操作系统

基础篇：

1.多进程和多线程的区别

进程是资源分配的最小单位，进程控制块 (Process Control Block, PCB) 描述进程的基本信息和运行状态，所谓的创建进程和撤销进程，都是指对 PCB 的操作。

线程是CPU调度的最小单位；一个进程中可以有多个线程，它们共享进程资源。

进程的创建/销毁/切换系统开销大：由于创建或撤销进程时，系统都要为之分配或回收资源，如内存空间、I/O 设备等，所付出的开销远大于创建或撤销线程时的开销。类似地，在进行进程切换时，涉及当前执行进程 CPU 环境的保存及新调度进程 CPU 环境的设置，而线程切换时只需保存和设置少量寄存器内容，开销很小。

进程通信复杂：线程间可以通过直接读写同一进程中的数据进行通信，但是进程通信需要借助 IPC。

进程可靠性比线程强：进程间不会相互影响，但是一个线程挂掉将导致整个进程挂掉。

https://blog.csdn.net/linraise/article/details/12979473

只有就绪状态和运行状态可以相互转化，其它的都是单向转换。就绪状态的进程通过调度算法从而获得 CPU 时间，转为运行状态；而运行状态的进程，在分配给它的 CPU 时间片用完之后就会转为就绪状态，等待下一次调度。

阻塞状态（waitting状态）是缺少需要的资源从而由运行状态转换而来，但是该资源不包括 CPU 时间，缺少 CPU 时间会从运行态转换为就绪态。

进程调度算法：

（1）批处理系统

批处理系统没有太多的用户操作，在该系统中，调度算法目标是保证吞吐量和周转时间（从提交到终止的时间）

a）先来先服务（first-come first-serverd（FCFS））：非抢占式的调度算法，按照请求的顺序进行调度。；有利于长作业，但不利于短作业，因为短作业必须一直等待前面的长作业执行完毕才能执行，而长作业又需要执行很长时间，造成了短作业等待时间过长。

b）短作业优先（shortest job first（SJF））：非抢占式的调度算法，按估计运行时间最短的顺序进行调度。长作业有可能会饿死，处于一直等待短作业执行完毕的状态。因为如果一直有短作业到来，那么长作业永远得不到调度。

c）最短剩余时间优先（shortest remaining time next（SRTN）：最短作业优先的抢占式版本，按剩余运行时间的顺序进行调度；

当一个新的作业到达时，其整个运行时间与当前进程的剩余时间作比较。如果新的进程需要的时间更少，则挂起当前进程，运行新的进程。否则新的进程等待。

（2）交互式系统

交互式系统有大量的用户交互操作，在该系统中调度算法的目标是快速地进行响应。

a）时间片轮转

将所有就绪进程按 FCFS 的原则排成一个队列；每次调度时，把 CPU 时间分配给队首进程，该进程可以执行一个时间片。当时间片用完时，由计时器发出时钟中断，调度程序便停止该进程的执行，并将它送往就绪队列的末尾，同时继续把 CPU 时间分配给队首的进程。

时间片轮转算法的效率与时间片的大小很有关系：因为进程切换都要保存进程的信息并且载入新进程的信息，如果时间片太小，会导致进程切换得太频繁，在进程切换上就会花过多时间。而如果时间片过长，那么实时性就不能得到保证。

b）优先级调度

为每个进程分配一个优先级，按优先级进行调度。为了防止低优先级的进程永远等不到调度，可以随着时间的推移增加等待进程的优先级。

c）多级反馈队列

一个进程需要执行 100 个时间片，如果采用时间片轮转调度算法，那么需要交换 100 次。多级队列是为这种需要连续执行多个时间片的进程考虑，它设置了多个队列，每个队列时间片大小都不同，例如 1,2,4,8,..。进程在第一个队列没执行完，就会被移到下一个队列。这种方式下，之前的进程只需要交换 7 次。每个队列优先权也不同，最上面的优先权最高。因此只有上一个队列没有进程在排队，才能调度当前队列上的进程。可以将这种调度算法看成是时间片轮转调度算法和优先级调度算法的结合。

