linux系统和硬件为啥会自动同步

1、当Linux启动时，硬件时钟会去读取系统时钟的设置，系统时钟就会同步于硬件运作。

2、Linux系统是一种免费使用和自由传播的类UNIX *** 作系统，受到Minix和Unix思想的启发，是一个基于POSIX的多用户、多任务、支持多线程和多CPU的 *** 作系统。

科技时代，任何行业都离不开数据的分析以及统筹，如果掌握了最关键的数据及技术，那成功就指日可待，所以数据对于一个企业来说，就是最无形的财富，而一个企业的数据基本都有服务器保存及管理着，如何保证数据安全，实现数据同步及备份？诚恺科技小编就同大家一起来看看在Linux服务器中利用rsync配合inotify实现数据实时同步及备份的方法。

rsync:可以镜像保存整个目录树和文件系统。可以很容易做到保持原来文件的权限、时间、软硬链接等等。第一次同步时 rsync 会复制全部内容，但在下一次只传输修改过的文件。

方案：起初用rsync进行数据备份是利用计划任务，定时执行一下命令实现rsync的同步，但最近开发这边修改比较频繁，看来需要实时同步备份来完善备份机制！所以需要利用inotify触发器来改善！达到一旦指定的位置有了新的变动就将其同步！

环境：

CentOS 6.4 64位

rsync-3.0.9

inotify-tools-3.14

说明：

10.10.1.6 (rsync+inotify)----------网站程序(/data0/htdocs/)

10.10.1.9 (rsync)------------------网站程序备份(/data0/htdocs/)

目的：

实现10.10.1.6的/data0/htdocs/目录下发生任何变动都将实时同步到10.10.1.9的/data0/htdocs/上（另，这两台都跑有keepalived+nginx，来实现出现故障自动切换的容灾，详细配置会在后面补上）

一、web服务器10.10.1.6 (rsync+inotify)

1、准备软件包

2、安装Rsync

1)、1234 tar-zxvf rsync-3.0.9.tar.gz

2)、cdrsync-3.0.9

3)、./configure--prefix=/usr/local/rsync

4)、makemakeinstall

建立密码认证文件

[root@ftp ~]# echo "111111">/etc/rsyncd/rsyncd.secrets建立密码认证文件

*其中111111可以自己设置密码，rsyncd.secrets名字也可以自己设置；

权限：要将/etc/rsyncd/rsyncd.secrets设置为root拥有, 且权限为600。

# chmod 600 /etc/rsyncd/rsyncd.secrets

3、安装inotify

1)、1234 tar-zxvf inotify-tools-3.14.tar.gz

2)、cdinotify-tools-3.14

3)、./configure--prefix=/usr/local/inotify

4)、makemakeinstall

4、创建rsync复制脚本

此项功能主要是将ftp端的目录/data0/htdocs/里的内容，如果修改了（无论是添加、修改、删除文件）能够通过inotify监控到，并通过rsync实时的同步给10.10.1.9的/data0/htdocs里，下面是通过shell脚本实现的。

[root@web ~]# vim /root/shell/rsync.sh

[root@web ~]# chmod u+x /root/shell/rsync.sh

[root@web ~]# setsid /root/shell/rsync.sh &

#后台运行脚本,关闭shell终端继续后台运行

rsync.sh脚本加入开机启动项

# echo "/root/shell/rsync.sh" >>/etc/rc.local

防火墙开启rsync端口：873

添加：

iptables -A INPUT -m state --state NEW -m tcp -p tcp --dport 873 -jACCEPT

重启：

# /etc/init.d/iptables restart

二、备份服务器10.10.1.9(rsync)

