操作系统
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操作系统
1. 进程与线程
进程与线程的区别?
- 一个线程从属于一个进程;一个进程可以包含多个线程;
- 进程是系统资源调用的最小单位;线程是CPU调度的最小单位;
- 进程在执行时拥有独立的内存单元;多个线程共享进程的内存;
- 进程切换需要刷新TLB(快表)并获取新的地址空间,然后切换上下文和内核栈;线程只需要做后者。
从JVM的角度说一下线程和进程的区别:

一个进程中可以有多个线程,多个线程共享进程的堆和方法区 (JDK1.8 之后的元空间)资源,但是每个线程有自己的程序计数器、虚拟机栈和 本地方法栈。
总结: 线程是进程划分成的更小的运行单位,一个进程在其执行的过程中可以产生多个线程。线程和进程最大的不同在于基本上各进程是独立的,而各线程则不一定,因为同一进程中的线程极有可能会相互影响。线程执行开销小,但不利于资源的管理和保护;而进程正相反。
线程和进程间的通信方式?
- 进程与进程的通信
- 管道(匿名、有名)、信号、消息队列、共享内存、信号量、socket
- 管道/匿名管道(Pipes) :用于具有亲缘关系的父子进程间或者兄弟进程之间的通信。
- 有名管道(Names Pipes) : 匿名管道由于没有名字,只能用于亲缘关系的进程间通信。为了克服这个缺点,提出了有名管道。有名管道严格遵循先进先出(first in first out) 。有名管道以磁盘文件的方式存在,可以实现本机任意两个进程通信。
- 信号(Signal) :信号是一种比较复杂的通信方式,用于通知接收进程某个事件已经发生;
- 消息队列(Message Queuing) :消息队列是消息的链表,具有特定的格式,存放在内存中并由消息队列标识符标识。管道和消息队列的通信数据都是先进先出的原则。与管道(无名管道:只存在于内存中的文件;命名管道:存在于实际的磁盘介质或者文件系统)不同的是消息队列存放在内核中,只有在内核重启(即,操作系统重启)或者显式地删除一个消息队列时,该消息队列才会被真正的删除。消息队列可以实现消息的随机查询,消息不一定要以先进先出的次序读取,也可以按消息的类型读取.比 FIFO 更有优势。消息队列克服了信号承载信息量少,管道只能承载无格式字 节流以及缓冲区大小受限等缺点。
- 信号量(Semaphores) :信号量是一个计数器,用于多进程对共享数据的访问,信号量的意图在于进程间同步。这种通信方式主要用于解决与同步相关的问题并避免竞争条件。
- 共享内存(Shared memory) :使得多个进程可以访问同一块内存空间,不同进程可以及时看到对方进程中对共享内存中数据的更新。这种方式需要依靠某种同步操作,如互斥锁和信号量等。可以说这是最有用的进程间通信方式。
- 套接字(Sockets) : 此方法主要用于在客户端和服务器之间通过网络进行通信。套接字是支持 TCP/IP 的网络通信的基本操作单元,可以看做是不同主机之间的进程进行双向通信的端点,简单的说就是通信的两方的一种约定,用套接字中的相关函数来完成通信过程。
- 线程与线程的通信
- 锁机制:包括互斥锁、条件变量、读写锁等
- 信号量
- 信号机制
- 互斥量(Mutex) :采用互斥对象机制,只有拥有互斥对象的线程才有访问公共资源的权限。因为互斥对象只有一个,所以可以保证公共资源不会被多个线程同时访问。比如 Java 中的 synchronized 关键词和各种 Lock 都是这种机制。
- 信号量(Semaphore) :它允许同一时刻多个线程访问同一资源,但是需要控制同一时刻访问此资源的最大线程数量。
- 事件(Event) :Wait/Notify:通过通知操作的方式来保持多线程同步,还可以方便的实现多线程优先级的比较操作。
- PS:信号与信号量的区别?
信号:是由用户、系统或者进程发送给目标进程的信息,以通知目标进程某个状态的改变或系统异常。
信号量:信号量是一个特殊的变量,它的本质是计数器,信号量里面记录了临界资源的数目,有多少数目,信号量的值就为多少,进程对其访问都是原子操作(pv操作,p:占用资源,v:释放资源)。它的作用就是,调协进程对共享资源的访问,让一个临界区同一时间只有一个进程在访问它。
简单说,信号是通知进程产生了某个事件,信号量是用来同步进程的
进程有哪几种状态?

