面试操作系统篇

内核：

什么是操作系统内核：

        操作系统的核心组件，是系统中最底层、最基本的软件部分。它负责管理计算机的硬件资源，并为上层应用程序提供运行环境和系统服务。内核是操作系统与硬件之间的桥梁，它控制硬件的访问和操作，以及管理系统的各种资源，如内存、进程、文件系统和网络等。

        内核通常运行在特权级别最高（特权0）的模式下，可以直接访问和操作硬件资源，而应用程序则运行在较低（特权3）的用户模式下，不能直接访问硬件。这种分层的设计使得内核具有很高的权限和控制权，能够保护系统的安全性和稳定性。

内核功能（硬件 进程 网络 文件 内存 安全）：

什么是陷入内核？：

即通过软中断实现系统调用的方式，允许用户态的应用程序请求操作系统内核的服务和功能，执行需要特权或只能由内核完成的任务，例如：读写文件，内存管理，网络通信 任务。

内核态和用户态的区别：

为什么要有内核态与用户态：

        保证系统安全性与可靠性，通过特权等级限制访问作用域，针对一些危险操作如设置时钟、内存清理，若可通过用户态进行修改，面临无法修改的后果。

用户态如何切换到内核态的？

实时系统：

进程：

进程及进程表定义：

进程（正在上的课）是指正在运行程序的实例。进程是计算机系统中最基本的执行单位，它包含了程序代码、数据和执行环境，是操作系统进行资源分配和管理的基本单位。进程之间相互独立，互不影响，进程拥有自己的独立地址空间、文件描述符、系统资源等。

进程表（课程表）是记录操作系统中所有进程的信息和状态的数据结构。记录所有可执行进程的信息，操作系统根据进程表进行调度决策，记录进程的状态变化，包括就绪、运行、挂起、终止等生命周期

线程种类：

1. 用户线程：由应用管理，从用户的时间看到的线程，不依赖操作系统核心（ULT

1.1 守护线程：为用户线程服务的线程，当所有的用户线程执行结束之后，守护线程结束。

2. 内核线程：由OS管理，从OS内核视角看到的线程，依赖操作系统核心 (KLT

线程与进程的区别：

 注意： 

• 由上图可知创建切换或销毁进程时，需要对内存空间资源进行配置管理
• 线程操作只需要对堆栈指针与程序计数器进行改动即可

并发并行区别：

切换上下文：

上下文切换 (Context Switch) 是一种 将 CPU 资源从一个进程分配给另一个进程的机制。

在切换的过程中，操作系统需要先存储当前进程的状态 (包括内存空间的指针，当前执行完的指令等等)，再读入下一个进程的状态，然后执行此进程。

多线程的好处：

进程终止的方式： 

 进程间通信方式（未通透）：

进程间状态模型（三态）

进程间状态模型（五态） 

 线程通信方式：

线程同步方式：

线程同步问题：

多个线程同时访问同一资源，所产生问题的解决方案 

 如何解决临界冲突？

每个进程访问临界资源的那段程序成为临界区，一次仅允许一个进程使用的资源叫临界资源

解决冲突方法：

调度算法：

根据系统的资源分配策略规定的资源分配算法。

批处理调度

先来先服务:

最短作业优先：

 平均运行时间 = 累加（权值i * 单进程i运行时间）/ 进程个数；

本例 ： 4a + 3b + 2c + d）/4

最短剩余时间调度

调度程序总是选择剩余运行时间最短的那个进程运行，来个新进程进入队列就使用调度程序判断。

交互系统调度

轮询调度RR：

优先级调度

        它根据进程的优先级来选择下一个要执行的进程。每个进程被分配一个优先级，优先级较高的进程会优先于优先级较低的进程获得 CPU 的执行权。优先级调度可以根据不同的策略来设置进程的优先级，例如静态优先级和动态优先级。

彩票调度：

给每个进程分配一定数量多彩票，中奖的进程进入运行态。

公平分享调度：

根据用户个数平分cpu占用时间，而非根据用户所持进程数

例如 A 9进程 B 1进程 -----> A 享有cpu占用时间与B相同均为 50%

多级反馈队列调度：

初始化：优先度由高到低；时间片由少到多。

 运行：上级队列来进程先执行，上级无进程抢占cpu，下级队列依次处理，若下级未处理完，上级来进程，则需将下级未处理完的进程重新放在下级队列，等上级队列处理后，再继续处理。

【进程管理】多级反馈队列调度算法_哔哩哔哩_bilibili

评判调度程序的指标：

死锁：

僵尸进程（儿子没了爸爸不造）：

定义：

僵尸进程是在子进程执行结束后，父进程没有及时回收子进程资源而产生的。当一个进程结束时，其实际资源会被回收，但是内核仍然需要保留其进程表项，以便父进程在调用wait()或waitpid()来获取子进程的退出状态。如果父进程没有调用这些函数来回收子进程的资源信息，那么子进程的进程表项就会一直存在，成为僵尸进程。