1、准备工作

创建备份目录：

# mkdir /data0/htdocs

2、安装rsync（备份主机只安装rsync）

1)、1234 tar-zxvf rsync-3.0.9.tar.gz

2)、cdrsync-3.0.9

3)、./configure--prefix=/usr/local/rsync

4)、makemakeinstall

3、建立用户与密码认证文件

[root@backup ~]# echo "root:111111" >/etc/ rsyncd/rsyncd.secrets

[root@backup ~]# less /etc/rsyncd/rsyncd.secrets

root:111111

注意：

请记住，在10.10.1.6端建立的密码文件，只有密码，没有用户名；而在10.10.1.9里建立的密码文件，用户名与密码都有。

权限：要将/etc/rsyncd/rsyncd.secrets设置为root拥有, 且权限为600。

#chmod 600 /etc/rsyncd/rsyncd.secrets

4、建立rsync配置文件

[root@backup ~]# vim /etc/rsyncd/rsyncd.conf

启动rsync服务

# /usr/local/rsync/bin/rsync --daemon --config=/etc/rsyncd.conf

# ps -ef |grep rsync

Rsync服务加入开机启动项

# echo "/usr/local/rsync/bin/rsync --daemon --config=/etc/rsyncd.conf" >>/etc/rc.local

防火墙开启rsync端口：873

添加：

iptables -A INPUT -m state --state NEW -m tcp -p tcp --dport 873 -jACCEPT

重启：

# /etc/init.d/iptables restart

完成,其实这个时候数据已经同步了！

测试一下：

由于/data0/htdocs/下涉及到一些公司信息，所以就以/data0/htdocs/tmp/为例

主机名可以区别是两台机器，里面的内容完全一直，连文件的属性都一样

再对里面修改一下试试，创建一个文件，然后删除user目录试试

上面讲的自旋锁，信号量和互斥锁的实现，都是使用了原子 *** 作指令。由于原子 *** 作会 lock，当线程在多个 CPU 上争抢进入临界区的时候，都会 *** 作那个在多个 CPU 之间共享的数据 lock。CPU 0 *** 作了 lock，为了数据的一致性，CPU 0 的 *** 作会导致其他 CPU 的 L1 中的 lock 变成 invalid，在随后的来自其他 CPU 对 lock 的访问会导致 L1 cache miss（更准确的说是communication cache miss），必须从下一个 level 的 cache 中获取。

这就会使缓存一致性变得很糟，导致性能下降。所以内核提供一种新的同步方式：RCU（读-复制-更新）。

RCU 解决了什么

RCU 是读写锁的高性能版本，它的核心理念是读者访问的同时，写者可以更新访问对象的副本，但写者需要等待所有读者完成访问之后，才能删除老对象。读者没有任何同步开销，而写者的同步开销则取决于使用的写者间同步机制。

RCU 适用于需要频繁的读取数据，而相应修改数据并不多的情景，例如在文件系统中，经常需要查找定位目录，而对目录的修改相对来说并不多，这就是 RCU 发挥作用的最佳场景。

