Linux常见问题与分析

操作系统进行线程切换时进行的动作

1. 保存当前线程的上下文

寄存器状态：保存 CPU 寄存器（如通用寄存器、程序计数器 PC、栈指针 SP 等）到当前线程的 线程控制块（TCB） 中。
内核栈信息：如果线程在内核态运行（例如因系统调用或中断进入内核），需保存内核栈指针。
浮点 / 向量寄存器：若线程使用了浮点运算或 SIMD 指令，需保存相关寄存器状态。

2. 更新线程状态与调度队列

将当前线程状态从 运行态（Running） 改为 就绪态（Ready）（例如时间片耗尽）或 阻塞态（Blocked）（例如等待 I/O）。
将其 TCB 移动到对应的调度队列（如就绪队列、阻塞队列）。

3. 调度器选择下一个线程

调度器根据算法（如时间片轮转、优先级）从 就绪队列 中选择一个线程，分配 CPU 使用权。

4. 恢复新线程的上下文

从新线程的 TCB 中加载其保存的寄存器状态（包括 PC、SP），恢复 CPU 执行环境。
切换内核栈（如果是内核级线程）。

5. 切换内存地址空间（可选）

同一进程内的线程切换：无需切换地址空间（共享同一进程的页表）。
跨进程的线程切换（如某些系统允许线程跨进程）：需更新 内存管理单元（MMU），切换页表，刷新 TLB。

6. 更新系统状态

更新当前运行线程的指针（例如 Linux 的 current 宏）。
更新 CPU 的统计信息（如线程运行时间、调度次数）。

7. 执行新线程

通过恢复的程序计数器（PC）跳转到新线程的代码位置，继续执行。

触发线程切换的典型场景

主动让出 CPU：线程调用 yield() 或等待锁 / I/O。
时间片耗尽：时钟中断触发调度器介入。
高优先级线程就绪：抢占式调度强制切换。

什么是用户态和内核态

1. 用户态（User Mode）

权限：低权限模式，限制对硬件的直接访问。
执行主体：普通应用程序（如浏览器、文本编辑器）。
关键限制：
- 无法直接操作硬件（如磁盘、网络设备）。
- 内存访问受限：只能访问进程分配的虚拟内存，无法读写内核空间。
- 特权指令禁用：如修改页表、关闭中断等指令会被 CPU 拒绝执行。
目的：防止用户程序破坏系统或干扰其他进程。

2. 内核态（Kernel Mode）

权限：最高权限模式，可完全控制硬件和系统资源。
执行主体：操作系统内核（如处理中断、管理进程、驱动硬件）。
核心能力：
- 直接访问硬件：如读写磁盘、配置网络设备。
- 管理内存：修改页表、分配物理内存。
- 执行特权指令：如开关中断、修改 CPU 运行模式。
目的：保障操作系统对资源的绝对控制，确保系统安全。

切换时呈现8字型

进程间通信的方式有哪些

操作系统中的进程有几种状态

进程的调度算法

进程和线程的区别

进程是操作系统资源分配的基本单位，而线程是处理器任务调度和执行的基本单位.

什么是软中断什么是硬中断

硬中断是由外部设备产生的中断信号，具有强制中断、快速响应等特点；软中断是由软件指令触发的中断，具有软件触发、灵活性高、处理机制复杂等特点。

为什么要有虚拟内存

突破物理内存限制
当程序需要的内存超过实际物理内存时，系统将暂时不用的数据转移到硬盘的「交换空间」，腾出物理内存供急需的程序使用，避免内存耗尽导致崩溃。
支持多任务并行
允许同时运行多个大型程序（如视频剪辑 + 游戏），即使总内存需求远超物理内存，也能通过动态调度保持流畅。
内存隔离与安全
每个进程拥有独立的虚拟地址空间，程序 A 和程序 B 使用相同的虚拟地址时，实际映射到不同物理地址，防止数据篡改或越界访问。
简化开发与兼容性
程序员无需关注物理内存碎片化问题，虚拟内存提供连续的逻辑地址空间，降低开发复杂度；同时统一内存管理策略，提升跨硬件平台的兼容性。

