Linux常見問題與分析

操作系統進行線程切換時進行的動作

1. 保存當前線程的上下文

寄存器狀態：保存 CPU 寄存器（如通用寄存器、程序計數器 PC、棧指針 SP 等）到當前線程的?線程控制塊（TCB）?中。
內核棧信息：如果線程在內核態運行（例如因系統調用或中斷進入內核），需保存內核棧指針。
浮點 / 向量寄存器：若線程使用了浮點運算或 SIMD 指令，需保存相關寄存器狀態。

2. 更新線程狀態與調度隊列

將當前線程狀態從?運行態（Running）?改為?就緒態（Ready）（例如時間片耗盡）或?阻塞態（Blocked）（例如等待 I/O）。
將其 TCB 移動到對應的調度隊列（如就緒隊列、阻塞隊列）。

3. 調度器選擇下一個線程

調度器根據算法（如時間片輪轉、優先級）從?就緒隊列?中選擇一個線程，分配 CPU 使用權。

4. 恢復新線程的上下文

從新線程的 TCB 中加載其保存的寄存器狀態（包括 PC、SP），恢復 CPU 執行環境。
切換內核棧（如果是內核級線程）。

5. 切換內存地址空間（可選）

同一進程內的線程切換：無需切換地址空間（共享同一進程的頁表）。
跨進程的線程切換（如某些系統允許線程跨進程）：需更新?內存管理單元（MMU），切換頁表，刷新 TLB。

6. 更新系統狀態

更新當前運行線程的指針（例如 Linux 的?current?宏）。
更新 CPU 的統計信息（如線程運行時間、調度次數）。

7. 執行新線程

通過恢復的程序計數器（PC）跳轉到新線程的代碼位置，繼續執行。

觸發線程切換的典型場景

主動讓出 CPU：線程調用?yield()?或等待鎖 / I/O。
時間片耗盡：時鐘中斷觸發調度器介入。
高優先級線程就緒：搶占式調度強制切換。

什么是用戶態和內核態

1. 用戶態（User Mode）

權限：低權限模式，限制對硬件的直接訪問。
執行主體：普通應用程序（如瀏覽器、文本編輯器）。
關鍵限制：
- 無法直接操作硬件（如磁盤、網絡設備）。
- 內存訪問受限：只能訪問進程分配的虛擬內存，無法讀寫內核空間。
- 特權指令禁用：如修改頁表、關閉中斷等指令會被 CPU 拒絕執行。
目的：防止用戶程序破壞系統或干擾其他進程。

2. 內核態（Kernel Mode）

權限：最高權限模式，可完全控制硬件和系統資源。
執行主體：操作系統內核（如處理中斷、管理進程、驅動硬件）。
核心能力：
- 直接訪問硬件：如讀寫磁盤、配置網絡設備。
- 管理內存：修改頁表、分配物理內存。
- 執行特權指令：如開關中斷、修改 CPU 運行模式。
目的：保障操作系統對資源的絕對控制，確保系統安全。

切換時呈現8字型

進程間通信的方式有哪些

操作系統中的進程有幾種狀態

進程的調度算法

進程和線程的區別

進程是操作系統資源分配的基本單位，而線程是處理器任務調度和執行的基本單位.?

什么是軟中斷什么是硬中斷

硬中斷是由外部設備產生的中斷信號，具有強制中斷、快速響應等特點；軟中斷是由軟件指令觸發的中斷，具有軟件觸發、靈活性高、處理機制復雜等特點。

為什么要有虛擬內存

突破物理內存限制
當程序需要的內存超過實際物理內存時，系統將暫時不用的數據轉移到硬盤的「交換空間」，騰出物理內存供急需的程序使用，避免內存耗盡導致崩潰。
支持多任務并行
允許同時運行多個大型程序（如視頻剪輯 + 游戲），即使總內存需求遠超物理內存，也能通過動態調度保持流暢。
內存隔離與安全
每個進程擁有獨立的虛擬地址空間，程序 A 和程序 B 使用相同的虛擬地址時，實際映射到不同物理地址，防止數據篡改或越界訪問。
簡化開發與兼容性
程序員無需關注物理內存碎片化問題，虛擬內存提供連續的邏輯地址空間，降低開發復雜度；同時統一內存管理策略，提升跨硬件平臺的兼容性。

