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操作系统面试题目详解

發(fā)布時(shí)間：2023/12/19 windows 46 豆豆

生活随笔收集整理的這篇文章主要介紹了操作系统面试题目详解小編覺得挺不錯(cuò)的,現(xiàn)在分享給大家,幫大家做個(gè)參考.

文章目錄

- - - 1.13 什么是協(xié)程？
    - 1.14 為什么協(xié)程比線程切換的開銷小？
    - 1.15 線程和進(jìn)程的區(qū)別？
    - 1.16 進(jìn)程切換為什么比線程更消耗資源？
    - 1.17 介紹一下進(jìn)程之間的通信。
    - 1.18 介紹一下信號(hào)量。
    - 1.19 說(shuō)說(shuō)僵尸進(jìn)程和孤兒進(jìn)程。
    - 1.20 請(qǐng)介紹進(jìn)程之間的通信方式。
    - 1.21 請(qǐng)介紹線程之間的通信方式。
    - 1.22 說(shuō)一說(shuō)進(jìn)程的狀態(tài)。
    - 1.23 CPU調(diào)度的最小單位是什么？線程需要CPU調(diào)度嗎？
    - 1.24 進(jìn)程之間共享內(nèi)存的通信方式有什么好處？
    - 1.25 如何殺死一個(gè)進(jìn)程？
    - 1.26 說(shuō)一說(shuō)kill的原理。
    - 1.27 介紹下你知道的鎖。
    - 1.28 什么情況下會(huì)產(chǎn)生死鎖？
    - 1.29 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)自旋鎖的理解。
    - 1.30 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)悲觀鎖的理解。
    - 1.31 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)樂(lè)觀鎖的理解。
    - 1.32 CAS在什么地方用到過(guò)嗎？
    - 1.33 談?wù)処O多路復(fù)用。
    - 1.34 談?wù)刾oll和epoll的區(qū)別。
    - 1.35 談?wù)剆elect和epoll的區(qū)別。
    - 1.36 epoll有哪兩種模式？
    - 1.37 說(shuō)一下epoll的原理，它的查詢速度是O(1)的嗎？
    - 1.38 介紹域名解析成IP的全過(guò)程。
    - 1.39 如何在Linux上配置一個(gè)IP地址，如果給定端口號(hào)如何解析出域名？
    - 1.40 解釋一下IP地址、子網(wǎng)掩碼、網(wǎng)關(guān)。
    - 1.41 說(shuō)說(shuō)IP如何尋址？
    - 1.42 操作系統(tǒng)的地址有幾種，請(qǐng)具體說(shuō)明。
    - 1.43 Linux的靜態(tài)網(wǎng)絡(luò)怎么配置？
    - 1.44 DNS用了哪些協(xié)議？
    - 1.45 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)Linux內(nèi)核的了解。
    - 1.46 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)Linux內(nèi)核態(tài)與用戶態(tài)的了解。
    - 1.47 Linux負(fù)載是什么？
    - 1.48 Linux如何設(shè)置開機(jī)啟動(dòng)？
    - 1.49 談?wù)凩inux的內(nèi)存管理。
    - 1.50 談?wù)剝?nèi)存映射文件。
    - 1.51 談?wù)勌摂M內(nèi)存模型。
    - 1.52 什么是物理內(nèi)存和虛擬內(nèi)存，為什么要有虛擬內(nèi)存？
    - 1.53 內(nèi)存和緩存有什么區(qū)別？
    - 1.54 請(qǐng)你說(shuō)說(shuō)緩存溢出。
    - 1.55 深拷貝和淺拷貝的區(qū)別是什么，它們各自的使用場(chǎng)景是什么？
    - 1.56 說(shuō)說(shuō)IO模型。
    - 1.57 Linux中的軟鏈接和硬鏈接有什么區(qū)別？
    - 1.58 說(shuō)說(shuō)缺頁(yè)中斷機(jī)制。
    - 1.59 軟中斷和硬中斷有什么區(qū)別？
    - 1.60 介紹一下你對(duì)CopyOnWrite的了解。
    - 1.61 Linux替換文本該如何操作呢？
    - 1.61 Linux替換文本該如何操作呢？

1.13 什么是協(xié)程？

參考回答

協(xié)程：協(xié)程是微線程，在子程序內(nèi)部執(zhí)行，可在子程序內(nèi)部中斷，轉(zhuǎn)而執(zhí)行別的子程序，在適當(dāng)?shù)臅r(shí)候再返回來(lái)接著執(zhí)行。

