linux内核获取系统时间

时间: 2023-05-31 09:20:38 浏览: 532
### 回答1: Linux内核获取系统时间的方法有多种,其中比较常用的方法是通过系统调用获取当前时间戳。具体步骤如下: 1. 在内核中调用系统调用函数sys_gettimeofday(),该函数定义在文件/usr/src/linux/include/linux/time.h中。 2. 系统调用函数sys_gettimeofday()会调用内核函数do_gettimeofday(),该函数定义在文件/usr/src/linux/kernel/time.c中。 3. 内核函数do_gettimeofday()会获取当前时间戳,并将其保存在结构体timeval中。 4. 最后,系统调用函数sys_gettimeofday()将结构体timeval中的时间戳返回给调用者。 除了系统调用函数sys_gettimeofday()外,还可以使用其他系统调用函数或内核函数获取系统时间,如clock_gettime()、getnstimeofday()等。 ### 回答2: Linux是一个开源的操作系统内核,它是由Linus Torvalds在1991年开始开发的。Linux内核的开发是通过社区协作的方式进行的,成千上万的开发者为这个内核作出了贡献。在Linux中,获取系统时间的函数是通过系统调用来实现的,主要有以下几种方式。 1. gettimeofday函数 gettimeofday函数是Linux系统内核所提供的获取当前时间的函数。其函数原型如下: int gettimeofday(struct timeval * tv, struct timezone * tz); 其中,struct timeval为用来存放当前时间的结构体,struct timezone为时区变量。gettimeofday函数返回0表示成功,否则返回错误代码。 2. time函数 time函数是C++标准库中所提供的获取当前时间的函数。它返回的时间是自1970年1月1日0时0分0秒以来所经过的秒数。 time_t time(time_t * t); 其中,time_t * t为可选的输出参数。time函数返回当前时间的秒数,如果输出参数t不为NULL,则将当前时间保存在t指向的内存单元中,并返回当前时间的秒数。 3. clock_gettime函数 clock_gettime函数是用来获取当前时间的函数,与gettimeofday函数相似,它也是通过系统调用获取时间信息。其函数原型如下: int clock_gettime(clockid_t clk_id, struct timespec * tp); 其中,clockid_t为时钟ID,struct timespec为用来保存当前时间的结构体。该函数返回0表示成功,否则返回错误代码。 在Linux系统中,获取系统时间是非常常见的操作之一。这些函数都可以通过系统调用来实现,使用时只需要根据需要选择合适的函数即可。 ### 回答3: Linux内核是操作系统的核心部分,它可以管理系统硬件资源、提供进程管理和文件管理等核心功能,同时也能获取系统时间。下面将详细介绍Linux内核获取系统时间的过程。 在Linux内核中,系统时间被存储在一个名为"jiffies"的变量中。jiffies是一个无符号长整型变量,它记录了系统启动后的“时钟滴答数”。每当系统时钟发生一次中断,jiffies就会增加1。因此,我们可以根据jiffies的值来计算系统时间。 Linux内核获取系统时间的过程可以分为以下几个步骤: 1. 获取时钟中断计数 当Linux内核启动时,它会初始化系统时钟,该时钟以一定的间隔发生中断(通常为1毫秒)。在每次时钟中断中,内核会对jiffies计数器进行自增操作,而jiffies的值就是时钟中断的次数。 2. 计算系统时间 基于jiffies计数器的值,Linux内核会通过调用函数HRTIMER_GET_TSTAMP获取数值时间戳(ns)。然后,内核通过计算取得的时间戳和系统启动时间的差值,从而计算出系统时间。内核使用的系统时间格式是UTC,即世界协调时间。 3. 系统时间的更新 当内核获取了系统时间之后,它会将系统时间存储在系统时间变量中,并将其同步到硬件时钟中。这个过程叫做时间同步。 总结:Linux内核获取系统时间的方法是利用时钟中断计数器jiffies。内核在每次时钟中断中对jiffies计数器进行自增操作,而内核获取系统时间的过程是通过计算取得的时间戳和系统启动时间的差值来得到的。内核使用的系统时间格式是UTC,即世界协调时间。在获取系统时间后,内核会将系统时间同步到硬件时钟中,以便实现精确的时间同步。

