进行诸如read/write操作时，系统调用通过设备文件的主设备号找到相应的设备驱动程序，然后读取这个数据结构相应的函数指针，接着把控制权交给该函数。这是linux的设备驱动程序工作的基本原理。既然是这样，则编写设备驱动程序的主要工作就是编写子函数，并填充file_operations的各个域。\x0d\x0a\x0d\x0a下面就开始写子程序。\x0d\x0a\x0d\x0a#include基本的类型定义\x0d\x0a\x0d\x0a#include文件系统使用相关的头文件\x0d\x0a\x0d\x0a#include \x0d\x0a\x0d\x0a#include \x0d\x0a\x0d\x0a#include \x0d\x0a\x0d\x0aunsigned int test_major= 0;\x0d\x0a\x0d\x0astatic int read_test(struct inode*inode，struct file*file，char*buf，int count)\x0d\x0a\x0d\x0a{\x0d\x0a\x0d\x0aint left;用户空间和内核空间\x0d\x0a\x0d\x0aif(verify_area(VERIFY_WRITE，buf，count)==-EFAULT)\x0d\x0a\x0d\x0areturn-EFAULT;\x0d\x0a\x0d\x0afor(left= count; left> 0; left--)\x0d\x0a\x0d\x0a{\x0d\x0a\x0d\x0a__put_user(1，buf，1);\x0d\x0a\x0d\x0abuf++;\x0d\x0a\x0d\x0a}\x0d\x0a\x0d\x0areturn count;\x0d\x0a\x0d\x0a}\x0d\x0a\x0d\x0a这个函数是为read调用准备的。当调用read时，read_test()被调用，它把用户的缓冲区全部写1。buf是read调用的一个参数。它是用户进程空间的一个地址。但是在read_test被调用时，系统进入核心态。所以不能使用buf这个地址，必须用__put_user()，这是kernel提供的一个函数，用于向用户传送数据。另外还有很多类似功能的函数。请参考，在向用户空间拷贝数据之前，必须验证buf是否可用。这就用到函数verify_area。为了验证BUF是否可以用。\x0d\x0a\x0d\x0astatic int write_test(struct inode*inode，struct file*file，const char*buf，int count)\x0d\x0a\x0d\x0a{\x0d\x0a\x0d\x0areturn count;\x0d\x0a\x0d\x0a}\x0d\x0a\x0d\x0astatic int open_test(struct inode*inode，struct file*file)\x0d\x0a\x0d\x0a{\x0d\x0a\x0d\x0aMOD_INC_USE_COUNT;模块计数加以，表示当前内核有个设备加载内核当中去\x0d\x0a\x0d\x0areturn 0;\x0d\x0a\x0d\x0a}\x0d\x0a\x0d\x0astatic void release_test(struct inode*inode，struct file*file)\x0d\x0a\x0d\x0a{\x0d\x0a\x0d\x0aMOD_DEC_USE_COUNT;\x0d\x0a\x0d\x0a}\x0d\x0a\x0d\x0a这几个函数都是空操作。实际调用发生时什么也不做，他们仅仅为下面的结构提供函数指针。\x0d\x0a\x0d\x0astruct file_operations test_fops={?\x0d\x0a\x0d\x0aread_test，\x0d\x0a\x0d\x0awrite_test，\x0d\x0a\x0d\x0aopen_test，\x0d\x0a\x0d\x0arelease_test，\x0d\x0a\x0d\x0a};\x0d\x0a\x0d\x0a设备驱动程序的主体可以说是写好了。现在要把驱动程序嵌入内核。驱动程序可以按照两种方式编译。一种是编译进kernel，另一种是编译成模块(modules)，如果编译进内核的话，会增加内核的大小，还要改动内核的源文件，而且不能动态的卸载，不利于调试，所以推荐使用模块方式。\x0d\x0a\x0d\x0aint init_module(void)\x0d\x0a\x0d\x0a{\x0d\x0a\x0d\x0aint result;\x0d\x0a\x0d\x0aresult= register_chrdev(0，"test"，&test_fops);对设备操作的整个接口\x0d\x0a\x0d\x0aif(result \x0d\x0a\x0d\x0a#include \x0d\x0a\x0d\x0a#include \x0d\x0a\x0d\x0a#include \x0d\x0a\x0d\x0amain()\x0d\x0a\x0d\x0a{\x0d\x0a\x0d\x0aint testdev;\x0d\x0a\x0d\x0aint i;\x0d\x0a\x0d\x0achar buf[10];\x0d\x0a\x0d\x0atestdev= open("/dev/test"，O_RDWR);\x0d\x0a\x0d\x0aif( testdev==-1)\x0d\x0a\x0d\x0a{\x0d\x0a\x0d\x0aprintf("Cann't open file\n");\x0d\x0a\x0d\x0aexit(0);\x0d\x0a\x0d\x0a}\x0d\x0a\x0d\x0aread(testdev，buf，10);\x0d\x0a\x0d\x0afor(i= 0; i< 10;i++)\x0d\x0a\x0d\x0aprintf("%d\n"，buf[i]);\x0d\x0a\x0d\x0aclose(testdev);\x0d\x0a\x0d\x0a}\x0d\x0a\x0d\x0a编译运行，看看是不是打印出全1 \x0d\x0a\x0d\x0a以上只是一个简单的演示。真正实用的驱动程序要复杂的多，要处理如中断，DMA，I/O port等问题。这些才是真正的难点。上述给出了一个简单的字符设备驱动编写的框架和原理，更为复杂的编写需要去认真研究LINUX内核的运行机制和具体的设备运行的机制等等。希望大家好好掌握LINUX设备驱动程序编写的方法。