- 创建状态(new) :进程正在被创建,尚未到就绪状态。
- 就绪状态(ready) :进程已处于准备运行状态,即进程获得了除了处理器之外的一切所需资源,一旦得到处理器资源(处理器分配的时间片)即可运行。
- 运行状态(running) :进程正在处理器上上运行(单核 CPU 下任意时刻只有一个进程处于运行状态)。
- 阻塞状态(waiting) :又称为等待状态,进程正在等待某一事件而暂停运行如等待某资源为可用或等待 IO 操作完成。即使处理器空闲,该进程也不能运行。
- 结束状态(terminated) :进程正在从系统中消失。可能是进程正常结束或其他原因中断退出运行。
进程的调度方式
- 先到先服务(FCFS)调度算法 : 从就绪队列中选择一个最先进入该队列的进程为之分配资源,使它立即执行并一直执行到完成或发生某事件而被阻塞放弃占用 CPU 时再重新调度。
- 短作业优先(SJF)的调度算法 : 从就绪队列中选出一个估计运行时间最短的进程为之分配资源,使它立即执行并一直执行到完成或发生某事件而被阻塞放弃占用 CPU 时再重新调度。
- 时间片轮转调度算法 : 时间片轮转调度是一种最古老,最简单,最公平且使用最广的算法,又称 RR(Round robin)调度。每个进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。
- 多级反馈队列调度算法 :前面介绍的几种进程调度的算法都有一定的局限性。如短进程优先的调度算法,仅照顾了短进程而忽略了长进程 。多级反馈队列调度算法既能使高优先级的作业得到响应又能使短作业(进程)迅速完成。,因而它是目前被公认的一种较好的进程调度算法,UNIX 操作系统采取的便是这种调度算法。
- 优先级调度 : 为每个流程分配优先级,首先执行具有最高优先级的进程,依此类推。具有相同优先级的进程以 FCFS 方式执行。可以根据内存要求,时间要求或任何其他资源要求来确定优先级。
协程
操作系统在线程等待IO的时候,会阻塞当前线程,切换到其它线程,这样在当前线程等待IO的过程中,其它线程可以继续执行。当系统线程较少的时候没有什么问题,但是当线程数量非常多的时候,却产生了问题。一是系统线程会占用非常多的内存空间,二是过多的线程切换会占用大量的系统时间。
协程运行在线程之上,当一个协程执行完成后,可以选择主动让出,让另一个协程运行在当前线程之上。协程并没有增加线程数量,只是在线程的基础之上通过分时复用的方式运行多个协程,而且协程的切换在用户态完成,切换的代价比线程从用户态到内核态的代价小很多。
协程:协程是微线程,在子程序内部执行,可在子程序内部中断,转而执行别的子程序,在适当的时候再返回来接着执行。
- 线程与协程的区别:(1)协程执行效率极高。协程直接操作栈基本没有内核切换的开销,所以上下文的切换非常快,切换开销比线程更小。(2)协程不需要多线程的锁机制,因为多个协程从属于一个线程,不存在同时写变量冲突,效率比线程高。(3)一个线程可以有多个协程。
- 协程的优势:(1)协程调用跟切换比线程效率高:协程执行效率极高。协程不需要多线程的锁机制,可以不加锁的访问全局变量,所以上下文的切换非常快。(2)协程占用内存少:执行协程只需要极少的栈内存(大概是4~5KB),而默认情况下,线程栈的大小为1MB。(3)切换开销更少:协程直接操作栈基本没有内核切换的开销,所以切换开销比线程少。
PS:什么是上下文切换?
