操作系统高频考点
进程和线程相关
用户态和内核态
内核负责管理和控制硬件资源，为了避免应用程序直接访问硬件资源可能导致的问题，操作系统将应用程序和内核隔离，确保内核独立控制硬件资源。
因此，操作系统内核运行在两种模式下：
- 内核态：操作系统具有最高权限，可以访问所有资源并执行所有指令。
- 用户态：应用程序只能访问授权资源，执行受限指令集，需要通过系统调用来请求操作系统服务。
当应用程序需要进行系统调用（如读写文件）时，会触发用户态向内核态的切换。CPU 会暂停当前进程，保存状态，切换到内核态执行操作，完成后再切换回用户态，恢复进程执行，因此涉及内核态和用户态的切换操作会造成一定的性能开销。
进程，线程和协程
进程：
- 进程是系统资源分配的基本单位。
- 进程拥有独立的执行环境和私有的基本运行资源集合，包括自己的内存空间。
- 一个应用程序可能由多个协作的进程组成。
线程：
- 线程是系统调度的基本单位。
- 线程共享进程的资源，包括内存和打开的文件，减少了系统调用和时间消耗。
- 线程比进程更轻量，包含程序、数据和线程控制块（TCB）。
协程：
- 协程（Coroutine），也称纤程，是用户态的概念，不被操作系统感知。
- 协程允许用户控制执行逻辑流，避免了操作系统级的线程阻塞和资源竞争。
- 协程通过异步方式避免了回调地狱（callback hell），提高了代码的可读性。
引入线程和协程的必要性：
- 线程的引入是为了减少进程间切换的上下文切换成本，允许在一个进程内并发执行多个子任务。
- 协程的引入是为了进一步优化资源利用，允许用户控制任务切换，避免了多线程中的CPU资源竞争和不必要的资源浪费。
进程的状态
操作系统的进程有三种状态：
- 运行（running）：进程已获得CPU，处于运行中的状态。在单处理机系统中，只有一个进程处于执行状态，在多处理机系统中，则有多个进程处于执行状态。
- 就绪（ready）：进程具备运行条件，只要再获得CPU，便可立即执行，进程这时的状态称为就绪状态。在一个系统中处于就绪状态的进程可能有多个。
- 等待（wait）：又称阻塞态或睡眠态，一个进程因（请求I/O、等待I/O完成等）事件而暂停运行，这时即使把处理机分配给进程也无法运行，故称该进程处于阻塞状态。
进程调度算法
| 算法 | 核心思想 | 优点 | 缺点 | 适用场景 |
|---|---|---|---|---|
| 时间片轮转 | 固定时间片轮流执行 | 公平、响应快 | 周转时间长、切换开销大 | 分时系统 |
| 优先级调度 | 按优先级高低执行 | 区分任务重要性 | 可能饥饿、需维护优先级 | 实时系统 |
| 多级反馈队列 | 动态调整队列优先级和时间片 | 灵活适应不同任务类型 | 配置复杂、参数敏感 | 通用操作系统 |
时间片轮转调度算法（Round Robin, RR）：
- 实现原理：每个进程被分配一个固定时间片（Time Quantum），按就绪队列顺序依次执行。若进程在时间片内未完成，则被抢占并重新加入队列尾部，等待下一次调度。
- 特点：
- 抢占式：时间片结束时强制切换进程。
- 公平性：所有进程获得均等的CPU时间。
优先级调度算法（Priority Scheduling）：
- 实现原理：为每个进程分配优先级，调度时选择优先级最高的进程执行。可分为静态优先级（固定）或动态优先级（根据等待时间、执行历史等调整）。
- 特点：
- 抢占式/非抢占式：抢占式允许高优先级进程立即抢占CPU。
- 饥饿问题：低优先级进程可能长期等待，需通过“老化”（逐渐提升优先级）解决。
多级反馈队列调度算法（Multilevel Feedback Queue, MLFQ）：
- 实现原理： 设置多个优先级队列，新进程进入最高优先级队列。每个队列的时间片大小递增（如第一级队列时间片短，后续队列时间片加长）。进程未完成则降级到下一队列；若完成或主动释放CPU（如I/O操作），可能重新进入较高队列。
- 特点
- 动态调整：根据进程行为（CPU密集型或I/O密集型）反馈调整优先级。
- 兼顾长短作业：短作业快速响应，长作业减少切换开销。
I/O 相关
操作系统I/O模型
| 模型 | 阻塞阶段 | 用户态参与 | 复杂度 | 性能 |
|---|---|---|---|---|
| 同步阻塞I/O | 全程阻塞 | 被动等待 | 低 | 低（高并发差） |