（3）实时系统

实时系统要求请求在一个确定时间内得到响应，分为硬实时和软实时，前者必须满足绝对的截止时间，后者可以容忍一定的超时。

进程同步：

（1）临界区

对临界资源进行访问的那段代码称为临界区。为了互斥访问临界资源，每个进程在进入临界区之前，需要先进行检查。

（2）同步与互斥

同步：多个进程因为合作产生的直接制约关系，使得进程有一定的先后执行关系。

互斥：多个进程在同一时刻只有一个进程能进入临界区。

（3）信号量

信号量（Semaphore）是一个整型变量，可以对其执行 down 和 up 操作，也就是常见的 P 和 V 操作。

down : 如果信号量大于 0 ，执行 -1 操作；如果信号量等于 0，进程睡眠，等待信号量大于 0；

up ：对信号量执行 +1 操作，唤醒睡眠的进程让其完成 down 操作。

如果信号量的取值只能为 0 或者 1，那么就成为了 互斥量（Mutex）；0 表示临界区已经加锁，1 表示临界区解锁。

使用信号量实现生产者和消费者模型

#define N 100
typedef int semaphore; //信号量是int型变量
semaphore mutex = 1; //对临界资源进行加锁，只能生产或者消费不能同时进行，注意防止死锁
semaphore empty = N;//表示有多少个空的位置，可以供生产者生产，当为0时，生产者休眠等待
semaphore full = 0;//表示有多少个件物品，可以供消费者者消费，当为0时，消费者休眠等待

void producer() {
    while(TRUE) {
        int item = produce_item();
        down(&empty);//获取空位置
        down(&mutex);//等待对临界资源的访问
        insert_item(item);//放入物品
        up(&mutex);
        up(&full);
    }
}

void consumer() {
    while(TRUE) {
        down(&full);
        down(&mutex);
        int item = remove_item();
        consume_item(item);
        up(&mutex);
        up(&empty);
    }
}

（4）管程

使用信号量机制实现的生产者消费者问题需要客户端代码做很多控制，而管程把控制的代码独立出来，不仅不容易出错，也使得客户端代码调用更容易。管程有一个重要特性：在一个时刻只能有一个进程使用管程。进程在无法继续执行的时候不能一直占用管程，否则其它进程永远不能使用管程。

经典同步问题：

（1）读者写者问题

允许多个进程同时对数据进行读操作，但是不允许读和写以及写和写操作同时发生。一个整型变量 count 记录在对数据进行读操作的进程数量，一个互斥量 count_mutex 用于对 count 加锁，一个互斥量 data_mutex 用于对读写的数据加锁。

typedef int semaphore;
semaphore count_mutex = 1;//互斥量对cout进行加锁
semaphore data_mutex = 1;//互斥量对数据进行加锁
int count = 0; //对数据进行读操作的进程数

void reader() {
    while(TRUE) {
        down(&count_mutex);
        count++;
        if(count == 1) down(&data_mutex); // 第一个读者需要对数据进行加锁，防止写进程访问
        up(&count_mutex);
        read();
        down(&count_mutex);
        count--;
        if(count == 0) up(&data_mutex);
        up(&count_mutex);
    }
}

void writer() {
    while(TRUE) {
        down(&data_mutex);
        write();
        up(&data_mutex);
    }
}

（2）哲学家进餐问题

五个哲学家围着一张圆桌，每个哲学家面前放着食物。哲学家的生活有两种交替活动：吃饭以及思考。当一个哲学家吃饭时，需要先拿起自己左右两边的两根筷子，并且一次只能拿起一根筷子。注意考虑如果所有哲学家同时拿起左手边的筷子，那么就无法拿起右手边的筷子，造成死锁。