相关推荐

### 回答1: 要在 Linux 中获取开机所用的时间,可以使用 uptime 命令。该命令会显示系统当前的运行时间以及平均负载。运行 uptime 命令的输出类似于: $ uptime 15:23:34 up 3 days, 7:01, 2 users, load average: 0.01, 0.05, 0.09 其中,up 3 days, 7:01 表示系统已经运行了 3 天 7 小时 1 分钟。 注意,如果系统在你运行 uptime 命令之前已经重启过,那么 uptime 命令显示的运行时间就不包含重启期间的时间。 另外,如果你想要更精确地查看系统的开机时间,可以使用 who -b 命令。该命令会显示系统最后一次启动的时间。输出类似于: $ who -b system boot 2021-03-16 11:44 这表明系统最后一次启动时间是 2021 年 3 月 16 日 11 点 44 分。 ### 回答2: 在Linux系统中,可以通过以下方法获取开机所用的时间: 1. 使用uptime命令:在终端中输入"uptime"命令,系统将显示系统当前的运行时间,包括开机时间和系统负载情况。其中,开机时间可在输出结果的第一个字段中找到。 2. 使用last命令:在终端中输入"last"命令,系统将显示最近的登录记录和关机记录。可以查找最开始的登录记录,其中记录的时间即为开机时间。 3. 使用/proc/uptime文件:Linux系统将开机时间记录在/proc/uptime文件中。可以使用命令"cat /proc/uptime"来查看文件内容。输出结果中的第一个字段表示系统从开机到现在的秒数。 4. 使用/proc/stat文件:在/proc/stat文件中,可以找到关于系统各个进程和资源的状态信息。其中,第1行的开头是"btime",表示系统启动的时间。可以使用命令"cat /proc/stat | grep btime"来查找开机时间。 5. 使用dmesg命令:dmesg命令可以显示系统启动时的各种信息,包括开机时间。在终端中输入"dmesg | grep "boot time""命令,可以查找到开机时间的记录。 这些方法都可以帮助我们获取系统的开机时间。根据实际情况和需要,可以选择适合的方法来获取开机时间信息。 ### 回答3: 在Linux中,可以使用uptime命令来获取开机所用的时间。 打开终端,输入以下命令: uptime 执行该命令后,终端会返回类似下面的输出: 12:34:56 up 1 day, 2 hours, 30 minutes, 10 seconds 这个输出显示了当前的时间以及系统的运行时间。其中,up后面的数字表示系统已经运行的天数,小时,分钟和秒数。 另外,还可以使用命令: systemd-analyze 执行该命令后,终端会返回类似下面的输出: Startup finished in 2.454s (kernel) + 5.710s (initrd) + 42.524s (userspace) = 50.689s 这个输出显示了系统的启动时间,包括内核加载时间、initrd加载时间和用户空间加载时间。可以看到,userspace的时间即为系统开机所用的时间。 除了上述命令,还可以使用其他的工具来获取系统的开机时间,比如: 1. 使用proc文件系统:在终端中输入以下命令,即可获取系统的开机时间。 cat /proc/uptime 2. 使用dmesg命令:在终端中输入以下命令,即可获取系统的开机时间。 dmesg | grep "booted" 以上是获取Linux系统开机所用时间的几种方法,可以根据需要选择使用。
搭建Linux内核调试环境需要准备以下工具和步骤: 1. 准备编译工具链:在Linux系统上搭建交叉编译工具链,用于编译和调试内核。可以使用GCC工具链或者Clang/LLVM工具链。 2. 获取Linux内核源代码:从Linux官方网站或者GitHub上获取所需的Linux内核源代码。可以选择稳定版本或者特定的分支。 3. 配置编译选项:进入内核源代码目录,在终端执行"make menuconfig"命令,配置所需的编译选项。可以选择启用调试符号、内核调试选项和相关的硬件调试支持等。 4. 编译内核:执行"make"命令编译内核。可能需要一段时间来完成编译过程,取决于系统资源和内核配置选项。 5. 安装内核:执行"make modules_install install"命令将编译好的内核和模块安装到系统中。注意备份原有内核并配置启动引导文件。 6. 配置调试工具:安装并配置GDB调试器。GDB是一种强大的调试器,可以用于调试Linux内核。可以通过包管理器安装GDB,如"apt-get"或者"yum"。 7. 连接调试器:通过串口、网络或者通过JTAG接口连接调试器到目标机器。这可能需要硬件设备和相应的驱动程序。 8. 启动内核调试:启动目标机器,并在GDB中配置和启动目标机器连接。可以设置断点、观察变量、单步执行和查看调用栈等。 9. 进行调试:在GDB中使用各种调试命令和功能对Linux内核进行调试。例如,可以查看内核日志、内存映射和寄存器状态等。 10. 分析问题和修复:根据调试结果分析问题,并进行相应的代码修改,重复以上步骤来进行进一步的调试和测试。 以上是搭建Linux内核调试环境的基本步骤。根据具体需求和调试场景,可能还需要其他工具和配置来满足特定的调试需求。
