后端面试知识点总结 操作系统篇（一）_后端 操作系统

1. 进程和线程

进程是一组线程的集合，进程是系统分配资源的基本单位，如PCB, 虚拟地址空间，创建页表，维护映射，把硬盘的代码数据加载到内存，文件描述符等。

linux下线程用进程PCB模拟描述，也叫轻量级进程，是CPU调度的基本单位。

进程和线程的区别

进程是一组线程的集合，进程是系统分配资源的基本单位，如PCB,虚拟地址空间，创建页表，维护映射，把硬盘的代码数据加载到内存，文件描述符等。

linux下线程用进程PCB模拟描述，也叫轻量级进程，是CPU调度的基本单位。

创建销毁线程要比创建销毁进程成本低的多。（创建进程要，创建PCB,开辟虚拟地址空间，创建页表，维护映射关系，加载硬盘数据到内存，创建文件描述符，等等，而创建线程只要创建一个PCB指向进程的虚拟地址空间即可）

进程拥有自己独立的虚拟地址空间，而一个进程中的多个线程共享进程的虚拟地址空间

线程占用的资源要比进程少，线程有私有的栈结构，保存私有的数据使线程直接不相互影响

线程缺乏访问控制，进程中的一个线程出错，会终止掉整个进程，从而导致其他线程也凉凉，而一个进程出错，不会影响另一个进程

应用场景区别

线程应用场景：等待慢速I/O时，交给一个线程等待，接着做其他事情；通信，比较容易（注意加锁）

进程的应用场景：需要安全稳定时用进程，需要速度时用进程，既要速度又要安全

一个线程会产生死锁吗？

这是可能的，因为有后台线程，例如终结器线程，该线程可以在后台运行用户代码。 这允许主线程和终结器线程彼此死锁。

进程线程协程

• 进程是资源分配的单位
• 线程是操作系统调度的单位
• 协程，又称微线程，纤程，协程的切换只是单纯的操作CPU的上下文，资源很小，效率高
• 进程切换需要的资源很最大，效率很低
• 一个程序至少有一个进程,一个进程至少有一个线程
• 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

进程切换，线程切换，协程切换

进程调度，切换进程上下文，包括分配的内存，包括数据段，附加段，堆栈段，代码段，以及一些表格。 线程调度，切换线程上下文，主要切换堆栈，以及各寄存器，因为同一个进程里的线程除了堆栈不同以外其他相同。

协程是一种用户态的轻量级线程，协程的调度完全由用户控制。协程拥有自己的寄存器上下文和栈。协程调度切换时，将寄存器上下文和栈保存到其他地方，在切回来的时候，恢复先前保存的寄存器上下文和栈，直接操作栈则基本没有内核切换的开销，可以不加锁的访问全局变量，所以上下文的切换非常快。

进程状态

进程状态反映进程执行过程的变化。这些状态随着进程的执行和外界条件的变化而转换。在三态模型中，进程状态分为三个基本状态，即运行态，就绪态，阻塞态。在五态模型中，进程分为新建态、终止态，运行态，就绪态，阻塞态。

• 运行(running)态：进程占有处理器正在运行。

• 就绪(ready)态：进程具备运行条件，等待系统分配处理器以便运行。

• 等待(wait)态：又称为阻塞(blocked)态或睡眠(sleep)态，指进程不具备运行条件，正在等待某个事件的完成。

创建一个新进程：fork()函数

创建过程：
（1）给新进程分配一个标识符
（2）在内核中分配一个PCB进程控制块, 将其挂在PCB表上
（3）复制它的父进程的环境（PCB中大部分的内容）
（4）为其分配资源（程序、数据、栈等）
（5）复制父进程地址空间里的内容（代码共享，数据写时拷贝）
（6）将进程置成就绪状态，并将其放入就绪队列，等待CPU调度。

2. 死锁

死锁产生的条件

• 互斥使用，即当资源被一个线程使用(占有)时，别的线程不能使用。

• 不可抢占，资源请求者不能强制从资源占有者手中夺取资源，资源只能由资源占有者主动释放。

• 请求和保持，即当资源请求者在请求其他的资源的同时保持对原有资源的占有。

• 循环等待，即存在一个等待队列：P1占有P2的资源，P2占有P3的资源，P3占有P1的资源。这样就形成了一个等待环路。

当上述四个条件满足时，便会产生死锁

3. 不同的进程中的变量地址相同，会产生问题吗？

每个进程都有自己的虚拟空间地址，这里的地址不是真正的物理地址，当你在不同的进程中看到相同的地址时，其实映射的物理地址是不一样的。 当然有一个特例，共享内存，对于共享内存的话，相同的虚拟地址会映射到同样的物理地址，减少不同进程在共享数据上保存多分同样数据的空间浪费。