为了防止死锁的发生，可以设置两个条件：

a）必须同时拿起左右两根筷子；b）只有在两个邻居都没有进餐的情况下才允许进餐。

#define N 5
#define LEFT (i + N - 1) % N // 左邻居
#define RIGHT (i + 1) % N    // 右邻居
#define THINKING 0
#define HUNGRY   1
#define EATING   2
typedef int semaphore;
int state[N];                // 跟踪每个哲学家的状态
semaphore mutex = 1;         // 临界区的互斥
semaphore s[N];              // 每个哲学家一个信号量

void philosopher(int i) {
    while(TRUE) {
        think();
        take_two(i);
        eat();
        put_two(i);
    }
}

void take_two(int i) {
    down(&mutex);
    state[i] = HUNGRY;
    test(i);
    up(&mutex);
    down(&s[i]);
}

void put_two(i) {
    down(&mutex);
    state[i] = THINKING;
    test(LEFT);
    test(RIGHT);
    up(&mutex);
}

void test(i) {         // 尝试拿起两把筷子
    if(state[i] == HUNGRY && state[LEFT] != EATING && state[RIGHT] !=EATING) {
        state[i] = EATING;
        up(&s[i]);
    }
}

进程间通信：

进程的同步和进程的通信的区别：进程同步：控制多个进程按一定顺序执行；进程通信：进程间传输信息。

进程通信是一种手段，而进程同步是一种目的。也可以说，为了能够达到进程同步的目的，需要让进程进行通信，传输一些进程同步所需要的信息。

（1）管道

管道是通过调用 pipe 函数创建的，fd[0] 用于读，fd[1] 用于写。pipe的限制：a）只支持半双工通信（单向交替传输）；b）只能在父子进程或者兄弟进程中使用。

（2）FIFO 命名管道

去除了管道只能在父子进程中使用的限制， 常用于客户-服务器应用程序中，FIFO 用作汇聚点，在客户进程和服务器进程之间传递数据。

（3）消息队列

相比于FIFO的优点：消息队列可以独立于读写进程存在，从而避免了 FIFO 中同步管道的打开和关闭时可能产生的困难；避免了 FIFO 的同步阻塞问题，不需要进程自己提供同步方法；读进程可以根据消息类型有选择地接收消息，而不像 FIFO 那样只能默认地接收。

（4）信号量

它是一个计数器，用于为多个进程提供对共享数据对象的访问。

（5）共享存储

允许多个进程共享一个给定的存储区。因为数据不需要在进程之间复制，所以这是最快的一种 IPC。需要使用信号量用来同步对共享存储的访问。多个进程可以将同一个文件映射到它们的地址空间从而实现共享内存。另外 XSI 共享内存不是使用文件，而是使用内存的匿名段。

（6）套接字

与其它通信机制不同的是，它可用于不同机器间的进程通信。

2.多线程的同步和互斥

在多任务操作系统中，同时运行的多个任务可能：

• 都需要访问/使用同一种资源；
• 多个任务之间有依赖关系，某个任务的运行依赖于另一个任务。

同步是指散布在不同任务之间的若干程序片断，它们的运行必须严格按照规定的某种先后次序来运行，这种先后次序依赖于要完成的特定的任务。

互斥是指是指散布在不同任务之间的若干程序片断，当某个任务运行其中一个程序片段时，其它任务就不能运行它们之中的任一程序片段，只能等到该任务运行完这个程序片段后才可以运行。最基本的场景就是：一个公共资源同一时刻只能被一个进程或线程使用，多个进程或线程不能同时使用公共资源。

（1）互斥锁：在线程里也有这么一把锁——互斥锁（mutex），互斥锁是一种简单的加锁的方法来控制对共享资源的访问，互斥锁只有两种状态,即上锁( lock )和解锁( unlock )。

1）在访问共享资源后临界区域前，对互斥锁进行加锁；

2）在访问完成后释放互斥锁导上的锁。

3）对互斥锁进行加锁后，任何其他试图再次对互斥锁加锁的线程将会被阻塞，直到锁被释放。

（2）条件变量（同步的），与互斥锁不同，条件变量是用来等待而不是用来上锁的。条件变量用来自动阻塞一个线程，直到某特殊情况发生为止。通常条件变量和互斥锁同时使用。条件变量使我们可以睡眠等待某种条件出现。条件变量是利用线程间共享的全局变量进行同步 的一种机制，主要包括两个动作：