### 回答1: 在 Linux 中,可以使用 getrusage() 函数获取进程的用户模式和内核模式时间。该函数需要传入一个 struct rusage 结构体指针作为参数,返回进程的系统资源使用情况,包括 CPU 时间、内存使用等。 具体实现方法如下: c #include <stdio.h> #include <sys/resource.h> int main() { struct rusage usage; int ret = getrusage(RUSAGE_SELF, &usage); if (ret == 0) { printf("User time: %ld.%06ld seconds\n", usage.ru_utime.tv_sec, usage.ru_utime.tv_usec); printf("System time: %ld.%06ld seconds\n", usage.ru_stime.tv_sec, usage.ru_stime.tv_usec); } else { printf("Error: getrusage() failed\n"); } return 0; } 上述代码中,getrusage() 函数的第一个参数 RUSAGE_SELF 表示获取当前进程的系统资源使用情况,第二个参数为 struct rusage 结构体指针,用于存储系统资源使用情况。ru_utime 表示用户模式时间,ru_stime 表示内核模式时间,单位均为微秒。 需要注意的是,getrusage() 函数的返回值为 0 表示成功,-1 表示失败。如果失败,可以通过 errno 变量获取具体的错误信息。 ### 回答2: 在Linux中,可以使用定时器来获取进程的用户模式和内核模式时间。具体步骤如下: 首先,可以使用内核提供的times()函数来获取进程的时钟时间信息。该函数会返回一个struct tms的结构体,其中struct tms包含了用户模式和内核模式的时间信息。 接下来,可以使用clock()函数来获取进程的时钟滴答数。这个函数返回一个时钟计数值,可以用来计算进程的运行时间。 然后,使用sysconf(_SC_CLK_TCK)来获取每秒钟的滴答数,也即系统时钟频率。 计算用户模式和内核模式时间的步骤如下: 1. 获取进程开始执行时的时钟计数值start。 2. 执行一段程序或操作后,获取当前的时钟计数值end。 3. 利用时钟频率,计算执行的滴答数ticks = end - start。 4. 计算用户模式时间user_time = ticks / sysconf(_SC_CLK_TCK)。 5. 通过调用times()函数,获取进程的时钟时间信息。 6. 计算内核模式时间kernel_time = tms.tms_stime / sysconf(_SC_CLK_TCK)。 最后,即可得到进程的用户模式和内核模式时间。 需要注意的是,由于sysconf(_SC_CLK_TCK)返回的值可能因系统而异,因此在计算时间时应注意进行适当的调整。此外,获取的时间单位通常为秒,根据需要可以进行转换成其他形式的时间表示。 总结起来,获取进程的用户模式和内核模式时间的步骤为:获取进程开始和结束时的时钟计数值,利用时钟频率计算滴答数,通过sysconf(_SC_CLK_TCK)获取时钟频率,最后计算出用户模式和内核模式时间。
在 Linux 内核中,我们可以通过监测中断处理时间来确保系统的稳定性和性能。如果中断处理时间过长,可能会导致系统响应变慢,甚至造成系统崩溃。因此,我们需要编写一段代码来监测中断处理时间是否过长。 首先,我们需要定义一个计时器,用于记录中断处理时间。可以采用 Linux 内核自带的 ktime_get() 函数获取当前时间。然后,在中断处理程序中,记录开始和结束时间戳,并计算中断处理时间。如果中断处理时间超过了阈值,就输出一条警告信息,提示中断处理时间过长。 下面是一段示例代码: #include #include #define INTERRUPT_TIME_THRESHOLD 1000 // 定义中断处理时间阈值(单位:纳秒) irqreturn_t irq_handler(int irq, void *dev_id) { ktime_t start, end; s64 delta; start = ktime_get(); // 记录开始时间戳 // 中断处理程序 end = ktime_get(); // 记录结束时间戳 delta = ktime_to_ns(ktime_sub(end, start)); // 计算中断处理时间 if (delta > INTERRUPT_TIME_THRESHOLD) // 判断中断处理时间是否超过阈值 { printk(KERN_WARNING "Interrupt handling time is too long: %lld ns\n", delta); } return IRQ_HANDLED; } 在上述代码中,我们定义了 INTERRUPT_TIME_THRESHOLD 常量,表示中断处理时间的阈值。在中断处理程序中,我们记录了开始和结束时间戳,并计算了中断处理时间 delta。如果 delta 超过了阈值,就输出一条警告信息,提示中断处理时间过长。 当然,这只是一个简单的示例代码,实际情况可能更加复杂。在实际使用中,我们还需要考虑多种因素,如中断处理程序的复杂度、系统负载等,以确定合适的中断处理时间阈值。