分段与分页

分段（Segmentation）

定义：将程序的逻辑地址空间按功能划分为不同大小的段（如代码段、数据段、堆栈段等），每个段代表一个逻辑单元，可独立分配和管理。
特点：

逻辑划分：段与程序结构对应（如函数、模块），便于程序开发与保护。
动态大小：段长度由程序需求决定，灵活但易产生外部碎片。
二维地址：逻辑地址由段号 + 段内偏移组成（如 段A: 0x100）。

示例：
程序被划分为代码段（存放指令）、数据段（存放变量）、堆栈段（函数调用栈），每个段独立加载到内存的不同位置。

分页（Paging）

定义：将逻辑地址空间和物理内存划分为固定大小的页（如 4KB），通过页表映射实现非连续内存分配。
特点：

物理划分：页是固定大小的物理单位（如 4KB），消除外部碎片。
一维地址：逻辑地址由页号 + 页内偏移组成（如 页3: 0xFF）。
硬件支持：页表由硬件加速地址转换，但可能产生内部碎片。

示例：
程序被切分为多个 4KB 的页，分散存储在物理内存的页框中，操作系统通过页表记录页与页框的映射关系。

分段与分片

1. 分段（Segmentation）—— 传输层（TCP）

定义：TCP 协议将应用层数据分割为适合网络传输的较小单元（称为 TCP 段 / Segment），每个段添加 TCP 头部（含端口号、序列号、校验和等）。
目的：

适配网络传输的合理数据大小（避免数据过大导致底层分片）。
实现可靠传输：每个段独立编号，便于确认重传和按序重组。

过程示例：
假设应用层发送 3000 字节 的数据，TCP 根据 MSS（最大报文段长度，通常约 1460 字节） 将其分为 3 个段：

段 1：0~1459 字节（序号 = 0）
段 2：1460~2919 字节（序号 = 1460）
段 3：2920~3000 字节（序号 = 2920）

特点：

由传输层（TCP）完成，对应用透明。
接收端按序号重组数据，保证顺序。

2. 分片（Fragmentation）—— 网络层（IP）

定义：IP 协议将网络层数据包切割为更小的 IP 分片 / Fragment，以适应底层网络的 MTU（最大传输单元，如以太网 MTU=1500 字节）。
触发条件：当数据包大小超过某段链路的 MTU 时，路由器或主机进行分片。
目的：

解决不同网络链路 MTU 不一致的问题（如从以太网到 PPPoE 链路）。
分片后的数据包可独立传输，但重组由接收端完成。

分片示例：
若 IP 层收到一个 4000 字节 的数据包（IP 头部 20 字节 + 数据 3980 字节），而链路 MTU=1500 字节，则分片为：

分片 1：20 字节头 + 1480 字节数据（总 1500 字节，标志 MF=1，偏移 = 0）
分片 2：20 字节头 + 1480 字节数据（MF=1，偏移 = 185）
分片 3：20 字节头 + 1020 字节数据（MF=0，偏移 = 370）

特点：

由网络层（IP）处理，对传输层和应用层透明。
分片可能发生在传输路径中的任何路由器。
重组仅在最终接收端进行，中间设备不重组。
分片会降低网络效率（丢失任一分片需重传整个包）。

cpu的使用率和cpu的负载分别是什么，它们有什么关系

CPU 使用率

定义：CPU 在某一时间段内实际执行任务的时间占比（如 80% 表示 CPU 有 80% 时间在工作）。
核心意义：反映 CPU 的忙碌程度。

CPU 负载（Load Average）

定义：系统在单位时间内，正在运行和等待 CPU 资源的平均任务数（如负载为 4 表示平均有 4 个任务需处理）。
核心意义：反映系统的任务队列压力，与 CPU 核心数相关（如 4 核 CPU 负载临界值约 4）。

为什么网络IO会被阻塞(多角度）

什么是reactor

Reactor（反应器模式） 是一种事件驱动的编程模型，核心目的是高效处理高并发 I/O 请求。它通过非阻塞 I/O 多路复用（如 epoll/select）监听多个事件源（如网络连接），当事件触发时自动分发到对应的处理程序（回调函数），实现单线程 / 少量线程管理大量连接