多线程编程中⼀般线程的个数都⼤于 CPU 核⼼的个数,⽽⼀个 CPU 核⼼在任意时刻只能被⼀个 线程使⽤,为了让这些线程都能得到有效执⾏,CPU 采取的策略是为每个线程分配时间⽚并轮转 的形式。当⼀个线程的时间⽚⽤完的时候就会重新处于就绪状态让给其他线程使⽤,这个过程就 属于⼀次上下⽂切换。
概括来说就是:当前任务在执⾏完 CPU 时间⽚切换到另⼀个任务之前会先保存⾃⼰的状态,以 便下次再切换回这个任务时,可以再加载这个任务的状态。任务从保存到再加载的过程就是⼀次上下⽂切换。
上下⽂切换通常是计算密集型的。也就是说,它需要相当可观的处理器时间,在每秒⼏⼗上百次 的切换中,每次切换都需要纳秒量级的时间。所以,上下⽂切换对系统来说意味着消耗⼤量的 CPU 时间,事实上,可能是操作系统中时间消耗最⼤的操作。
Linux 相⽐与其他操作系统(包括其他类 Unix 系统)有很多的优点,其中有⼀项就是,其上下⽂ 切换和模式切换的时间消耗⾮常少。
2. 死锁
死锁:是指两个或两个以上的进程在执行中,由于竞争资源或者由于彼此通信而造成的一种阻塞的现象,若无外力,它们都将无法推进下去。
- 死锁的四个条件
- 互斥条件:一个资源一次只能被一个进程使用
- 请求与保持条件:一个进程因请求资源而阻塞时,对已获得资源保持不放
- 不剥夺条件:进程获得的资源,在未完全使用完之前,不能强行剥夺
- 循环等待条件:若干进程之间形成一种头尾相接的环形等待资源关系
常用的处理死锁的方法有:死锁预防、死锁避免、死锁检测、死锁解除、鸵鸟策略。
- (1)死锁的预防: 基本思想就是确保死锁发生的四个必要条件中至少有一个不成立:
- ① 破除资源互斥条件:使得资源是可以同时访问的,这是种简单的方法,磁盘就可以用这种方法管理,但是我们要知道,有很多资源往往是不能同时访问的,所以这种做法在大多数的场合是行不通的。
- ② 破除“请求与保持”条件:实行资源预分配策略,进程在运行之前,必须一次性获取所有的资源。 缺点:在很多情况下,无法预知进程执行前所需的全部资源,因为进程是动态执行的,同时也会降低资源利用率,导致降低了进程的并发性。
- ③ 破除“不可剥夺”条件:允许进程强行从占有者那里夺取某些资源。 当一个已经保持了某些不可被抢占资源的进程,提出新的资源请求而不能得到满足时,它必须释放已经保持的所有资源,待以后需要时再重新申请。这意味着进程已经占有的资源会被暂时被释放,或者说被抢占了。
- ④ 破除“循环等待”条件:实行资源有序分配策略,对所有资源排序编号,按照顺序获取资源,将紧缺的,稀少的采用较大的编号,在申请资源时必须按照编号的顺序进行,一个进程只有获得较小编号的进程才能申请较大编号的进程。
(2)死锁避免:
死锁避免则允许前三个必要条件,但是通过动态地检测资源分配状态,以确保循环等待条件不成立,从而确保系统处于安全状态。 所谓安全状态是指:如果系统能按某个顺序为每个进程分配资源(不超过其最大值),那么系统状态是安全的,换句话说就是,如果存在一个安全序列,那么系统处于安全状态。银行家算法是经典的死锁避免的算法。
(3)死锁检测: 死锁检测不限制资源访问或约束进程行为,只要有可能,被请求的资源就被授权给进程。但是操作系统会周期性地执行一个算法检测前面的循环等待的条件。死锁检测算法是通过资源分配图来检测是否存在环来实现,从一个节点出发进行深度优先搜索,对访问过的节点进行标记,如果访问了已经标记的节点,就表示有存在环,也就是检测到死锁的发生。
(1)如果进程-资源分配图中无环路,此时系统没有死锁。
(2)如果进程-资源分配图中有环路,且每个资源类中只有一个资源,则系统发生死锁。
(3)如果进程-资源分配图中有环路,且所涉及的资源类有多个资源,则不一定会发生死锁。
(4)死锁解除:
死锁解除的常用方法就是终止进程和资源抢占,回滚。所谓进程终止就是简单地终止一个或多个进程以打破循环等待,包括两种方式:终止所有死锁进程和一次只终止一个进程直到取消死锁循环为止;所谓资源抢占就是从一个或者多个死锁进程那里抢占一个或多个资源。
(5)鸵鸟策略:
把头埋在沙子里,假装根本没发生问题。因为解决死锁问题的代价很高,因此鸵鸟策略这种不采取任何措施的方案会获得更高的性能。当发生死锁时不会对用户造成多大影响,或发生死锁的概率很低,可以采用鸵鸟策略。大多数操作系统,包括 Unix,Linux 和 Windows,处理死锁问题的办法仅仅是忽略它。
3. 僵尸进程、孤儿进程