4. 进程间通信

管道，又分为无名管道和有名管道，无名管道只适合用于具有亲缘关系的诸如父子、兄弟进程间通信，数据是单向流动的，类似于队列，读空或者写满都会造成堵塞，数据存放于内存中；

有名管道是无名管道的加强版本，不仅仅适合用于具有亲缘关系的进程间通信，管道名存放于文件系统中，数据存放于实际的磁盘介质或者文件系统中。

信号是Linux系统中用于进程间互相通信或者操作的一种机制，信号可以在任何时候发给某一进程，而无需知道该进程的状态。 如果该进程当前并未处于执行状态，则该信号就由内核保存起来，直到该进程回复执行并传递给它为止。 如果一个信号被进程设置为阻塞，则该信号的传递被延迟，直到其阻塞被取消是才被传递给进程。

消息队列：消息队列是存放在内核中的消息链表，每个消息队列由消息队列标识符表示。 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。 另外与管道不同的是，消息队列在某个进程往一个队列写入消息之前，并不需要另外某个进程在该队列上等待消息的到达。

与管道相同的是，使用管道和消息队列实现通信过程中需要在内核和用户空间进行四次的数据拷贝：

1，由用户空间的buffer中将数据拷贝到内核中。2，内核将数据拷贝到内存中。3，内存到内核。4，内核到用户空间的buffer

信号量：三个操作，创建，等待，挂出

共享内存 （两次拷贝）

套接字：可以实现跨网络间不同机器间的进程间通信

5. 操作系统调度方式（进程调度方式）

一、先来先服务和短作业(进程)优先调度算法

FCFS

先来先服务(FCFS)调度算法是一种最简单的调度算法，该算法既可用于作业调度，也可用于进程调度。当在作业调度中采用该算法时，每次调度都是从后备作业队列中选择一个或多个最先进入该队列的作业，将它们调入内存，为它们分配资源、创建进程，然后放入就绪队列。在进程调度中采用FCFS算法时，则每次调度是从就绪队列中选择一个最先进入该队列的进程，为之分配处理机，使之投入运行。该进程一直运行到完成或发生某事件而阻塞后才放弃处理机。

SJF

短作业(进程)优先调度算法SJ§F，是指对短作业或短进程优先调度的算法。它们可以分别用于作业调度和进程调度。短作业优先(SJF)的调度算法是从后备队列中选择一个或若干个估计运行时间最短的作业，将它们调入内存运行。而短进程优先(SPF)调度算法则是从就绪队列中选出一个估计运行时间最短的进程，将处理机分配给它，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处理时再重新调度。

二、高优先权优先调度算法

1．优先权调度算法的类型

为了照顾紧迫型作业，使之在进入系统后便获得优先处理，引入了最高优先权优先(FPF)调度算法。此算法常被用于批处理系统中，作为作业调度算法，也作为多种操作系统中的进程调度算法，还可用于实时系统中。当把该算法用于作业调度时，系统将从后备队列中选择若干个优先权最高的作业装入内存。当用于进程调度时，该算法是把处理机分配给就绪队列中优先权最高的进程，这时，又可进一步把该算法分成如下两种。

非抢占式优先权算法

在这种方式下，系统一旦把处理机分配给就绪队列中优先权最高的进程后，该进程便一直执行下去，直至完成；或因发生某事件使该进程放弃处理机时，系统方可再将处理机重新分配给另一优先权最高的进程。这种调度算法主要用于批处理系统中；也可用于某些对实时性要求不严的实时系统中。