在 Linux 内核中,串口 485 驱动的实现主要是通过软件方式实现的。在使用 485 通信时,需要通过控制 RTS 和 DTR 两个信号线来控制 485 转换器的收发切换。由于这两个信号线在串口协议中已经有了固定的功能,因此需要通过软件方式来实现对它们的控制。 下面是一个简单的 485 驱动示例,实现了对 RTS 和 DTR 两个信号线的控制。该示例代码实现了一个基于 tty 驱动的 485 设备驱动程序,使用了 tty 驱动中的 ioctl() 函数来实现对 RTS 和 DTR 信号线的控制。 c #include #include #include #include #include #include #define MY_DRIVER_NAME "my485" struct my485_port { struct tty_port port; spinlock_t lock; }; static struct my485_port myport; static int my485_open(struct tty_struct *tty, struct file *file) { return tty_port_open(&myport.port, tty, file); } static void my485_close(struct tty_struct *tty, struct file *file) { tty_port_close(&myport.port, tty, file); } static int my485_write(struct tty_struct *tty, const unsigned char *buf, int len) { int ret; spin_lock(&myport.lock); tty->driver->ioctl(tty, TIOCMGET, &ret); ret &= ~(TIOCM_DTR | TIOCM_RTS); tty->driver->ioctl(tty, TIOCMSET, &ret); ret |= TIOCM_DTR; tty->driver->ioctl(tty, TIOCMSET, &ret); usleep_range(1000, 2000); ret |= TIOCM_RTS; tty->driver->ioctl(tty, TIOCMSET, &ret); spin_unlock(&myport.lock); return tty_port_write(&myport.port, buf, len); } static const struct tty_operations my485_ops = { .open = my485_open, .close = my485_close, .write = my485_write, }; static struct tty_driver *my485_drv; static int __init my485_init(void) { int ret; memset(&myport, 0, sizeof(myport)); spin_lock_init(&myport.lock); tty_port_init(&myport.port); myport.port.ops = &my485_ops; my485_drv = alloc_tty_driver(1); if (!my485_drv) return -ENOMEM; my485_drv->owner = THIS_MODULE; my485_drv->driver_name = MY_DRIVER_NAME; my485_drv->name = "ttyMy485"; my485_drv->major = TTY_MAJOR; my485_drv->minor_start = 0; my485_drv->type = TTY_DRIVER_TYPE_SERIAL; my485_drv->subtype = SERIAL_TYPE_NORMAL; my485_drv->init_termios = tty_std_termios; tty_set_operations(my485_drv, &my485_ops); ret = tty_register_driver(my485_drv); if (ret) { printk(KERN_ERR "%s: failed to register driver\n", MY_DRIVER_NAME); put_tty_driver(my485_drv); return ret; } printk(KERN_INFO "%s: driver registered\n", MY_DRIVER_NAME); return 0; } static void __exit my485_exit(void) { tty_unregister_driver(my485_drv); put_tty_driver(my485_drv); printk(KERN_INFO "%s: driver unregistered\n", MY_DRIVER_NAME); } module_init(my485_init); module_exit(my485_exit); MODULE_LICENSE("GPL"); MODULE_AUTHOR("Your Name"); MODULE_DESCRIPTION("485 driver for Linux tty"); 在上述示例代码中,首先定义了一个 struct my485_port 结构体来表示 485 设备的端口信息。然后,实现了 open()、close() 和 write() 函数,分别用来处理设备文件的打开、关闭和写入操作。在 write() 函数中,首先使用 ioctl() 函数获取当前 DTR 和 RTS 信号线的状态,并将它们清零。然后,通过 usleep_range() 函数等待一段时间,最后将 RTS 信号线置为高电平,表示进入发送状态。 最后,在 my485_init() 函数中注册了一个 tty 驱动程序,并将其挂载到 tty 子系统中。在 my485_exit() 函数中,注销了该 tty 驱动程序。 请注意,上述示例代码仅作为演示用途,实际应用中还需要根据具体的硬件和通信协议进行相应的修改和优化。
pstore是Linux内核中的一个工具,用于记录系统崩溃和异常情况的日志,以便后续分析和调试。pstore的源码中包含了文件系统相关的代码,下面对其进行逐行解析: 1. include/linux/pstore_fs.h 该头文件定义了pstore文件系统的相关结构体和函数。 2. struct pstore_sb_info 这是pstore文件系统的超级块信息结构体,其中包括了文件系统的状态信息、inode信息等。 3. struct pstore_inode_info 这是pstore文件系统中inode节点的信息结构体,其中包括了文件的大小、访问时间、修改时间、创建时间等。 4. struct pstore_info 这是pstore文件系统中记录异常信息的结构体,其中包括了异常类型、异常的数据、异常的时间戳等。 5. pstore_get_inode 该函数用于获取pstore文件系统中的inode节点,如果该节点不存在则创建一个新的inode节点。 6. pstore_write 该函数用于在pstore文件系统中写入异常信息,它会将异常信息写入到pstore文件系统中的一个特定的文件中。 7. pstore_sync 该函数用于将pstore文件系统中的缓存数据写入到磁盘中。 8. pstore_fill_super 该函数用于填充pstore文件系统的超级块信息,包括设置文件系统的名称、挂载选项、inode信息等。 9. pstore_get_sb 该函数用于获取pstore文件系统的超级块信息,如果该文件系统不存在则创建一个新的文件系统。 10. pstore_file_operations 这是pstore文件系统中文件的操作函数集合,包括读取文件、写入文件、移动指针等操作。 11. pstore_directory_operations 这是pstore文件系统中目录的操作函数集合,包括创建目录、删除目录、查找目录等操作。 12. pstore_sb_type 这是pstore文件系统的类型信息,用于注册pstore文件系统类型。 13. pstore_fs_type 这是pstore文件系统的类型信息结构体,其中包含了文件系统类型的名称、挂载选项、文件系统操作函数等。 14. pstore_register 该函数用于注册pstore文件系统类型。 15. pstore_unregister 该函数用于注销pstore文件系统类型。 以上就是pstore文件系统代码的逐行解析。pstore文件系统是一个特殊的文件系统,用于记录系统崩溃和异常情况的日志,其中包含了文件系统的基本结构体和函数,以及文件系统的操作函数集合和文件系统类型信息。
Linux内核裁剪是指从开源的Linux内核中移除不需要的功能和模块,以减小内核的体积,并提高系统的性能。下面是具体步骤的图解及细解: 步骤一:选定目标平台,了解硬件环境 首先,确定你要在哪个平台上裁剪Linux内核,比如ARM架构、x86架构等。然后,了解你的硬件环境,包括处理器、内存、设备等,以便根据实际需求来决定裁剪内核。 步骤二:获取内核源代码 从官方网站或其他可靠渠道获取Linux内核的源代码,并解压缩到合适的目录中。 步骤三:配置内核 进入源代码目录,执行make menuconfig命令打开配置界面。在这个界面中,可以对内核进行详细的配置。根据自己的需求,选择需要的功能和模块,并取消选择不需要的功能和模块。要注意,裁剪内核时要确保系统正常运行所必需的功能被选中。 