- 孤儿进程:一个父进程推出,而它的一个或多个进程还在运行,那么那些子进程将成为孤儿进程。孤儿进程将被init进程所收养,并由init进程对它们完成状态收集工作。
- 僵尸进程:一个进程使用fork创建子进程,如果子进程退出,而父进程并没有wait或waitpid获取子进程的状态信息,那么子进程的进程描述符仍然保存系统中。
4. 守护进程
守护进程是运行在后台的一种特殊进程。它独立于控制终端并且周期性地执行某种任务或等待处理某些发生的事件。 它不需要用户输入就能运行而且提供某种服务,不是对整个系统就是对某个用户程序提供服务。Linux系统的大多数服务器就是通过守护进程实现的。常见的守护进程包括系统日志进程syslogd、 web服务器httpd、邮件服务器sendmail和数据库服务器mysqld等。
守护进程一般在系统启动时开始运行,除非强行终止,否则直到系统关机都保持运行。守护进程经常以超级用户(root)权限运行,因为它们要使用特殊的端口(1-1024)或访问某些特殊的资源。
一个守护进程的父进程是init进程,因为它真正的父进程在fork出子进程后就先于子进程exit退出了,所以它是一个由init继承的孤儿进程。守护进程是非交互式程序,没有控制终端,所以任何输出,无论是向标准输出设备stdout还是标准出错设备stderr的输出都需要特殊处理。
5. 内存管理机制
简单分为连续分配管理方式和非连续分配管理方式这两种。
连续分配管理方式是指为一个用户程序分配一个连续的内存空间,常见的如 块式管理 。
块式管理 : 将内存分为几个固定大小的块,每个块中只包含一个进程。如果程序运行需要内存的话,操作系统就分配给它一块,如果程序运行只需要很小的空间的话,分配的这块内存很大一部分几乎被浪费了。这些在每个块中未被利用的空间,我们称之为碎片。
非连续分配管理方式允许一个程序使用的内存分布在离散或者说不相邻的内存中,常见的如页式管理、段式管理、段页式管理。
- 页式管理 :把主存分为大小相等且固定的一页一页的形式,页较小,相比于块式管理的划分粒度更小,提高了内存利用率,减少了碎片。页式管理通过页表对应逻辑地址和物理地址。
- 段式管理 : 页式管理虽然提高了内存利用率,但是页式管理其中的页并无任何实际意义。 段式管理把主存分为一段段的,段是有实际意义的,每个段定义了一组逻辑信息,例如,有主程序段 MAIN、子程序段 X、数据段 D 及栈段 S 等。 段式管理通过段表对应逻辑地址和物理地址。简单来说:页是物理单位,段是逻辑单位。分页可以有效提高内存利用率,分段可以更好满足用户需求。
- 段页式管理机制 段页式管理机制结合了段式管理和页式管理的优点。简单来说段页式管理机制就是把主存先分成若干段,每个段又分成若干页,也就是说段页式管理机制中段与段之间以及段的内部的都是离散的。
分页机制和分段机制的共同点和区别
- 共同点 :
- 分页机制和分段机制都是为了提高内存利用率,减少内存碎片。
- 页和段都是离散存储的,所以两者都是离散分配内存的方式。但是,每个页和段中的内存是连续的。
- 区别 :
- 页的大小是固定的,由操作系统决定;而段的大小不固定,取决于我们当前运行的程序。
- 分页仅仅是为了满足操作系统内存管理的需求,而段是逻辑信息的单位,在程序中可以体现为代码段,数据段,能够更好满足用户的需要。
6. 快表和多级页表
在分页内存管理中,很重要的两点是:
- 虚拟地址到物理地址的转换要快。
- 解决虚拟地址空间大,页表也会很大的问题
快表
为了提高虚拟地址到物理地址的转换速度,操作系统在页表方案基础之上引入了快表来加速虚拟地址到物理地址的转换。我们可以把快表理解为一种特殊的高速缓冲存储器(Cache),其中的内容是页表的一部分或者全部内容。作为页表的 Cache,它的作用与页表相似,但是提高了访问速率。由于采用页表做地址转换,读写内存数据时 CPU 要访问两次主存。有了快表,有时只要访问一次高速缓冲存储器,一次主存,这样可加速查找并提高指令执行速度。
使用快表之后的地址转换流程是这样的:
- 根据虚拟地址中的页号查快表;
- 如果该页在快表中,直接从快表中读取相应的物理地址;
- 如果该页不在快表中,就访问内存中的页表,再从页表中得到物理地址,同时将页表中的该映射表项添加到快表中;
- 当快表填满后,又要登记新页时,就按照一定的淘汰策略淘汰掉快表中的一个页。
PS:快表和我们平时经常在我们开发的系统使用的缓存(比如Redis)很像.