IO模型有哪些

模型	数据准备阶段	数据复制阶段	同步 / 异步	适用场景
阻塞 I/O	阻塞	阻塞	同步	简单客户端
非阻塞 I/O	非阻塞（轮询）	阻塞	同步	低并发 + 实时性要求
I/O 多路复用	阻塞（多路等待）	阻塞	同步	高并发服务（Nginx、Redis）
信号驱动 I/O	非阻塞（信号通知）	阻塞	同步	特殊设备监控
异步 I/O	非阻塞	非阻塞	异步	高性能服务器（需内核支持）

select、poll、epoll 的区别

特性	select	poll	epoll
底层数据结构	`fd_set`（位图数组）	`pollfd`（链表）	红黑树 + 就绪链表
最大描述符数量	默认 1024（可修改但效率下降）	无限制（由系统内存限制）	无限制（由系统内存限制）
事件触发模式	水平触发（LT）	水平触发（LT）	支持水平触发（LT）和边缘触发（ET）
内核 - 用户数据拷贝	每次调用需拷贝整个 `fd_set`	每次调用需拷贝整个 `pollfd` 数组	通过 `mmap` 共享内存，仅拷贝就绪事件
时间复杂度	O (n)，遍历所有 fd	O (n)，遍历所有 fd	O (1)，仅处理就绪事件

CFS（linux）

CFS 是 Linux 内核的默认进程调度器，自 2.6.23 版本（2007 年）引入，用于管理普通进程（非实时进程）的 CPU 时间分配。其核心目标是公平性，即让所有进程按优先级和权重公平共享 CPU 资源，避免单个进程长时间独占 CPU。

核心机制

虚拟运行时间（vruntime）
- 作用：跟踪每个进程的 “虚拟 CPU 使用时间”，公平性由 vruntime 决定。
- 计算方式：
  - 实际运行时间 × 权重因子（权重由进程的 nice 值决定）。
  - nice 值越小（优先级越高），权重越大，vruntime 增长越慢，进程更易被调度。
- 调度规则：选择红黑树中 vruntime 最小的进程运行。
红黑树（Red-Black Tree）
- 作用：高效管理所有可运行进程，按 vruntime 排序。
- 优势：插入、删除、查找的时间复杂度为 O(log N)，确保高并发下调度效率。
动态时间片
- 目标延迟（sched_latency_ns）：默认 24ms，保证所有进程在此周期内至少运行一次。
- 最小粒度（sched_min_granularity_ns）：默认 3ms，避免频繁上下文切换。
- 时间片计算：根据进程数和权重动态调整（如 4 个进程时，每个分到 6ms）。
优先级与权重
- nice 值范围：-20（最高优先级）到 +19（最低优先级）。
- 权重表：内核通过 prio_to_weight 数组将 nice 值映射为权重值（如 nice=0 对应权重 1024）。

阻塞模式和非阻塞模式

阻塞模式
- 适用简单场景（如单线程顺序处理），编程简单。
- 缺点：高并发下效率低（线程因等待 I/O 被挂起）。
非阻塞模式
- 必须配合 多路复用（select/epoll） 或轮询使用，否则频繁检查会浪费 CPU。
- 边缘触发（ET）模式必须使用非阻塞，否则可能因未读完 / 写完数据导致永久阻塞。
- 优点：支持高并发，线程不会因 I/O 等待被阻塞。

2. send 发送数据

场景	阻塞模式	非阻塞模式
发送缓冲区有空间	将数据复制到内核缓冲区，返回实际写入的字节数（通常是全部数据）。	同左。
发送缓冲区无空间	线程挂起，直到缓冲区有足够空间。	立即返回 `-1`，设置 `errno=EAGAIN/EWOULDBLOCK`；或返回已成功复制的部分字节数。
部分空间可用	等待直到缓冲区剩余空间足够容纳全部数据（可能被中断）。	立即复制尽可能多的数据，返回实际复制的字节数。