步骤四:编译内核 配置完成后,执行make命令进行内核的编译。根据系统的配置和硬件环境的不同,编译时间可能会有所不同。 步骤五:安装内核 编译完成后,执行make install命令将内核安装到系统中。 步骤六:配置引导加载程序 在裁剪内核之后,需要配置引导加载程序,以便系统能够顺利地启动。根据所使用的引导加载程序,将新编译的内核配置到引导加载程序中。 步骤七:测试和调试 完成以上步骤后,重启系统并进行测试和调试。确保系统能够正常启动,并且所需的功能和模块都可以正常使用。 通过以上步骤,可以完成对Linux内核的裁剪。这样可以减小内核的体积,提高系统的性能,并根据实际需求来定制自己的系统。裁剪内核是一个复杂的过程,需要有一定的技术知识和经验,建议在裁剪之前仔细阅读相关文档并做好备份工作。
pstore是一个Linux内核的工具,用于将内核的错误信息和崩溃信息保存到非易失性存储设备中,以便在下次启动时使用。在本文中,我们将对pstore工具的源代码进行分析。 pstore的核心代码位于文件系统/proc/pstore.c中。该文件定义了pstore的主要结构体和函数,以及与pstore相关的其他结构体和函数。 在pstore的初始化过程中,会创建一个名为pstore的字符设备。用户可以通过该设备来访问pstore的功能。在pstore的主要函数中,有两个函数尤其重要:pstore_write()和pstore_read()。 pstore_write()函数用于将内核错误信息和崩溃信息写入pstore中。在该函数中,首先会获取当前时间,并将其记录到pstore中。然后,将错误信息和崩溃信息写入pstore中。在写入完成后,会更新pstore的元数据信息,包括pstore的大小和最新记录的时间。 pstore_read()函数用于从pstore中读取错误信息和崩溃信息。在该函数中,首先会检查是否有新的记录可读取。如果有,就将其读取到缓冲区中。如果没有,就等待新的记录到来。在读取完成后,会更新pstore的元数据信息,包括最后读取记录的时间。 除了pstore_write()和pstore_read()函数之外,还有其他的函数用于pstore的初始化、释放和管理。例如,pstore_init()函数用于初始化pstore,pstore_exit()函数用于释放pstore,pstore_fsync()函数用于将pstore中的数据同步到存储设备中。 总之,pstore是一个非常有用的工具,可以帮助我们在系统崩溃或出现错误时快速定位问题。通过对pstore的源代码进行分析,我们可以更好地理解其工作原理,从而更好地利用该工具。
Linux内核的ext4文件系统是一种高性能、可靠的文件系统,是ext3文件系统的升级版。它可以支持更大的文件和更大的文件系统,并提供更高的性能和更好的可靠性。下面是对ext4文件系统代码的详细讲解: 1. 文件系统初始化 文件系统初始化是ext4文件系统的第一步。在初始化过程中,文件系统会创建超级块、块组描述符表、inode表、位图和根目录等基本数据结构。其中,超级块是文件系统的核心数据结构,它记录了文件系统的各种属性和参数,如文件系统的大小、块大小、inode数量、挂载时间等。块组描述符表记录了每个块组的信息,如块组的起始位置、块位图的位置、inode位图的位置等。inode表记录了文件和目录的元数据,如文件大小、访问权限、创建时间等。位图记录了块和inode的分配情况。根目录是文件系统的根节点,它包含了所有文件和目录的入口。 2. 块和inode的分配 在ext4文件系统中,块和inode的分配是通过位图实现的。当文件系统需要分配一个块或inode时,它会在位图中查找空闲的块或inode,并将其标记为已分配。如果位图中没有空闲的块或inode,则文件系统会尝试从其他块组中获取。 3. 目录的管理 在ext4文件系统中,目录是一种特殊的文件,它包含了其他文件和目录的入口。在目录中,每个文件和目录都对应一个inode,它记录了文件和目录的元数据。当一个新的文件或目录被创建时,文件系统会为其分配一个inode,并在目录中添加一个新的入口。当一个文件或目录被删除时,文件系统会从目录中删除相应的入口,并释放对应的inode和块。 4. 文件的读写 在ext4文件系统中,文件的读写是通过文件系统缓存和块缓存实现的。当一个文件被打开时,文件系统会将其缓存到内存中,并将文件指针定位到文件的起始位置。当文件被读取时,文件系统会从文件的缓存中读取数据,并将文件指针向后移动。当文件被写入时,文件系统会将数据写入到块缓存中,并将文件指针向后移动。当文件被关闭时,文件系统会将文件的缓存写回到磁盘中。 5. 日志记录 在ext4文件系统中,日志记录是一种重要的机制,它可以保证文件系统的可靠性和一致性。在文件系统的操作中,如文件的读写、块和inode的分配、目录的管理等,都会被记录到日志中。如果在操作过程中出现了错误或系统崩溃,文件系统可以通过日志恢复机制来恢复文件系统的状态。 总结: 以上是对Linux内核的ext4文件系统代码的详细讲解。通过对文件系统初始化、块和inode的分配、目录的管理、文件的读写和日志记录等方面的分析,可以更好地理解文件系统的实现原理和工作机制。