抢占式优先权调度算法

在这种方式下，系统同样是把处理机分配给优先权最高的进程，使之执行。但在其执行期间，只要又出现了另一个其优先权更高的进程，进程调度程序就立即停止当前进程(原优先权最高的进程)的执行，重新将处理机分配给新到的优先权最高的进程。因此，在采用这种调度算法时，是每当系统中出现一个新的就绪进程i 时，就将其优先权Pi与正在执行的进程j 的优先权Pj进行比较。如果Pi≤Pj，原进程Pj便继续执行；但如果是Pi>Pj，则立即停止Pj的执行，做进程切换，使i 进程投入执行。显然，这种抢占式的优先权调度算法能更好地满足紧迫作业的要求，故而常用于要求比较严格的实时系统中，以及对性能要求较高的批处理和分时系统中。

2．高响应比优先调度算法

在批处理系统中，短作业优先算法是一种比较好的算法，其主要的不足之处是长作业的运行得不到保证。如果我们能为每个作业引入前面所述的动态优先权，并使作业的优先级随着等待时间的增加而以速率a 提高，则长作业在等待一定的时间后，必然有机会分配到处理机。该优先权的变化规律可描述为： 由于等待时间与服务时间之和就是系统对该作业的响应时间，故该优先权又相当于响应比RP。据此，又可表示为： 由上式可以看出：

• 如果作业的等待时间相同，则要求服务的时间愈短，其优先权愈高，因而该算法有利于短作业。

• 当要求服务的时间相同时，作业的优先权决定于其等待时间，等待时间愈长，其优先权愈高，因而它实现的是先来先服务。

• 对于长作业，作业的优先级可以随等待时间的增加而提高，当其等待时间足够长时，其优先级便可升到很高，从而也可获得处理机。简言之，该算法既照顾了短作业，又考虑了作业到达的先后次序，不会使长作业长期得不到服务。因此，该算法实现了一种较好的折衷。当然，在利用该算法时，每要进行调度之前，都须先做响应比的计算，这会增加系统开销。

三、基于时间片的轮转调度算法

1．时间片轮转法

基本原理

在早期的时间片轮转法中，系统将所有的就绪进程按先来先服务的原则排成一个队列，每次调度时，把CPU 分配给队首进程，并令其执行一个时间片。时间片的大小从几ms 到几百ms。当执行的时间片用完时，由一个计时器发出时钟中断请求，调度程序便据此信号来停止该进程的执行，并将它送往就绪队列的末尾；然后，再把处理机分配给就绪队列中新的队首进程，同时也让它执行一个时间片。这样就可以保证就绪队列中的所有进程在一给定的时间内均能获得一时间片的处理机执行时间。换言之，系统能在给定的时间内响应所有用户的请求。

2．多级反馈队列调度算法

前面介绍的各种用作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，而且如果并未指明进程的长度，则短进程优先和基于进程长度的抢占式调度算法都将无法使用。而多级反馈队列调度算法则不必事先知道各种进程所需的执行时间，而且还可以满足各种类型进程的需要，因而它是目前被公认的一种较好的进程调度算法。在采用多级反馈队列调度算法的系统中，调度算法的实施过程如下所述。

(1) 应设置多个就绪队列，并为各个队列赋予不同的优先级。第一个队列的优先级最高，第二个队列次之，其余各队列的优先权逐个降低。该算法赋予各个队列中进程执行时间片的大小也各不相同，在优先权愈高的队列中，为每个进程所规定的执行时间片就愈小。例如，第二个队列的时间片要比第一个队列的时间片长一倍，……，第i+1个队列的时间片要比第i个队列的时间片长一倍。

(2) 当一个新进程进入内存后，首先将它放入第一队列的末尾，按FCFS原则排队等待调度。当轮到该进程执行时，如它能在该时间片内完成，便可准备撤离系统；如果它在一个时间片结束时尚未完成，调度程序便将该进程转入第二队列的末尾，再同样地按FCFS原则等待调度执行；如果它在第二队列中运行一个时间片后仍未完成，再依次将它放入第三队列，……，如此下去，当一个长作业(进程)从第一队列依次降到第n队列后，在第n 队列便采取按时间片轮转的方式运行。

(3) 仅当第一队列空闲时，调度程序才调度第二队列中的进程运行；仅当第1～(i-1)队列均空时，才会调度第i队列中的进程运行。如果处理机正在第i队列中为某进程服务时，又有新进程进入优先权较高的队列(第1～(i-1)中的任何一个队列)，则此时新进程将抢占正在运行进程的处理机，即由调度程序把正在运行的进程放回到第i队列的末尾，把处理机分配给新到的高优先权进程。

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