深入解析Linux进程PID管理机制linux进程pid

Linux进程PID管理机制是 Linux系统常见的一种进程管理机制，通常情况下它们是以整数标识号的形式存在，将Linux系统中每个进程都进行唯一标识，并且可以通过此标识来进行状态查询和管理它们。本文将深入剖析Linux进程的 PID管理机制，详细说明 Linux PID管理机制的原理及其使用。

Linux进程的PID管理机制在整个进程管理系统中扮演着重要的角色，它通过对系统的进程的标识来解决这些问题，因此可以将其看成是系统的基础结构，每个 Linux进程都有自己的唯一标识，这就是进程的 PID标识。PID的取值一般从1开始，不断增长到一定数量后会重新循环，PID也有一定的大小范围，根据不同的版本而定。

新的进程在 Linux系统中的产生主要是通过 clone()系统调用来完毕的，clone()函数的参数中有 flag属性，将 flag设置为 CLONE_NEWPID会新产生一个新的 PID命名空间，在接下来的运行中只有这个子进程才可以访问这个新生成的 PID命名空间，否则就是无法访问这个新给予的 PID。

当 Linux中程序中新生成一个进程时，kernel会根据大小范围内未被使用的最小值给予该进程 PID，标识此进程，例如从 1002开始，kernel根据情况将会继续从后面+1将进程依次标记；当某一进程结束时，kernel会释放掉这个进程的 PID，尤其当 kernel重新循环的情况下，该 PID可能会被重新分配给新的进程。

另外，Linux的进程管理中也提供了一系列的标准 PID，如：

1. 1? init进程；

2. 0? kernel进程；

3. pid_t max?最大系统 PID数值；

4. pid_t min?最小系统 PID数值；

以上这些系统是用于提供给 Linux系统中每个进程使用，以此来保证 Linux系统每个进程在系统中的唯一性。

除了使用应用程序获取到系统中的进程PID，还可以使用一些常用的Linux命令来查看，例如 ps和 top，在使用 ps命令时加入-ef参数，就可以查看当前系统中所有进程的 PID及其状态等。

总结来说，Linux的进程PID管理机制是个非常重要的机制，它可以将 Linux系统中的每个进程都唯一标识出来，用以进行状态查询和管理，起到了 Linux系统稳定运行的重要作用。