最新推荐

实验(七)Linux文件系统编程技术 .doc

Linux系统下使用proc文件系统,来获取系统信息。完成一个查看cpu和内核版本信息以及启动时间的程序。

Linux系统调用(返回当前的系统时间)

在Linux中产生一个系统调用以及怎样通过往Linux内核中增加一个新函数从而在该内核空间中实现对用户空间的读写。这个函数的功能是返回当前的系统时间。

代码随想录最新第三版-最强八股文

这份PDF就是最强⼋股⽂! 1. C++ C++基础、C++ STL、C++泛型编程、C++11新特性、《Effective STL》 2. Java Java基础、Java内存模型、Java面向对象、Java集合体系、接口、Lambda表达式、类加载机制、内部类、代理类、Java并发、JVM、Java后端编译、Spring 3. Go defer底层原理、goroutine、select实现机制 4. 算法学习 数组、链表、回溯算法、贪心算法、动态规划、二叉树、排序算法、数据结构 5. 计算机基础 操作系统、数据库、计算机网络、设计模式、Linux、计算机系统 6. 前端学习 浏览器、JavaScript、CSS、HTML、React、VUE 7. 面经分享 字节、美团Java面、百度、京东、暑期实习...... 8. 编程常识 9. 问答精华 10.总结与经验分享 ......

无监督视觉表示学习中的时态知识一致性算法

无监督视觉表示学习中的时态知识一致性维信丰酒店1* 元江王2*†马丽华2叶远2张驰2北京邮电大学1旷视科技2网址:fengweixin@bupt.edu.cn,wangyuanjiang@megvii.com{malihua,yuanye,zhangchi} @ megvii.com摘要实例判别范式在无监督学习中已成为它通常采用教师-学生框架,教师提供嵌入式知识作为对学生的监督信号。学生学习有意义的表征,通过加强立场的空间一致性与教师的意见。然而,在不同的训练阶段,教师的输出可以在相同的实例中显著变化,引入意外的噪声,并导致由不一致的目标引起的灾难性的本文首先将实例时态一致性问题融入到现有的实例判别范式中 , 提 出 了 一 种 新 的 时 态 知 识 一 致 性 算 法 TKC(Temporal Knowledge Consis- tency)。具体来说,我们的TKC动态地集成的知识的时间教师和自适应地选择有用的信息,根据其重要性学习实例的时间一致性。

yolov5 test.py

您可以使用以下代码作为`test.py`文件中的基本模板来测试 YOLOv5 模型: ```python import torch from PIL import Image # 加载模型 model = torch.hub.load('ultralytics/yolov5', 'yolov5s') # 选择设备 (CPU 或 GPU) device = torch.device('cuda') if torch.cuda.is_available() else torch.device('cpu') # 将模型移动到所选设备上 model.to(device) # 读取测试图像 i