RCU 例子

RCU 常用的接口如下图所示：

为了更好的理解，在剖析 RCU 之前先看一个例子：

#include<linux/kernel.h>#include<linux/module.h>#include<linux/init.h>#include<linux/slab.h>#include<linux/spinlock.h>#include<linux/rcupdate.h>#include<linux/kthread.h>#include<linux/delay.h>structfoo{intastructrcu_headrcu}staticstructfoo*g_ptrstaticintmyrcu_reader_thread1(void*data)//读者线程1{structfoo*p1=NULLwhile(1){if(kthread_should_stop())breakmsleep(20)rcu_read_lock()mdelay(200)p1=rcu_dereference(g_ptr)if(p1)printk("%s: read a=%d\n",__func__,p1->a)rcu_read_unlock()}return0}staticintmyrcu_reader_thread2(void*data)//读者线程2{structfoo*p2=NULLwhile(1){if(kthread_should_stop())breakmsleep(30)rcu_read_lock()mdelay(100)p2=rcu_dereference(g_ptr)if(p2)printk("%s: read a=%d\n",__func__,p2->a)rcu_read_unlock()}return0}staticvoidmyrcu_del(structrcu_head*rh)//回收处理 *** 作{structfoo*p=container_of(rh,structfoo,rcu)printk("%s: a=%d\n",__func__,p->a)kfree(p)}staticintmyrcu_writer_thread(void*p)//写者线程{structfoo*oldstructfoo*new_ptrintvalue=(unsignedlong)pwhile(1){if(kthread_should_stop())breakmsleep(250)new_ptr=kmalloc(sizeof(structfoo),GFP_KERNEL)old=g_ptr*new_ptr=*oldnew_ptr->a=valuercu_assign_pointer(g_ptr,new_ptr)call_rcu(&old->rcu,myrcu_del)printk("%s: write to new %d\n",__func__,value)value++}return0}staticstructtask_struct*reader_thread1staticstructtask_struct*reader_thread2staticstructtask_struct*writer_threadstaticint__initmy_test_init(void){intvalue=5printk("figo: my module init\n")g_ptr=kzalloc(sizeof(structfoo),GFP_KERNEL)reader_thread1=kthread_run(myrcu_reader_thread1,NULL,"rcu_reader1")reader_thread2=kthread_run(myrcu_reader_thread2,NULL,"rcu_reader2")writer_thread=kthread_run(myrcu_writer_thread,(void*)(unsignedlong)value,"rcu_writer")return0}staticvoid__exitmy_test_exit(void){printk("goodbye\n")kthread_stop(reader_thread1)kthread_stop(reader_thread2)kthread_stop(writer_thread)if(g_ptr)kfree(g_ptr)}MODULE_LICENSE("GPL")module_init(my_test_init)module_exit(my_test_exit)

执行结果是：

myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_reader_thread1:reada=0myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_writer_thread:writetonew5myrcu_reader_thread2:reada=5myrcu_reader_thread1:reada=5myrcu_del:a=0

RCU 原理

可以用下面一张图来总结，当写线程 myrcu_writer_thread 写完后，会更新到另外两个读线程 myrcu_reader_thread1 和 myrcu_reader_thread2。读线程像是订阅者，一旦写线程对临界区有更新，写线程就像发布者一样通知到订阅者那里，如下图所示。

写者在拷贝副本修改后进行 update 时，首先把旧的临界资源数据移除（Removal）；然后把旧的数据进行回收（Reclamation）。结合 API 实现就是，首先使用 rcu_assign_pointer 来移除旧的指针指向，指向更新后的临界资源；然后使用 synchronize_rcu 或 call_rcu 来启动 Reclaimer，对旧的临界资源进行回收（其中 synchronize_rcu 表示同步等待回收，call_rcu 表示异步回收）。

为了确保没有读者正在访问要回收的临界资源，Reclaimer 需要等待所有的读者退出临界区，这个等待的时间叫做宽限期（Grace Period）。

Grace Period

中间的黄色部分代表的就是 Grace Period，中文叫做宽限期，从 Removal 到 Reclamation，中间就隔了一个宽限期，只有当宽限期结束后，才会触发回收的工作。宽限期的结束代表着 Reader 都已经退出了临界区，因此回收工作也就是安全的 *** 作了。

宽限期是否结束，与 CPU 的执行状态检测有关，也就是检测静止状态 Quiescent Status。

Quiescent Status

Quiescent Status，用于描述 CPU 的执行状态。当某个 CPU 正在访问 RCU 保护的临界区时，认为是活动的状态，而当它离开了临界区后，则认为它是静止的状态。当所有的 CPU 都至少经历过一次 Quiescent Status 后，宽限期将结束并触发回收工作。

因为 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 分别是关闭抢占和打开抢占，如下所示：

staticinlinevoid__rcu_read_lock(void){preempt_disable()}

staticinlinevoid__rcu_read_unlock(void){preempt_enable()}

所以发生抢占，就说明不在 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 之间，即已经完成访问或者还未开始访问。

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