• 一个线程等待"条件变量的条件成立"而挂起；
• 另一个线程使 “条件成立”（给出条件成立信号）。

条件的检测是在互斥锁的保护下进行的。线程在改变条件状态之前必须首先锁住互斥量。如果一个条件为假，一个线程自动阻塞，并释放等待状态改变的互斥锁。如果另一个线程改变了条件，它发信号给关联的条件变量，唤醒一个或多个等待它的线程，重新获得互斥锁，重新评价条件。如果两进程共享可读写的内存，条件变量 可以被用来实现这两进程间的线程同步。
（3）读写锁（也称为共享互斥锁）：读模式下加锁状态、写模式加锁状态、不加锁状态。

一次只有一个线程可以占有写模式的读写锁，但是多个线程可以同时占有读模式的读写锁（允许多个线程读但只允许一个线程写）。

• 如果有其它线程读数据，则允许其它线程执行读操作，但不允许写操作；（特点1）

• 如果有其它线程写数据，则其它线程都不允许读、写操作；（特点2）

• 如果某线程申请了读锁，其它线程可以再申请读锁，但不能申请写锁；（规则1）

• 如果某线程申请了写锁，其它线程不能申请读锁，也不能申请写锁；（规则2）

（4）自选锁（同步）

自旋锁与互斥量功能一样，唯一一点不同的就是互斥量阻塞后休眠让出cpu，而自旋锁阻塞后不会让出cpu，会一直忙等待，直到得到锁。

自旋锁在用户态使用的比较少，在内核使用的比较多！自旋锁的使用场景：锁的持有时间比较短，或者说小于2次上下文切换的时间。

（5）信号量（同步与互斥）

信号量广泛用于进程或线程间的同步和互斥，信号量本质上是一个非负的整数计数器，它被用来控制对公共资源的访问。

编程时可根据操作信号量值的结果判断是否对公共资源具有访问的权限，当信号量值大于 0 时，则可以访问，否则将阻塞。PV 原语是对信号量的操作，一次 P 操作使信号量减１，一次 V 操作使信号量加１。

推荐博客：https://blog.csdn.net/daaikuaichuan/article/details/82950711

3.32位和64位操作系统编程的区别

由于操作系统内存分配的不同，导致软件开发过程中，需要编译不同版本的软件；

（1）编译程序根据需要选择不同的编译环境：

（2）代码中的基本的数据类型，会根据操作系统的位数分配内存大小：
如int型在32位操作系统为4字节，在64位系统为8字节；因此在64位上对int型数据操作，编译生成32的程序，有可能导致int型越界，软件出现问题

（3）32位的程序在64位操作系统上运行，由于64位操作系统的寻址和偏移的问题，也有可能导致程序在运行过程中，计算结果与32位系统不一致

（4）64位操作系统理论上能够兼容32位和64位软件，32位操作系统不能运行64程序

（5）64位CPU

1、64bit CPU拥有更大的寻址能力，最大支持到16GB内存，而32bit只支持4G内存

2、64位CPU一次可提取64位数据，比32位提高了一倍，理论上性能会提升1倍。但这是建立在64bit操作系统，64bit软件的基础上的。

不同的平台上对不同数据类型分配的字节数是不同的。个人对平台的理解是CPU+OS+Compiler

推荐：https://blog.csdn.net/nma_123456/article/details/45077345

4.操作系统内存管理

1）虚拟内存的目的是为了让物理内存扩充成更大的逻辑内存，从而让程序获得更多的可用内存。

为了更好的管理内存，操作系统将内存抽象成地址空间。每个程序拥有自己的地址空间，这个地址空间被分割成多个块，每一块称为一页。这些页被映射到物理内存，但不需要映射到连续的物理内存，也不需要所有页都必须在物理内存中。当程序引用到不在物理内存中的页时，由硬件执行必要的映射，将缺失的部分装入物理内存并重新执行失败的指令。