数据结构1800试题.pdf

你还在苦苦寻找数据结构的题目吗?这里刚刚上传了一份数据结构共1800道试题,轻松解决期末挂科的难题。不信?你下载看看,这里是纯题目,你下载了再来私信我答案。按数据结构教材分章节,每一章节都有选择题、或有判断题、填空题、算法设计题及应用题,题型丰富多样,共五种类型题目。本学期已过去一半,相信你数据结构叶已经学得差不多了,是时候拿题来练练手了,如果你考研,更需要这份1800道题来巩固自己的基础及攻克重点难点。现在下载,不早不晚,越往后拖,越到后面,你身边的人就越卷,甚至卷得达到你无法想象的程度。我也是曾经遇到过这样的人,学习,练题,就要趁现在,不然到时你都不知道要刷数据结构题好还是高数、工数、大英,或是算法题?学完理论要及时巩固知识内容才是王道!记住!!!下载了来要答案(v:zywcv1220)。

基于对比检测的高效视觉预训练

10086⇥⇥⇥⇥基于对比检测的高效视觉预训练Ol i vierJ. He´naf f SkandaKoppula Jean-BaptisteAlayracAaronvandenOord OriolVin yals JoaoCarreiraDeepMind,英国摘要自我监督预训练已被证明可以为迁移学习提供然而,这些性能增益是以大的计算成本来实现的,其中最先进的方法需要比监督预训练多一个数量级的计算。我们通过引入一种新的自监督目标,对比检测,任务表示与识别对象级功能跨增强来解决这个计算瓶颈。该目标可提取每幅图像的丰富学习信号,从而在各种下游任务上实现最先进的传输精度,同时需要高达10少训练特别是,我们最强的ImageNet预训练模型的性能与SEER相当,SEER是迄今为止最大的自监督系统之一,它使用了1000多个预训练数据。最后,我们的目标无缝地处理更复杂图像的预训练,例如COCO中的图像,缩小了从COCO到PASCAL的监督迁移学习的差距1. 介绍自从Al

You are not allowed to push code to this project.

回答: 当你遇到"You are not allowed to push code to this project"的错误提示时,可能有几个原因。首先,你需要确保你具有操作该项目的权限。你可以检查你的git账号是否有该项目的操作权限。如果没有权限,你需要联系管理员为你添加相应的权限。其次,你可以检查你的git凭证是否正确。你可以进入"控制面板" -> "用户帐户" -> "管理您的凭证" -> "Windows凭据 / 普通凭据",查看是否存在多个git凭证。你可以编辑查看你所push的网址的凭证,确保用户名和密码是正确的。另外,你也可以尝试在控制面板的凭据管理器中删除对应配置好的git网址,

TFT屏幕-ILI9486数据手册带命令标签版.pdf

ILI9486手册 官方手册 ILI9486 is a 262,144-color single-chip SoC driver for a-Si TFT liquid crystal display with resolution of 320RGBx480 dots, comprising a 960-channel source driver, a 480-channel gate driver, 345,600bytes GRAM for graphic data of 320RGBx480 dots, and power supply circuit. The ILI9486 supports parallel CPU 8-/9-/16-/18-bit data bus interface and 3-/4-line serial peripheral interfaces (SPI). The ILI9486 is also compliant with RGB (16-/18-bit) data bus for video image display. For high speed serial interface, the ILI9486 also provides one data and clock lane and supports up to 500Mbps on MIPI DSI link. And also support MDDI interface.

增量学习的分离Softmax用于解决类增量学习中的遗忘和分类偏差问题

844SS-IL:用于增量学习的分离SoftmaxHongjoon Ahn1 *、Jihwan Kwak4 *、Subin Lim3、Hyeonsu Bang1、Hyojun Kim2和TaesupMoon4†1人工智能系,2电子电气工程系3韩国水原成均馆大学计算机工程系4韩国首尔国立大学电气与计算机工程系{hong0805,tnqls985,bhs1996,leopard101}@ skku.edu{jihwan0508,tsoon}@ snu.ac.kr摘要我们认为类增量学习(CIL)的问题,其中学习代理不断学习新的类增量到达的训练数据批次,并旨在预测到目前为止学习的所有类。该问题的主要挑战是灾难性遗忘,并且对于基于样本记忆的CIL方法,通常已知的是,遗忘通常由由于新类和旧类之间的数据不平衡(在样本记忆中)而注入的分类得分偏差引起。虽然已经提出了几种方法来通过一些附加的后处理来校正这种分数偏差,然而,尽管存在着对分数重新调整或平衡微调的不确定性,但尚未对这种偏差的根本原因进行系统