多级页表
引入多级页表的主要目的是为了避免把全部页表一直放在内存中占用过多空间,特别是那些根本就不需要的页表就不需要保留在内存中。一级页表只存储二级页表的下标索引。多级页表属于时间换空间的典型场景。
7. 逻辑(虚拟)地址和物理地址
我们编程一般只有可能和逻辑地址打交道,比如在 C 语言中,指针里面存储的数值就可以理解成为内存里的一个地址,这个地址也就是我们说的逻辑地址,逻辑地址由操作系统决定。
物理地址指的是真实物理内存中地址,更具体一点来说就是内存地址寄存器中的地址。物理地址是内存单元真正的地址。
8. CPU 寻址了解吗?为什么需要虚拟地址空间?
现代处理器使用的是一种称为 **虚拟寻址(Virtual Addressing)** **** 的寻址方式。****使用虚拟寻址,CPU 需要将虚拟地址翻译成物理地址,这样才能访问到真实的物理内存。 实际上完成虚拟地址转换为物理地址转换的硬件是 CPU 中含有一个被称为 内存管理单元(Memory Management Unit, MMU) 的硬件。
为什么要有虚拟地址空间呢?
先从没有虚拟地址空间的时候说起吧!没有虚拟地址空间的时候,程序直接访问和操作的都是物理内存 。但是这样有什么问题呢?
- 用户程序可以访问任意内存,寻址内存的每个字节,这样就很容易(有意或者无意)破坏操作系统,造成操作系统崩溃。
- 想要同时运行多个程序特别困难,比如你想同时运行一个微信和一个 QQ 音乐都不行。为什么呢?举个简单的例子:微信在运行的时候给内存地址 1xxx 赋值后,QQ 音乐也同样给内存地址 1xxx 赋值,那么 QQ 音乐对内存的赋值就会覆盖微信之前所赋的值,这就造成了微信这个程序就会崩溃。
总结来说:如果直接把物理地址暴露出来的话会带来严重问题,比如可能对操作系统造成伤害以及给同时运行多个程序造成困难。
通过虚拟地址访问内存有以下优势:
- 程序可以使用一系列相邻的虚拟地址来访问物理内存中不相邻的大内存缓冲区。
- 程序可以使用一系列虚拟地址来访问大于可用物理内存的内存缓冲区。当物理内存的供应量变小时,内存管理器会将物理内存页(通常大小为 4 KB)保存到磁盘文件。数据或代码页会根据需要在物理内存与磁盘之间移动。
- 不同进程使用的虚拟地址彼此隔离。一个进程中的代码无法更改正在由另一进程或操作系统使用的物理内存。
9. 什么是虚拟内存?
很多时候我们使用了很多占内存的软件,这些软件占用的内存可能已经远远超出了我们电脑本身具有的物理内存。正是因为虚拟内存的存在,通过 虚拟内存**** ** 可以让程序可以拥有超过系统物理内存大小的可用内存空间。 另外,虚拟内存为每个进程提供了一个一致的、私有的地址空间,它让每个进程产生了一种自己在独享主存的错觉(每个进程拥有一片连续完整的内存空间)。这样会更加有效地管理内存并减少出错。
虚拟内存是计算机系统内存管理的一种技术,我们可以手动设置自己电脑的虚拟内存。不要单纯认为虚拟内存只是“使用硬盘空间来扩展内存“的技术。虚拟内存的重要意义是它定义了一个连续的虚拟地址空间,并且 把内存扩展到硬盘空间。
虚拟内存的实现技术?
- 请求分页存储管理 :建立在分页管理之上,为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方法。请求分页存储管理系统中,在作业开始运行之前,仅装入当前要执行的部分段即可运行。假如在作业运行的过程中发现要访问的页面不在内存,则由处理器通知操作系统按照对应的页面置换算法将相应的页面调入到主存,同时操作系统也可以将暂时不用的页面置换到外存中。
- 请求分段存储管理 :建立在分段存储管理之上,增加了请求调段功能、分段置换功能。请求分段储存管理方式就如同请求分页储存管理方式一样,在作业开始运行之前,仅装入当前要执行的部分段即可运行;在执行过程中,可使用请求调入中断动态装入要访问但又不在内存的程序段;当内存空间已满,而又需要装入新的段时,根据置换功能适当调出某个段,以便腾出空间而装入新的段。
- 请求段页式存储管理
请求分页 和 分页存储管理 的区别?