分段與分頁

分段（Segmentation）

定義：將程序的邏輯地址空間按功能劃分為不同大小的段（如代碼段、數據段、堆棧段等），每個段代表一個邏輯單元，可獨立分配和管理。
特點：

邏輯劃分：段與程序結構對應（如函數、模塊），便于程序開發與保護。
動態大小：段長度由程序需求決定，靈活但易產生外部碎片。
二維地址：邏輯地址由段號 + 段內偏移組成（如?段A: 0x100）。

示例：
程序被劃分為代碼段（存放指令）、數據段（存放變量）、堆棧段（函數調用棧），每個段獨立加載到內存的不同位置。

分頁（Paging）

定義：將邏輯地址空間和物理內存劃分為固定大小的頁（如 4KB），通過頁表映射實現非連續內存分配。
特點：

物理劃分：頁是固定大小的物理單位（如 4KB），消除外部碎片。
一維地址：邏輯地址由頁號 + 頁內偏移組成（如?頁3: 0xFF）。
硬件支持：頁表由硬件加速地址轉換，但可能產生內部碎片。

示例：
程序被切分為多個 4KB 的頁，分散存儲在物理內存的頁框中，操作系統通過頁表記錄頁與頁框的映射關系。

分段與分片

1. 分段（Segmentation）—— 傳輸層（TCP）

定義：TCP 協議將應用層數據分割為適合網絡傳輸的較小單元（稱為?TCP 段 / Segment），每個段添加 TCP 頭部（含端口號、序列號、校驗和等）。
目的：

適配網絡傳輸的合理數據大小（避免數據過大導致底層分片）。
實現可靠傳輸：每個段獨立編號，便于確認重傳和按序重組。

過程示例：
假設應用層發送?3000 字節?的數據，TCP 根據?MSS（最大報文段長度，通常約 1460 字節）?將其分為 3 個段：

段 1：0~1459 字節（序號 = 0）
段 2：1460~2919 字節（序號 = 1460）
段 3：2920~3000 字節（序號 = 2920）

特點：

由傳輸層（TCP）完成，對應用透明。
接收端按序號重組數據，保證順序。

2. 分片（Fragmentation）—— 網絡層（IP）

定義：IP 協議將網絡層數據包切割為更小的?IP 分片 / Fragment，以適應底層網絡的?MTU（最大傳輸單元，如以太網 MTU=1500 字節）。
觸發條件：當數據包大小超過某段鏈路的 MTU 時，路由器或主機進行分片。
目的：

解決不同網絡鏈路 MTU 不一致的問題（如從以太網到 PPPoE 鏈路）。
分片后的數據包可獨立傳輸，但重組由接收端完成。

分片示例：
若 IP 層收到一個?4000 字節?的數據包（IP 頭部 20 字節 + 數據 3980 字節），而鏈路 MTU=1500 字節，則分片為：

分片 1：20 字節頭 + 1480 字節數據（總 1500 字節，標志 MF=1，偏移 = 0）
分片 2：20 字節頭 + 1480 字節數據（MF=1，偏移 = 185）
分片 3：20 字節頭 + 1020 字節數據（MF=0，偏移 = 370）

特點：

由網絡層（IP）處理，對傳輸層和應用層透明。
分片可能發生在傳輸路徑中的任何路由器。
重組僅在最終接收端進行，中間設備不重組。
分片會降低網絡效率（丟失任一分片需重傳整個包）。

cpu的使用率和cpu的負載分別是什么，它們有什么關系

CPU 使用率

定義：CPU 在某一時間段內實際執行任務的時間占比（如 80% 表示 CPU 有 80% 時間在工作）。
核心意義：反映 CPU 的忙碌程度。

CPU 負載（Load Average）

定義：系統在單位時間內，正在運行和等待 CPU 資源的平均任務數（如負載為 4 表示平均有 4 個任務需處理）。
核心意義：反映系統的任務隊列壓力，與 CPU 核心數相關（如 4 核 CPU 負載臨界值約 4）。