| 同步非阻塞I/O | 仅拷贝阶段阻塞 | 主动轮询 | 中 | 中（CPU占用高） |
| I/O复用 | 阻塞在复用函数 | 被动监听+主动处理 | 中 | 高（epoll优化） |
| 信号驱动I/O | 仅拷贝阶段阻塞 | 异步信号通知 | 高 | 中（适用场景少） |
| 异步I/O | 全程无阻塞 | 完全异步回调 | 高 | 最高（依赖系统支持） |
同步阻塞型I/O模型（Blocking I/O）：
- 实现原理：进程在 recv 系统调用期间阻塞，直到数据从内核复制到用户空间。
- 特点：
-简单易用：代码逻辑直观。
-资源浪费：进程在等待期间无法执行其他任务，高并发时需多线程/进程，开销大。
同步非阻塞型I/O模型（Non-blocking I/O）：
- 实现原理：进程调用 recv 时，若内核数据未就绪，立即返回错误，进程需轮询重试直到数据就绪，随后阻塞完成数据拷贝。
- 特点：
- 部分非阻塞：仅等待数据阶段非阻塞，拷贝阶段仍阻塞。
- CPU 空转：频繁轮询消耗大量CPU资源。
I/O 复用模型（I/O Multiplexing）
- 实现原理：通过 select、poll、epoll 系统调用，单线程监听多个文件描述符（fd）。进程阻塞在复用函数上，当任一 fd 数据就绪时，再调用 recv 进行数据拷贝。
- 特点：
- 高效管理多连接：单线程处理多 I/O，减少线程/进程数。
- 两次系统调用：先 select 检测就绪状态，再 recv` 贝数据。
信号驱动I/O模型（Signal-driven I/O）
- 实现原理：通过sigaction注册信号函数，在内核数据准备好时中断当前程序执行信号函数。
- 特点：
- 异步通知：避免轮询，减少CPU消耗。
- 局限性：仅适用于UDP等支持信号驱动的协议，且信号处理需考虑可重入性。
异步 I/O 模型（Asynchronous I/O, AIO）
- 实现原理：通过aio_read系统调用，内核在数据准备好并复制到用户进程空间后执行指定函数，进程在此过程中可以执行其他任务。
- 特点：
- 真正异步：进程全程无阻塞，完全由内核完成I/O操作。
- 复杂性高：需系统支持（如Linux的 io_uring 、Windows的 IOCP）。
select、poll 和 epoll
| 技术 | fd长度限制 | 遍历所有fd | 把fd从用户态copy到内核态 |
|---|---|---|---|
| select | 1024 | 是 | 是 |
| poll | 无限制 | 是 | 是 |
| epoll | 无限制 | 否 | 否 |
select：
- 最早的I/O多路复用技术，可以监听read、write、except的文件描述符（fd）。
- 缺点：单个进程最多只能监听1024个文件描述符，且需要将包含大量fd的数组整体复制于用户态和内核态之间，导致开销随文件描述符数量增加而线性增大。
poll：
- 基于select，支持监听更多的文件描述符，但没有最大限制。
- 同样需要轮询pollfd来获取就绪的fd，所有fds在内核态和用户态中来回切换，影响效率。
epoll：
- 基于Linux 2.4.5，优化了复杂度，支持更多的文件描述符，效率更高。
- 通过epoll_ctl注册事件时，将所有fd拷贝进内核，而不是在epoll_wait时重复拷贝。
- epoll_wait直接使用就绪的fd（O(1)），不需要像select和poll那样手动遍历（O(n)）。
- 支持的fd上限是系统最大可打开文件的数目，通常远大于2048，与系统内存大小有关。
epoll的两种模式：
- LT（level trigger）模式：默认模式，事件通知后，应用程序可以不立即处理，下次调用epoll_wait时会再次通知。
- ET（edge trigger）模式：事件通知后，应用程序必须立即处理，否则下次调用epoll_wait时不会再次通知。 ET模式减少了事件被重复触发的次数，效率更高，但需要使用非阻塞socket以避免处理多个文件描述符时的阻塞问题。
内存相关
分段分页
| 方法 | 划分单位 | 碎片问题 | 地址转换 | 硬件需求 | 优势 |
|---|---|---|---|---|---|
| 分段 | 逻辑段 | 外部碎片（需紧凑整理） | 段表（基址+界限） | 段寄存器+界限检查 | 逻辑隔离与保护 |