危害：

僵尸进程不会占用系统的CPU时间和内存资源，但如果僵尸进程过多，可能会占用过多的进程表项，导致系统的进程表耗尽。这种情况下，系统将无法创建新的进程，从而影响系统的正常运行。

解决方法：

• 常见方法是父进程调用wait()或waitpid()系统调用来获取子进程的退出状态信息，并将其从进程表中删除，释放相关资源。
• 父进程不关心子进程的结束，则交给内核处理；

孤儿进程（爸爸无了儿子找继父）：

定义：

孤儿进程（Orphan Process）是指一个子进程在其父进程终止后继续运行，而此时该子进程的新父进程会被系统指定为init进程（进程号为1（认新父））。通常，init进程是所有进程的祖先进程，它会负责回收孤儿进程的资源，保证系统的正常运行。

处理过程：

孤儿进程并不会对系统造成问题，因为它的资源会被init进程回收。当子进程终止时，init进程会调用wait()或waitpid()系统调用来获取子进程的退出状态，清理僵尸进程，并释放其占用的资源。

死锁产生的原因及产生的必要条件：

0）资源竞争 1）程序执行顺序不当

死锁恢复方法：

如何破坏死锁：

死锁类型： 

内存：

各类地址：

段基址+逻辑地址=线性地址 ，若无分页机制 ， 线性地址 = 物理地址

真实内存地址转换：逻辑地址---> 有效地址 ---> 线性地址映射 -----> MMU(内存管理单元）---> 物理地址 

虚拟内存：

解决问题：

        传统存储管理方式同时将多个进程保存在内存中以便允许多道程序设计。它们都具有以下两个共同的特征：

        一次性： 作业必须一次性全部装入内存后，方能开始运行。这会导致两种情况发生：
1）当作业很大，不能全部被装入内存时，将使该作业无法运行；
2）当大量作业要求运行时，由于内存不足以容纳所有作业，只能使少数作业先运行，导致多道程序度的下降。
        驻留性： 作业被装入内存后，就一直驻留在内存中，其任何部分都不会被换出，直至作业运行结束。运行中的进程，会因等待 I/O 而被阻塞，可能处于长期等待状态

定义:

• 多次性：无需在作业运行时一次性地全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存运行。
• 对换性：无需在作业运行时一直常驻内存，而是允许在作业的运行过程中，进行换进和换出。
• 虚拟性：从逻辑上扩充内存的容量，使用户所看到的内存容量，远大于实际的内存容量。

实现方式：

        虚拟内存中，允许将一个作业分多次调入内存。釆用连续分配方式时，会使相当一部分内存空间都处于暂时或永久的空闲状态，造成内存资源的严重浪费，而且也无法从逻辑上扩大内存容量。因此，虚拟内存的实需要建立在离散分配的内存管理方式的基础上。虚拟内存的实现有以下三种方式：

• 请求分页存储管理。
• 请求分段存储管理。
• 请求段页式存储管理。

硬性条件：

• 一定容量的内存和外存。
• 页表机制（或段表机制），作为主要的数据结构。
• 缺页中断机构，当用户程序要访问的部分尚未调入内存，则产生中断。
• 地址变换机构，逻辑地址到物理地址的变换
   

局部性问题：

 分页分段：

分页：

引入块表（高速cache）：

 分段：

 

分页与分段比较：

 

 段页表：

内存管理机制：

操作系统如何管理内存：

1. 物理内存：物理内存有四个层次，分别是寄存器、高速缓存、主存、磁盘。
寄存器：速度最快、量少、价格贵。
高速缓存：次之。
主存：再次之。
磁盘：速度最慢、量多、价格便宜。

操作系统会对物理内存进行管理，有一个部分称为内存管理器(memory manager)，它的主要工
作是有效的管理内存，记录哪些内存是正在使用的，在进程需要时分配内存以及在进程完成时回收
内存。
2. 虚拟内存：操作系统为每一个进程分配一个独立的地址空间，但是虚拟内存。

虚拟内存与物理内存存在映射关系，通过页表寻址完成虚拟地址和物理地址的转换。 

操作系统如何申请内存：

从操作系统角度来看，进程分配内存有两种方式，分别由两个系统调用完成：*brk和mmap

页面置换算法：

见Linux 操作系统 之 虚拟内存_linux 虚拟内存_chenyfan_的博客-CSDN博客

或 全版这可能最全的操作系统面试题_程序员cxuan的博客-CSDN博客

IO篇：

同步IO：

同步 I/O（Input/Output）是一种 I/O 操作模式，指的是在进行输入/输出操作时，程序会等待 I/O 操作完成后（用户系统轮询）再继续执行后续的代码。在同步 I/O 模式下，I/O 操作是阻塞的，即程序会被阻塞在 I/O 操作上，直到数据读取或写入完成后才能继续执行。

小情景：

同步 I/O 就像你在餐厅点了一份菜，然后坐在桌子旁等待菜做好。在这个过程中，你需要等待厨师把你点的菜烹饪完成，然后服务员将菜端到你面前，你才能开始享用。在这期间，你无法做其他事情，只能等待菜做好。