内存管理单元（MMU）管理着地址空间和物理内存的转换; 其中的页表（Page table）存储着页（程序地址空间）和页框（物理内存空间）的映射表。

一个虚拟地址分成两个部分：一部分存储页面号，一部分存储偏移量。

页面置换算法：页面置换算法和缓存淘汰策略类似

在程序运行过程中，如果要访问的页面不在内存中，就发生缺页中断从而将该页调入内存中。此时如果内存已无空闲空间，系统必须从内存中调出一个页面到磁盘对换区中来腾出空间。

页面置换算法的主要目标是使页面置换频率最低（也可以说缺页率最低）。

（1）最佳替换算法（OPT, Optimal replacement algorithm）

所选择的被换出的页面将是最长时间内不再被访问，通常可以保证获得最低的缺页率。是一种理论上的算法，因为无法知道一个页面多长时间不再被访问。

（2）最近最久未使用（LRU, Least Recently Used）

虽然无法知道将来要使用的页面情况，但是可以知道过去使用页面的情况。LRU 将最近最久未使用的页面换出。

为了实现 LRU，需要在内存中维护一个所有页面的链表。当一个页面被访问时，将这个页面移到链表表头。这样就能保证链表表尾的页面是最近最久未访问的。

因为每次访问都需要更新链表，因此这种方式实现的 LRU 代价很高。

(3) 最近未使用(NRU, Not Recently Used)

每个页面都有两个状态位：R 与 M，当页面被访问时设置页面的 R=1，当页面被修改时设置 M=1。其中 R 位会定时被清零。可以将页面分成以下四类：

(4)先进先出(FIFO, First In First Out)

选择换出的页面是最先进入的页面。该算法会将那些经常被访问的页面也被换出，从而使缺页率升高。

(5)第二次机会算法

FIFO 算法可能会把经常使用的页面置换出去，为了避免这一问题，对该算法做一个简单的修改：

当页面被访问 (读或写) 时设置该页面的 R 位为 1。需要替换的时候，检查最老页面的 R 位。如果 R 位是 0，那么这个页面既老又没有被使用，可以立刻置换掉；如果是 1，就将 R 位清 0，并把该页面放到链表的尾端，修改它的装入时间使它就像刚装入的一样，然后继续从链表的头部开始搜索。

(6)时钟

第二次机会算法需要在链表中移动页面，降低了效率。时钟算法使用环形链表将页面连接起来，再使用一个指针指向最老的页面。

虚拟内存采用的是分页技术，也就是将地址空间划分成固定大小的页，每一页再与内存进行映射。

2）分段

虚拟内存采用的是分页技术，也就是将地址空间划分成固定大小的页，每一页再与内存进行映射。

分段的做法是把每个表分成段，一个段构成一个独立的地址空间。每个段的长度可以不同，并且可以动态增长。

3）段页式

程序的地址空间划分成多个拥有独立地址空间的段，每个段上的地址空间划分成大小相同的页。这样既拥有分段系统的共享和保护，又拥有分页系统的虚拟内存功能。

4）分页和分段的比较

• 对程序员的透明性：分页透明，但是分段需要程序员显式划分每个段。

• 地址空间的维度：分页是一维地址空间，分段是二维的。

• 大小是否可以改变：页的大小不可变，段的大小可以动态改变。

• 出现的原因：分页主要用于实现虚拟内存，从而获得更大的地址空间；分段主要是为了使程序和数据可以被划分为逻辑上独立的地址空间并且有助于共享和保护。

（5）死锁

死锁的必要条件：

• 互斥：每个资源要么已经分配给了一个进程，要么就是可用的。
• 占有和等待：已经得到了某个资源的进程可以再请求新的资源。
• 不可抢占：已经分配给一个进程的资源不能强制性地被抢占，它只能被占有它的进程显式地释放。
• 环路等待：有两个或者两个以上的进程组成一条环路，该环路中的每个进程都在等待下一个进程所占有的资源。