| 分页 | 固定大小的页 | 仅内部碎片（最后一页浪费） | 页表（虚拟页→物理页帧） | MMU+TLB加速 | 高效内存管理、虚拟内存 |
分段（Segmentation）：
- 逻辑划分：将程序的内存空间按逻辑模块划分为多个段（如代码段、数据段、堆栈段等），每个段对应程序的一个功能部分。
- 动态大小：段的大小不固定，由实际需求决定。
- 段表管理：通过段表（Segment Table）记录每个段的基址（起始地址）和界限（长度），实现逻辑地址到物理地址的转换。
在分段的映射方法中，每次换入换出内存的都是整个程序，这样会造成大量的磁盘访问操作，且每个段大小不一，频繁分配/释放后易产生内存碎片，需通过紧凑（Compaction）整理，但开销较大，导致效率低下。
分页（Paging）：
- 物理划分：将物理内存和虚拟地址空间划分为固定大小的页（如4KB），消除外部碎片。
- 页表映射：通过页表（Page Table）建立虚拟页到物理页帧的映射，支持非连续分配。
- 硬件支持：由MMU（内存管理单元）加速地址转换，如TLB（快表）缓存常用页表项。
分页方法允许进程使用超过物理内存的地址空间，通过页面置换（如LRU算法）将不活跃页换出到磁盘，固定页大小减少外部碎片，仅存在内部碎片（最后一页未用满）。
现代操作系统的内存管理：
- 段页式结合：如x86架构，先分段再分页，兼顾逻辑保护与物理效率（但x86-64弱化分段，主要用分页）。
- 分页主导：Linux/Windows等系统以分页为核心，分段仅用于兼容性或特定场景（如权限控制）。
- 虚拟内存扩展：分页支持按需调页、写时复制（Copy-on-Write）等高级特性，优化多任务性能。
零拷贝
传统的数据传输，数据需要多次在内核态和用户态之间复制，导致性能损耗，零拷贝技术可以减少或消除数据在内存中的冗余拷贝次数，从而降低 CPU 和内存的开销，提升系统性能。
以下是传统拷贝与零拷贝技术的对比表格，从 拷贝次数、上下文切换、CPU 参与度 等关键维度进行对比：
| 技术 | 数据拷贝 | 上下文切换 | CPU 参与拷贝 | 用户态参与 | 支持系统 |
|---|---|---|---|---|---|
| 传统拷贝 | 2 次 DMA + 2 次 CPU 拷贝 | 4 次 | 2 次 | 是 | 所有系统 |
mmap + write | 2 次 DMA + 1 次 CPU 拷贝 | 3 次 | 1 次 | 是（需调用） | Linux/Unix |
sendfile | 2 次 DMA + 1 次 CPU 拷贝 | 2 次 | 1 次 | 否 | Linux 2.4+ |
sendfile + SG-DMA | 2 次 DMA（零 CPU 拷贝） | 2 次 | 0 次 | 否 | Linux 2.4+（需硬件支持） |
mmap + write：
- 实现原理：使用内存映射（mmap）将内核缓冲区的数据映射到用户空间，避免显式拷贝。
- 过程：
- 磁盘 → 内核缓冲区（DMA 拷贝）。
- 内核缓冲区与用户空间通过 mmap 共享内存（无需 CPU 拷贝）。
- 用户程序调用 write，数据从内核缓冲区 → Socket 缓冲区（CPU 拷贝）。
- Socket 缓冲区 → 网卡（DMA 拷贝）
- 优化效果：四次用户态/内核态的切换，三次数据拷贝，减少了 1 次 CPU 拷贝。
sendfile 系统调用：
- 实现原理：通过 sendfile 系统调用直接将数据从文件描述符传输到 Socket，全程在内核态完成。
- 过程：
- 磁盘 → 内核缓冲区（DMA 拷贝）。
- 内核缓冲区 → Socket 缓冲区（CPU 拷贝）。
- Socket 缓冲区 → 网卡（DMA 拷贝）。
- 优化效果：完全消除用户态参与，三次数据拷贝，仅 1 次 CPU 拷贝。
sendfile + SG-DMA（Scatter-Gather DMA）：
- 实现原理：结合 sendfile 和 Scatter-Gather DMA，消除最后的 CPU 拷贝。
- 过程：
- 磁盘 → 内核缓冲区（DMA 拷贝）。
- 内核缓冲区 → 网卡（SG-DMA 直接传输，无需 CPU 拷贝）。
- 优化效果：两次数据拷贝，零 CPU 拷贝，实现真正的“零拷贝”。