鎖

自旋鎖

自旋鎖是一種基于忙等待（Busy-Waiting）的同步機制。

通過 CPU 提供的 CAS 函數），完成加鎖解鎖操作：

第一步：查看鎖的狀態，為空，則執行第二步

第二步：將鎖設置為當前線程持有

這兩步是原子指令，要么一次性執行完，要么都不執行。

當線程嘗試獲取鎖失敗時，它會循環檢查鎖的狀態（“自旋”），直到它拿到鎖。

等待時間較短的情況下效率較高，因為避免了線程上下文切換的開銷。但長時間等待會導致CPU資源的浪費。

適用于多核系統，且臨界區代碼執行時間非常短的場景。

互斥鎖

在訪問共享資源前對互斥量進行加鎖,在訪問完成后釋放互斥量上的鎖,確保同一時間只有一個線程訪問共享資源。

自旋鎖和互斥鎖的區別

工作機制：自旋鎖在獲取不到鎖時會一直循環檢查，而互斥鎖會讓線程進入睡眠（掛起）狀態，調度其他線程運行。

適用場景：自旋鎖適合保護執行時間極短的代碼段，自旋的代價可能小于線程切換的代價。互斥鎖適合保護執行時間較長的代碼段

性能影響：自旋鎖無上下文切換開銷，但一直占用CPU,互斥鎖掛起喚醒線程產生下上文切換開銷，但等待期間CPU執行其他任務，資源利用率更高.

實現復雜度：自旋鎖依賴CAS原子操作，不需要操作系統調度，而互斥鎖復雜度高，依賴操作系統調度

悲觀鎖和樂觀鎖

悲觀鎖：先加鎖，再操作

認為并發操作一定會發生沖突，因此每次訪問數據時都會加鎖，比如synchronized和ReentrantLock。

適用寫多的場景。

舉個例子：出門時鎖門（默認有小偷）

樂觀鎖：先操作，提交時再檢查沖突

認為并發操作很少發生沖突，只在提交操作時檢查是否沖突，比如CAS操作，數據庫的樂觀鎖和Java中的Atomic類。

適用讀多寫少。

舉個例子：

1.購物車結算時才檢查庫存（默認沒人搶購）

2.或者在網上訂票，系統顯示還有1個座位，你點擊預訂，系統會先讓你填寫信息，然后提交的時候檢查是否還有座位。如果有，預訂成功；如果沒有，提示你重新選擇

內存管理

計算機系統的核心功能之一，其目標是高效、安全地管理物理內存和虛擬內存資源，確保多個進程能共享內存且互不干擾

物理/虛擬內存

• 物理內存

  計算機硬件中的實際內存芯片，容量固定，由硬件決定，直接由CPU通過物理地址訪問，是程序運行的真實存儲空間。

• 虛擬內存

  操作系統為每個進程提供的邏輯地址空間，獨立于物理內存，通過通過頁表、MMU（內存管理單元，負責管理內存訪問和地址轉換）、缺頁中斷等機制管理，將虛擬地址映射到物理地址或磁盤空間。

  • 虛擬內存允許程序使用比物理內存更大的地址空間

  • 每個進程擁有獨立的虛擬地址空間，彼此無法直接訪問對方內存，避免惡意或錯誤操作。

    

頁表

操作系統與硬件（如MMU）協作實現虛擬內存的核心數據結構，負責記錄虛擬地址到物理地址的映射關系。

核心作用

1. 地址映射
   將進程的虛擬頁號 映射到物理內存的物理頁號。
2. 權限控制
   通過頁表項的權限位（讀/寫/執行）限制內存訪問。
3. 狀態標記
   記錄頁是否在物理內存中、是否被修改過等狀態信息。