鸵鸟策略

解决死锁问题的代价很高，因此鸵鸟策略这种不采取任务措施的方案会获得更高的性能。当发生死锁时不会对用户造成多大影响，或发生死锁的概率很低，可以采用鸵鸟策略。大多数操作系统，包括 Unix，Linux 和 Windows，处理死锁问题的办法仅仅是忽略它。

死锁的检测与死锁的恢复

（1）每种类型一个资源的死锁检测

每种类型一个资源的死锁检测算法是通过检测有向图是否存在环来实现，从一个节点出发进行深度优先搜索，对访问过的节点进行标记，如果访问了已经标记的节点，就表示有向图存在环，也就是检测到死锁的发生。

（2）每种类型多个资源的死锁检测

（5）磁盘

读写一个磁盘块的时间的影响因素有：

• 旋转时间（主轴转动盘面，使得磁头移动到适当的扇区上）
• 寻道时间（制动手臂移动，使得磁头移动到适当的磁道上）
• 实际的数据传输时间

其中，寻道时间最长，因此磁盘调度的主要目标是使磁盘的平均寻道时间最短。

1）先来先服务

2）最短寻道时间优先

3）电梯算法

（6）操作系统连接

可重定位目标文件，可执行目标文件；

静态链接：

• 可执行目标文件：可以直接在内存中执行；
• 可重定位目标文件：可与其它可重定位目标文件在链接阶段合并，创建一个可执行目标文件；
• 共享目标文件：这是一种特殊的可重定位目标文件，可以在运行时被动态加载进内存并链接；

windows 篇：

Linux篇：

1.内核态和用户态的区别：

（1）Unix和Linux只是用了0级特权和3级特权，一条工作在0级特权级的指令具有了CPU能提供的最高权力，而一条工作在3级特权级的指令具有CPU提供的最低或者说最基本权力。

（2）当程序运行在3级特权级上时，就可以称之为运行在用户态，因为这是最低特权级，是普通的用户进程运行的特权级，大部分用户直接面对的程序都是运行在用户态；反之，当程序运行在0级特权级上时，就可以称之为运行在内核态。运行在用户态下的程序不能直接访问操作系统内核数据结构和程序。

当我们在系统中执行一个程序时，大部分时间是运行在用户态下的，在其需要操作系统帮助完成某些它没有权力和能力完成的工作时就会切换到内核态。用户空间中的代码只有通过内核暴露的系统调用接口(System Call Interface)才能使用到系统中的硬件资源

内核态：进程运行在内核空间；管理系统的所有资源，比如读写磁盘文件，分配回收内存，从网络接口读写数据等等

用户态：进程运行在用户空间。比如一些应用程序

（3）用户态切换成系统态的方法：

a）系统调用：用户态进程（主动）要求切换到内核态的一种方式，用户态进程通过系统调用申请使用操作系统提供的服务程序完成工作

b）异常：当CPU在执行运行在用户态下的程序时，发生了某些事先不可知的异常，这时会触发由当前运行进程切换到处理此异常的内核相关程序中，也就转到了内核态，比如缺页异常。（被动）

c）外围设备中断：当外围设备完成用户请求的操作后，会向CPU发出相应的中断信号，这时CPU会暂停执行下一条即将要执行的指令转而去执行与中断信号对应的处理程序，如果先前执行的指令是用户态下的程序，那么这个转换的过程自然也就发生了由用户态到内核态的切换。比如硬盘读写操作完成，系统会切换到硬盘读写的中断处理程序中执行后续操作等。（被动）。

切换过程要执行哪些操作：

[1] 从当前进程的描述符中提取其内核栈的ss0及esp0信息。

[2] 使用ss0和esp0指向的内核栈将当前进程的cs,eip,eflags,ss,esp信息保存起来，这个

过程也完成了由用户栈到内核栈的切换过程，同时保存了被暂停执行的程序的下一

条指令。

[3] 将先前由中断向量检索得到的中断处理程序的cs,eip信息装入相应的寄存器，开始

执行中断处理程序，这时就转到了内核态的程序执行了。

推荐：https://www.cnblogs.com/a-lai/articles/7293828.html