请求分页存储管理建立在分页管理之上。他们的根本区别是是否将程序全部所需的全部地址空间都装入主存,这也是请求分页存储管理可以提供虚拟内存的原因。
它们之间的根本区别在于是否将一作业的全部地址空间同时装入主存。请求分页存储管理不要求将作业全部地址空间同时装入主存。基于这一点,请求分页存储管理可以提供虚存,而分页存储管理却不能提供虚存。
不管是上面那种实现方式,我们一般都需要:
- 一定容量的内存和外存:在载入程序的时候,只需要将程序的一部分装入内存,而将其他部分留在外存,然后程序就可以执行了;
- 缺页中断:如果需执行的指令或访问的数据尚未在内存(称为缺页或缺段),则由处理器通知操作系统将相应的页面或段调入到内存,然后继续执行程序;
- 虚拟地址空间 :逻辑地址到物理地址的变换。
页面置换算法
- OPT 页面置换算法(最佳页面置换算法) :最佳(Optimal, OPT)置换算法所选择的被淘汰页面将是以后永不使用的,或者是在最长时间内不再被访问的页面,这样可以保证获得最低的缺页率。但由于人们目前无法预知进程在内存下的若千页面中哪个是未来最长时间内不再被访问的,因而该算法无法实现。一般作为衡量其他置换算法的方法。
- FIFO(First In First Out) 页面置换算法(先进先出页面置换算法) : 总是淘汰最先进入内存的页面,即选择在内存中驻留时间最久的页面进行淘汰。
- LRU (Least Recently Used)页面置换算法(最近最久未使用页面置换算法) :LRU 算法赋予每个页面一个访问字段,用来记录一个页面自上次被访问以来所经历的时间 T,当须淘汰一个页面时,选择现有页面中其 T 值最大的,即最近最久未使用的页面予以淘汰。
- LFU (Least Frequently Used)页面置换算法(最少使用页面置换算法) : 该置换算法选择在之前时期使用最少的页面作为淘汰页。
10. 局部性原理
局部性原理是虚拟内存技术的基础,正是因为程序运行具有局部性原理,才可以只装入部分程序到内存就开始运行。
局部性原理表现在以下两个方面:
- 时间局部性 :如果程序中的某条指令一旦执行,不久以后该指令可能再次执行;如果某数据被访问过,不久以后该数据可能再次被访问。产生时间局部性的典型原因,是由于在程序中存在着大量的循环操作。
- 空间局部性 :一旦程序访问了某个存储单元,在不久之后,其附近的存储单元也将被访问,即程序在一段时间内所访问的地址,可能集中在一定的范围之内,这是因为指令通常是顺序存放、顺序执行的,数据也一般是以向量、数组、表等形式簇聚存储的。
时间局部性是通过将近来使用的指令和数据保存到高速缓存存储器中,并使用高速缓存的层次结构实现。空间局部性通常是使用较大的高速缓存,并将预取机制集成到高速缓存控制逻辑中实现。虚拟内存技术实际上就是建立了 “内存一外存”的两级存储器的结构,利用局部性原理实现髙速缓存。
11. 系统调用
介绍系统调用之前,先说一下用户态和系统态。
根据进程访问资源的特点,我们可以把进程在系统上的运行分为两个级别:
- 用户态(user mode) : 用户态运行的进程或可以直接读取用户程序的数据。
- 系统态(kernel mode) : 可以简单的理解系统态运行的进程或程序几乎可以访问计算机的任何资源,不受限制。
我们运行的程序基本都是运行在用户态,如果我们调用操作系统提供的系统态级别的子功能咋办呢?那就需要系统调用了!