工作流程

1. 把虛擬內存地址，切分成頁號和頁內偏移量
2. 根據頁號，從頁表里面，查詢對應的物理頁號
3. 直接拿物理頁號，加上前面的偏移量，就得到了物理內存地址。

如果在頁表中沒有相應頁號，觸發缺頁中斷。此時進入系統內核空間分配物理內存、更新進程頁表，最后再返回用戶空間，恢復進程的運行。

段表

虛擬地址也可以通過段表與物理地址進行映射的

1. 程序的內存空間被劃分為多個邏輯段，每個段代表一個邏輯單元
2. 每個段有獨立的基址（起始地址）和界限（長度）
3. 段的大小可變，與程序邏輯直接對應（例如代碼段大小取決于代碼量）
4. 物理地址 = 段基址 + 段內偏移

虛擬內存布局

1. 代碼段

• 位置：低地址起始（如0x400000）。
• 內容：編譯后的機器指令（可執行代碼）。
• 權限：只讀+可執行（防止代碼被篡改）。
• 示例：main函數、庫函數的指令。

2. 數據段

• 位置：緊接代碼段。
• 內容：已初始化的全局變量和靜態變量。
• 權限：可讀寫，不可執行。
• 示例：int global_var = 42;。

3. BSS段

• 位置：緊接數據段。
• 內容：未初始化的全局變量和靜態變量。
• 權限：可讀寫。
• 示例：int uninitialized_var;。

4. 堆

• 位置：BSS段之上，向高地址增長。
• 管理：通過malloc、free動態分配內存。
• 特點：碎片化問題常見，需手動管理（或依賴垃圾回收）。
• 示例：int *arr = malloc(100 * sizeof(int));。

5. 文件映射區域

• 位置：堆與棧之間。
• 內容：
  • 共享庫（如libc.so、libm.so）。
  • 內存映射文件（通過mmap映射的文件）。
  • 匿名映射（用于大塊內存分配，如malloc可能使用mmap）。
• 權限：按需設置（如可讀寫、可執行）。

6. 棧

• 位置：高地址區域（如0x7FFFFFFFFFFFF000），向下增長。
• 內容：函數調用棧幀（局部變量、返回地址、函數參數）。
• 管理：自動分配/釋放內存，由編譯器控制。
• 限制：棧大小固定（默認幾MB，可通過ulimit調整）。
• 示例：int local_var = 10;。

7. 內核空間

• 位置：虛擬地址空間的高位（如64位Linux中高128TB）。
• 權限：僅內核態可訪問，用戶進程無權直接讀寫。
• 內容：內核代碼、數據結構、設備內存映射等。

寫時復制copy on write

COW,一種內存管理優化技術,延遲數據的物理拷貝，直到真正需要修改數據時才進行復制。

• 問題場景：
  假設父進程和子進程共享同一物理內存頁（未復制），且子進程修改了某個變量。如果此時父進程讀取該變量，會發現值被意外改變。

  • 示例：
    父進程定義變量 int x = 42，子進程修改 x = 100。若未復制，父進程的 x 也會變為 100，導致邏輯錯誤。

• COW 的解決方案：
  當子進程嘗試寫入 x 時，觸發復制，子進程獲得獨立的物理頁副本。

  • 父進程的 x 保持 42，子進程的 x 變為 100，兩者互不影響。

具體步驟：

• 步驟1：共享內存頁
  調用 fork() 時，子進程與父進程共享所有物理內存頁，頁表項標記為只讀。
• 步驟2：觸發復制
  • 當父進程或子進程嘗試寫入共享頁時，觸發缺頁中斷。
  • 操作系統捕獲中斷，檢查觸發原因是 COW，執行以下操作：
    1. 分配新的物理頁，復制原頁內容到新頁。
    2. 更新觸發寫入的進程的頁表項，指向新物理頁，并標記為可寫。
    3. 另一進程仍指向原物理頁（保持只讀，直到其寫入時觸發復制）。
• 步驟3：后續操作
  • 修改后的頁獨立于原頁，后續寫入不再觸發復制。