缺点：

如果涉及大量的 I/O 操作，或者需要同时处理多个任务，同步 I/O 可能会导致程序性能下降，因为等待 I/O 完成会浪费时间。

异步IO：

异步 I/O 就是程序在进行输入/输出操作时，不需要等待 I/O 操作完成，而是可以继续执行后续的代码。这种模式下，程序不会被“阻塞”，而是可以继续处理其他任务。当 I/O 操作完成后，系统会通知程序处理结果（内核通知）。这样可以提高程序的并发能力和性能，特别是在需要处理大量 I/O 操作或同时处理多个任务时，异步 I/O 是一种更高效的方式。

小情景：

异步 I/O 就像你在快餐店使用自助点餐机。你在点餐机上选择了你想要的食物，然后支付完成后，点餐机会发给你一张取餐号。此时，你可以继续进行其他活动，不需要等待食物做好。在厨房里，厨师会根据你的订单开始准备食物。当食物做好后，服务员会根据你的取餐号把食物端到你面前。你可以在此期间继续坐着、聊天、读书，或者做其他事情，而不需要一直等待食物准备完成。

阻塞IO (BIO本质同步)：

阻塞 I/O 即程序在进行输入/输出操作时，必须等待 I/O 操作完成后才能执行后续的代码。

与同步IO的差别：

阻塞I/O在用户请求系统调用时，用户空间与内核空间均是阻塞的，只有将数据从内核空间中拷贝到用户空间，此时用户进程才解除阻塞的的状态

非阻塞IO （NIO本质同步)：

与异步IO的差别：

 多路复用IO（本质同步）：

多路复用 I/O 指程序（单个进程）可同时处理多个 I/O 操作，但不是同时进行，而是通过灵活地切换不同的 I/O 任务，以便有效利用系统资源。多路复用 I/O 可以同时监视多个 I/O 通道的状态，当其中一个通道就绪时，就会切换到相应的通道处理 I/O 操作，然后再切换到其他通道，从而实现了同时处理多个 I/O 任务的效果。

小情景

多路复用 I/O 就像你在客服中心同时面对着多个电话线，每条电话线代表一个客户。而你只有一个耳机和一个嘴巴，不能同时和所有客户同时通话，但你可以灵活地切换不同的电话线，与每个客户交流。当有来电时，你可以看到来电的号码，并根据需要选择接听其中一条电话线。当与某个客户交流时，其他客户的电话仍在等待，但你可以快速切换回其他电话，与其他客户进行交流。

适用场景：

注意：select/poll/epoll本质是同步IO

与多线程 多进程的区别：

 select：

int select(int maxfdp1,fd_set *readset,fd_set *writeset,fd_set *exceptset,const struct timeval *timeout)

 返回值：就绪socket描述符的数目，超时返回0，出错返回-1。

select步骤：

select缺点： 

poll：

int poll (struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout);

nfds = 文件描述符个数； 

poll步骤（同select：

poll的特点：

解决了select连接数的限制，以及处理数据再次轮询所需的初始化步骤，但是仍存在用户内核态切换开销过大的问题，以及检查就绪文件描述符的遍历过程不适用于多进程大数据的情况。

epoll：

int epoll_create(int size);

int epoll_create(int size);

size: 用来告诉内核这个监听的数目一共有多大，它其实是在内核申请一空间，用来存放用户想监听的socket fd上是否可读可行或者其他异常，只要有足够的内存空间，size可以随意设置大小，1G的内存上能监听约10万个端口。 

epoll_ctl()

int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);

参数：

epdf：由epoll_create()函数返回的epoll文件描述符（句柄）。

op：op是操作的选项，目前有以下三个选项：

EPOLL_CTL_ADD：注册要监听的目标socket描述符fd到epoll句柄中。

EPOLL_CTL_MOD：修改epoll句柄已经注册的fd的监听事件。

EPOLL_CTL_DEL：从epoll句柄删除已经注册的socket描述符。

fd：指定监听的socket描述符。

event：

typedef union epoll_data {
    void        *ptr;
    int          fd;
    uint32_t     u32;
    uint64_t     u64;
} epoll_data_t;
 
struct epoll_event {
    uint32_t     events;      /* Epoll events */
    epoll_data_t data;        /* User data variable */
};

events可以是以下几个宏的集合：

EPOLLIN：表示对应的文件描述符可以读（包括对端SOCKET正常关闭）。

EPOLLOUT：表示对应的文件描述符可以写。

EPOLLPRI：表示对应的文件描述符有紧急的数据可读（这里应该表示有带外数据到来）。

EPOLLERR：表示对应的文件描述符发生错误。

EPOLLHUP：表示对应的文件描述符被挂断。

EPOLLET： 将EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式，这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。

EPOLLONESHOT：只监听一次事件，当监听完这次事件之后，如果还需要继续监听这个socket的话，需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里。

epoll_wait() (类似select）

int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout);

参数：

events：用来从内核得到事件的集合。

maxevents告之内核这个events有多大，这个 maxevents的值不能大于创建epoll_create()时的指定的size。

timeout是超时时间。

函数的返回值表示需要处理的事件数目，如返回0表示已超时。

 epoll优势：