也就是说在我们运行的用户程序中,凡是与系统态级别的资源有关的操作(如文件管理、进程控制、内存管理等),都必须通过系统调用方式向操作系统提出服务请求,并由操作系统代为完成。
这些系统调用按功能大致可分为如下几类:
- 设备管理 :完成设备的请求或释放,以及设备启动等功能。
- 文件管理 :完成文件的读、写、创建及删除等功能。
- 进程控制 :完成进程的创建、撤销、阻塞及唤醒等功能。
- 进程通信 :完成进程之间的消息传递或信号传递等功能。
- 内存管理 :完成内存的分配、回收以及获取作业占用内存区大小及地址等功能。

12. 线程饥饿
饥饿:一个或者多个线程因为种种原因无法获得所需要的资源,导致一直无法执行的状态。
- * **Java 中导致饥饿的原因:
- 1)高优先级线程吞噬所有的低优先级线程的 CPU 时间。
- *2)线程被永久堵塞在一个等待进入同步块的状态,因为其他线程总是能在它之前 持续地对该同步块进行访问。 **
- 3)线程在等待一个本身也处于永久等待完成的对象(比如调用这个对象的 wait 方 法),因为其他线程总是被持续地获得唤醒。
13. 字符编码ASCII,unicode,utf8的区别
- ASCII:最早只有127个字母被编码到计算机里,也就是大小写英文字母、数字和一些符号,这个编码表被称为ASCII编码。
- Unicode:但是要处理中文,使用一个字节的ASCII码是不够的,至少需要两个字节,而且还不能和ASCII编码冲突,所以,中国制定了GB2312编码,用来把中文编进去。但是,全世界有上百种语言,各国有各国的标准,就会不可避免地出现冲突,结果就是,在多语言混合的文本中,显示出来会有乱码。因此,Unicode应运而生。Unicode把所有语言都统一到一套编码里,这样就不会再有乱码问题了。经常用2个字节表示一个字符,也有的用4字节。
- utf-8:如果统一成Unicode编码,乱码问题从此消失了。但是,如果你写的文本基本上全部是英文的话,用Unicode编码比ASCII编码需要多一倍的存储空间,在存储和传输上就十分不划算。本着节约的精神,又出现了把Unicode编码转化为 “可变长编码”的UTF-8编码。UTF-8编码把一个Unicode字符根据不同的数字大小编码成1-6个字节,常用的英文字母被编码成1个字节,汉字通常是3个字节,只有很生僻的字符才会被编码成4-6个字节。
14. 自旋锁
自旋锁的定义:当一个线程尝试去获取某一把锁的时候,如果这个锁此时已经被别人获取(占用),那么此线程就无法获取到这把锁,该线程将会等待,间隔一段时间后会再次尝试获取。这种采用循环加锁 -> 等待的机制被称为自旋锁(spinlock)。
自旋锁有以下特点
- 用于临界区互斥
- 在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁
- 要求持有锁的处理器所占用的时间尽可能短
- 等待锁的线程进入忙循环
自旋锁存在的问题
- 如果某个线程持有锁的时间过长,就会导致其它等待获取锁的线程进入循环等待,消耗CPU。使用不当会造成CPU使用率极高。
- 无法满足等待时间最长的线程优先获取锁。不公平的锁就会存在“线程饥饿”问题。
自旋锁的优点
- 自旋锁不会使线程状态发生切换,一直处于用户态,即线程一直都是active的;不会使线程进入阻塞状态,减少了不必要的上下文切换,执行速度快
- 非自旋锁在获取不到锁的时候会进入阻塞状态,从而进入内核态,当获取到锁的时候需要从内核态恢复,需要线程上下文切换。(线程被阻塞后便进入内核(Linux)调度状态,这个会导致系统在用户态与内核态之间来回切换,严重影响锁的性能)
自旋锁与互斥锁的区别
- 自旋锁与互斥锁都是为了实现保护资源共享的机制。
- 无论是自旋锁还是互斥锁,在任意时刻,都最多只能有一个保持者。
- 获取互斥锁的线程,如果锁已经被占用,则该线程将进入睡眠状态;获取自旋锁的线程则不会睡眠,而是一直循环等待锁释放。
15. 深拷贝、浅拷贝
浅拷贝只是对指针的拷贝,拷贝后两个指针指向同一个内存空间; 深拷贝不断对指针进行拷贝,而且对指针指向的内容进行拷贝,经深拷贝后的指针是指向两个不同的地址空间。
- 浅拷贝对一个已知对象进行拷贝时,编译系统会自动调用一次构造函数(拷贝构造函数),如果用户未定义拷贝构造函数,则会调用默认拷贝构造函数,调用一次构造函数,调用两次析构函数,两个对象的指针成员所指内存相同,但是程序结束时该内存被释放了两次,会造成内存泄漏问题。