COW有什么好？

fork()的時候，子進程不需要復制父進程的物理內存，只需要復制父進程的頁表，避免了不必要的內存復制開銷，這時候父子進程的頁表指向的都是共享的物理內存。

只有當父子進程任何有一方對這片共享的物理內存發生了修改操作，這時候才會復制發生修改操作的物理內存。

brk，mmap

int *arr = malloc(100 * sizeof(int))

這里的動態分配內存malloc（）：

1.如果請求分配的內存<128KB，則通過brk()申請

2.如果請求分配的內存>128KB，則通過mmap()申請

• brk:修改指針，向高地址移動，獲得新內存空間

  

• mmap:從文件映射區申請一塊內存

  

如果物理內存不足

當使用malloc()申請虛擬內存時，如果虛擬內存還沒有映射到物理內存，CPU產生缺頁中斷，缺頁中斷函數查看是否有空閑物理內存，有則建立虛擬與物理內存的映射，如果沒有，則開始回收內存（頁面置換/丟棄/終止）：

回收內存，包括：

1. 頁面置換

• 將部分物理內存頁換出到磁盤（Swap空間），釋放物理內存供其他進程使用。

2. 釋放可丟棄的干凈頁

• 直接丟棄未被修改的頁（如代碼段、文件緩存頁），無需寫回磁盤。

3. 終止進程（OOM Killer）

• 強制終止占用內存過多的進程，釋放其所有內存（極端情況下的最后手段）。

1.后臺內存回收：喚醒 kswapd 內核線程來回收內存（異步，不阻塞進程執行）

2.直接內存回收：如果異步回收速度跟不上申請內存速度，則直接回收（同步，阻塞進程執行）

哪些內存可以被回收？

• 文件頁

內核緩存的磁盤數據（Buffer）和內核緩存的文件數據（Cache）都叫作文件頁。需要讀時，重新讀取磁盤即可。而如果修改過但還沒寫入磁盤的數據（臟頁）需要先寫進磁盤，才進行回收。

• 匿名頁

無實際載體，所以不能直接釋放內存。會把不常訪問的內存先寫到磁盤，再釋放這些內存。

如果經過上面的步驟物理內存仍不滿足，則觸發Out-Of-Memory Killer

• OOM根據算法殺死一個占用物理內存較高的進程，釋放其內存資源
• 如果依然不滿足，繼續殺死，直至釋放足夠物理內存

頁面置換算法

頁面置換，內存回收的核心手段之一。

選擇一個物理頁面換出到磁盤,然后把需要訪問的頁面換入到物理頁。

• 最佳頁面OPT

  思想：置換出在未來長時間不會使用的頁面

  

• 先進先出FIFO

  思想：換出在內存中占用時間最長的頁面

  

• 最近最久未使用LRU

  思想：換出前面長時間沒有訪問過的頁面

  

• 時鐘頁面LOCK

  思想：將所有頁面存在環形鏈表，每頁需要一個訪問位（0：未訪問1：已訪問）

  初始：所有頁訪問位為0

  缺頁時，指針移動，

  ? 訪問位為1：重置為0，指針后移

  ? 訪問位為0：選擇，換出內存

  ?

• 最不常用LFU

  思想：對每個頁面增加一個訪問計數器，被訪問一次，計數器+1，發生缺頁中斷時，換出訪問次數最少的頁面，

中斷

計算機系統響應外部或內部事件的機制，允許 CPU 暫停當前任務，轉而處理緊急或異步事件(如鍵盤輸入)。處理完后回來繼續執行剛才的任務。

中斷機制是操作系統實現多任務、設備管理、錯誤處理等功能的基礎

中斷分類

外部中斷（硬件中斷）

• 觸發源：外部設備（如鍵盤、磁盤、定時器）。
• 類型：
  • 可屏蔽中斷：可通過中斷屏蔽位（如 IF 標志）暫時關閉，可隨時處理，甚至不處理。
  • 不可屏蔽中斷：必須立即處理（如硬件故障、內存校驗錯誤）。