為什么網絡IO會被阻塞(多角度）

什么是reactor

Reactor（反應器模式）?是一種事件驅動的編程模型，核心目的是高效處理高并發 I/O 請求。它通過非阻塞 I/O 多路復用（如?epoll/select）監聽多個事件源（如網絡連接），當事件觸發時自動分發到對應的處理程序（回調函數），實現單線程 / 少量線程管理大量連接

IO模型有哪些

模型	數據準備階段	數據復制階段	同步 / 異步	適用場景
阻塞 I/O	阻塞	阻塞	同步	簡單客戶端
非阻塞 I/O	非阻塞（輪詢）	阻塞	同步	低并發 + 實時性要求
I/O 多路復用	阻塞（多路等待）	阻塞	同步	高并發服務（Nginx、Redis）
信號驅動 I/O	非阻塞（信號通知）	阻塞	同步	特殊設備監控
異步 I/O	非阻塞	非阻塞	異步	高性能服務器（需內核支持）

select、poll、epoll 的區別

特性	select	poll	epoll
底層數據結構	`fd_set`（位圖數組）	`pollfd`（鏈表）	紅黑樹 + 就緒鏈表
最大描述符數量	默認 1024（可修改但效率下降）	無限制（由系統內存限制）	無限制（由系統內存限制）
事件觸發模式	水平觸發（LT）	水平觸發（LT）	支持水平觸發（LT）和邊緣觸發（ET）
內核 - 用戶數據拷貝	每次調用需拷貝整個?`fd_set`	每次調用需拷貝整個?`pollfd`?數組	通過?`mmap`?共享內存，僅拷貝就緒事件
時間復雜度	O (n)，遍歷所有 fd	O (n)，遍歷所有 fd	O (1)，僅處理就緒事件

CFS（linux）

CFS 是 Linux 內核的默認進程調度器，自 2.6.23 版本（2007 年）引入，用于管理普通進程（非實時進程）的 CPU 時間分配。其核心目標是公平性，即讓所有進程按優先級和權重公平共享 CPU 資源，避免單個進程長時間獨占 CPU。

核心機制

虛擬運行時間（vruntime）
- 作用：跟蹤每個進程的 “虛擬 CPU 使用時間”，公平性由?vruntime?決定。
- 計算方式：
  - 實際運行時間 × 權重因子（權重由進程的?nice?值決定）。
  - nice?值越小（優先級越高），權重越大，vruntime?增長越慢，進程更易被調度。
- 調度規則：選擇紅黑樹中?vruntime?最小的進程運行。
紅黑樹（Red-Black Tree）
- 作用：高效管理所有可運行進程，按?vruntime?排序。
- 優勢：插入、刪除、查找的時間復雜度為?O(log N)，確保高并發下調度效率。
動態時間片
- 目標延遲（sched_latency_ns）：默認 24ms，保證所有進程在此周期內至少運行一次。
- 最小粒度（sched_min_granularity_ns）：默認 3ms，避免頻繁上下文切換。
- 時間片計算：根據進程數和權重動態調整（如 4 個進程時，每個分到 6ms）。
優先級與權重
- nice?值范圍：-20（最高優先級）到 +19（最低優先級）。
- 權重表：內核通過?prio_to_weight?數組將?nice?值映射為權重值（如?nice=0?對應權重 1024）。

阻塞模式和非阻塞模式

阻塞模式
- 適用簡單場景（如單線程順序處理），編程簡單。
- 缺點：高并發下效率低（線程因等待 I/O 被掛起）。
非阻塞模式
- 必須配合?多路復用（select/epoll）?或?輪詢?使用，否則頻繁檢查會浪費 CPU。
- 邊緣觸發（ET）模式必須使用非阻塞，否則可能因未讀完 / 寫完數據導致永久阻塞。
- 優點：支持高并發，線程不會因 I/O 等待被阻塞。

?2.?send?發送數據

場景	阻塞模式	非阻塞模式
發送緩沖區有空間	將數據復制到內核緩沖區，返回實際寫入的字節數（通常是全部數據）。	同左。
發送緩沖區無空間	線程掛起，直到緩沖區有足夠空間。	立即返回?`-1`，設置?`errno=EAGAIN/EWOULDBLOCK`；或返回已成功復制的部分字節數。
部分空間可用	等待直到緩沖區剩余空間足夠容納全部數據（可能被中斷）。	立即復制盡可能多的數據，返回實際復制的字節數。