- 深拷贝在对含有指针成员的对象进行拷贝时,必须要自己定义拷贝构造函数,使拷贝后的对象指针成员有自己的内存空间,即进行深拷贝,这样就避免了内存泄漏的发生,调用一次构造函数,一次自定义拷贝构造函数,两次析构函数。两个对象的指针成员所指内容不同。
16. 软链接、硬链接
软链接相当于建立了一个新的快捷方式文件,该文件有自己的名称和inode以及物理存储的文件数据,文件数据里记录着如何跳转的设置数据,访问该快捷文件会被重新定向到原始文件,删除原始文件,软链文件失效;
硬链接相当于为当前文件名对应的文件再建立了一个文件别名,别名对应的inode以及物理数据都是一样的,一旦建立,我们甚至根本无法区分谁是原始文件的原始名称,删除文件的其中一个名称,文件不会丢失,除非把所有的名称都删除。
软连接和硬链接的区别
(1) 软链接可以为文件和目录(哪怕是不存在的)创建链接; 硬链接只能为文件创建链接。
(2) 软链接可以跨文件系统; 硬链接必须是同一个文件系统
(3) 硬链接因为只是文件的一个别名,所以不重复占用内存; 软链接因为只是一个访问文件的快捷方式文件,文件内只包含快捷指向信息,所以占用很小的内存。
(4) 软链接的文件权限和源文件可以不一样; 硬链接文件权限肯定是一样的,因为他们本来就是一个文件的不同名称而已。
二者使用场景
17. 零拷贝
零拷贝”其实包括两个层面的含义:
- 拷贝 一份相同的数据从一个地方移动到另外一个地方的过程,叫拷贝。
- 零 希望在IO读写过程中,CPU控制的数据拷贝的次数为0。
- JVM发出read() 系统调用。
- OS上下文切换到内核模式(第一次上下文切换)并将数据读取到内核空间缓冲区。(第一次拷贝:hardware ----> kernel buffer)
- OS内核然后将数据复制到用户空间缓冲区(第二次拷贝: kernel buffer ——> user buffer),然后read系统调用返回。而系统调用的返回又会导致一次内核空间到用户空间的上下文切换(第二次上下文切换)。
- JVM处理代码逻辑并发送write()系统调用。
- OS上下文切换到内核模式(第三次上下文切换)并从用户空间缓冲区复制数据到内核空间缓冲区(第三次拷贝: user buffer ——> kernel buffer)。
- write系统调用返回,导致内核空间到用户空间的再次上下文切换(第四次上下文切换)。将内核空间缓冲区中的数据写到hardware(第四次拷贝: kernel buffer ——> hardware)。
总的来说,传统的I/O操作进行了4次用户空间与内核空间的上下文切换,以及4次数据拷贝。显然在这个用例中,从内核空间到用户空间内存的复制是完全不必要的,因为除了将数据转储到不同的buffer之外,我们没有做任何其他的事情。所以,我们能不能直接从hardware读取数据到kernel buffer后,再从kernel buffer写到目标地点不就好了。为了解决这种不必要的数据复制,操作系统出现了零拷贝的概念。
发出sendfile系统调用,导致用户空间到内核空间的上下文切换(第一次上下文切换)。通过DMA将磁盘文件中的内容拷贝到内核空间缓冲区中(第一次拷贝: hard driver ——> kernel buffer)。 然后再将数据从内核空间缓冲区拷贝到内核中与socket相关的缓冲区中(第二次拷贝: kernel buffer ——> socket buffer)。 sendfile系统调用返回,导致内核空间到用户空间的上下文切换(第二次上下文切换)。通过DMA引擎将内核空间socket缓冲区中的数据传递到协议引擎(第三次拷贝: socket buffer ——> protocol engine)。 通过sendfile实现的零拷贝I/O只使用了2次用户空间与内核空间的上下文切换,以及3次数据的拷贝。 你可能会说操作系统仍然需要在内核内存空间中复制数据(kernel buffer —>socket buffer)。 是的,但从操作系统的角度来看,这已经是零拷贝,因为没有数据从内核空间复制到用户空间。 内核需要复制的原因是因为通用硬件DMA访问需要连续的内存空间(因此需要缓冲区)。 但是,如果硬件支持scatter-and-gather,这是可以避免的。
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