內部中斷（軟件中斷）

• 觸發方式：由程序執行特定指令或發生異常。
  • 異常：同步觸發，由 CPU 執行指令時檢測到錯誤（如缺頁、除零）交由故障處理程序處理。
  • 陷阱：一般是在編寫程序時故意設下的陷阱指令，而后執行到陷阱指令后，CPU將會調用特定程序進行相應的處理，處理結束后返回到陷阱指令的下一條指令。
  • 終止：發生致命錯誤，不可修復，程序無法繼續運行，直接終止。

中斷流程

• 發生中斷：設備或程序觸發中斷，發送信號到 CPU 的中斷控制器

• 中斷響應：保存上下文，CPU 暫停當前任務，將程序計數器（PC）、寄存器等壓入內核棧，保存當前執行現場，以便處理完中斷后恢復執行。

• 中斷處理：CPU根據中斷向量表找到對應中斷處理程序入口地址，進行中斷處理

• 恢復上下文：繼續執行之前的程序

網絡I/O

I/O模型

網絡I/O模型定義了應用程序如何管理輸入和輸出操作，尤其是在處理多個并發連接時如何高效利用資源

1. 阻塞I/O
   • 工作原理：
     應用程序發起I/O操作后，進程會被阻塞，直到數據就緒或操作完成。在此期間，進程無法執行其他任務。
   • 優點：
     實現簡單，代碼直觀，適合低并發場景。
   • 缺點：
     每個連接需獨立線程/進程，資源消耗大，無法支撐高并發。
   • 適用場景：
     簡單的客戶端應用或低負載服務（實時性要求不高）。
2. 非阻塞I/O
   • 工作原理：
     I/O操作立即返回結果（成功或錯誤）,不會被阻塞。若數據未就緒，返回錯誤，應用需輪詢檢查狀態。
   • 優點：
     單線程可管理多個連接，避免線程阻塞。
   • 缺點：
     輪詢消耗CPU資源，延遲較高。
   • 適用場景：
     需要同時處理少量連接且對延遲不敏感的場景（多路復用）。
3. I/O多路復用
   • 工作原理：
     使用select、poll、epoll（Linux）等系統調用，同時等待多個I/O操作，當任一I/O準備就緒時通知應用處理。
   • 優點：
     單線程處理高并發連接，資源利用率高。
   • 缺點：
     事件通知后仍需同步處理I/O，編程復雜度較高。
   • 適用場景：
     Web服務器（如Nginx）、即時通訊等高并發服務。
4. 信號驅動I/O
   • 工作原理：
     發起I/O請求后繼續做其他事情，當I/O操作就緒時，內核發送信號通知處理，應用執行I/O操作。
   • 優點：
     避免輪詢，減少CPU占用。
   • 缺點：
     信號處理復雜，可能丟失事件，多線程中難以管理。
   • 適用場景：
     需要異步I/O通知的場景，提高系統并發能力。
5. 異步I/O
   • 工作原理：
     應用發起I/O請求后立即做其他事情，內核完成整個I/O操作后通知應用。
   • 優點：
     無阻塞，資源利用最優，適合高吞吐場景。
   • 缺點：
     實現復雜，需操作系統和庫支持，調試困難。
   • 適用場景：
     高并發，高性能場景，減少系統調用，提高系統效率。

服務器處理并發請求

1. 單線程web服務器

   一次處理一個請求，性能低

2. 多進程/多線程web服務器

   服務器生成多個進程/線程并行處理多個用戶請求，消耗大量系統資源

3. I/O多路復用web服務器

   只用一個線程處理多個用戶請求

4. 多路復用多線程web服務器

   避免一個進程服務于過多用戶請求，生成多個進程，一個進程生成多個線程，每個線程處理一個請求

考完操作系統不久，結合小林Coding寫了些筆記，感謝大家的點贊收藏>W<