答案解析

線程與協(xié)程的區(qū)別：

（1）協(xié)程執(zhí)行效率極高。協(xié)程直接操作棧基本沒(méi)有內(nèi)核切換的開銷，所以上下文的切換非常快，切換開銷比線程更小。

（2）協(xié)程不需要多線程的鎖機(jī)制，因?yàn)槎鄠€(gè)協(xié)程從屬于一個(gè)線程，不存在同時(shí)寫變量沖突，效率比線程高。

（3）一個(gè)線程可以有多個(gè)協(xié)程。

協(xié)程的優(yōu)勢(shì)：

（1）協(xié)程調(diào)用跟切換比線程效率高：協(xié)程執(zhí)行效率極高。協(xié)程不需要多線程的鎖機(jī)制，可以不加鎖的訪問(wèn)全局變量，所以上下文的切換非常快。

（2）協(xié)程占用內(nèi)存少：執(zhí)行協(xié)程只需要極少的棧內(nèi)存（大概是4～5KB），而默認(rèn)情況下，線程棧的大小為1MB。

（3）切換開銷更少：協(xié)程直接操作?；緵](méi)有內(nèi)核切換的開銷，所以切換開銷比線程少。

1.14 為什么協(xié)程比線程切換的開銷小？

參考回答

（1）協(xié)程執(zhí)行效率極高。協(xié)程直接操作?；緵](méi)有內(nèi)核切換的開銷，所以上下文的切換非?？?/strong>，切換開銷比線程更小。

（2）協(xié)程不需要多線程的鎖機(jī)制，因?yàn)槎鄠€(gè)協(xié)程從屬于一個(gè)線程，不存在同時(shí)寫變量沖突，效率比線程高。避免了加鎖解鎖的開銷。

1.15 線程和進(jìn)程的區(qū)別？

參考回答

（1）一個(gè)線程從屬于一個(gè)進(jìn)程；一個(gè)進(jìn)程可以包含多個(gè)線程。

（2）一個(gè)線程掛掉，對(duì)應(yīng)的進(jìn)程掛掉；一個(gè)進(jìn)程掛掉，不會(huì)影響其他進(jìn)程。

（3）進(jìn)程是系統(tǒng)資源調(diào)度的最小單位；線程CPU調(diào)度的最小單位。

（4）進(jìn)程系統(tǒng)開銷顯著大于線程開銷；線程需要的系統(tǒng)資源更少。

（5）進(jìn)程在執(zhí)行時(shí)擁有獨(dú)立的內(nèi)存單元，多個(gè)線程共享進(jìn)程的內(nèi)存，如代碼段、數(shù)據(jù)段、擴(kuò)展段；但每個(gè)線程擁有自己的棧段和寄存器組。

（6）進(jìn)程切換時(shí)需要刷新TLB并獲取新的地址空間，然后切換硬件上下文和內(nèi)核棧，線程切換時(shí)只需要切換硬件上下文和內(nèi)核棧。

（7）通信方式不一樣。

（8）進(jìn)程適應(yīng)于多核、多機(jī)分布；線程適用于多核

1.16 進(jìn)程切換為什么比線程更消耗資源？

參考回答

進(jìn)程切換時(shí)需要刷新TLB并獲取新的地址空間，然后切換硬件上下文和內(nèi)核棧；線程切換時(shí)只需要切換硬件上下文和內(nèi)核棧。

答案解析

進(jìn)程是程序的動(dòng)態(tài)表現(xiàn)。 一個(gè)程序進(jìn)行起來(lái)后，會(huì)使用很多資源，比如使用寄存器，內(nèi)存，文件等。每當(dāng)切換進(jìn)程時(shí)，必須要考慮保存當(dāng)前進(jìn)程的狀態(tài)。狀態(tài)包括存放在內(nèi)存中的程序的代碼和數(shù)據(jù)，它的棧、通用目的寄存器的內(nèi)容、程序計(jì)數(shù)器、環(huán)境變量以及打開的文件描述符的集合，這個(gè)狀態(tài)叫做上下文（Context）。可見，想要切換進(jìn)程，保存的狀態(tài)還不少。不僅如此，由于虛擬內(nèi)存機(jī)制，進(jìn)程切換時(shí)需要刷新TLB并獲取新的地址空間。

線程存在于進(jìn)程中，一個(gè)進(jìn)程可以有一個(gè)或多個(gè)線程。線程是運(yùn)行在進(jìn)程上下文中的邏輯流，這個(gè)線程可以獨(dú)立完成一項(xiàng)任務(wù)。同樣線程有自己的上下文，包括唯一的整數(shù)線程ID，棧、棧指針、程序計(jì)數(shù)器、通用目的寄存器和條件碼。可以理解為線程上下文是進(jìn)程上下文的子集。

由于保存線程的上下文明顯比進(jìn)程的上下文小，因此系統(tǒng)切換線程時(shí)，必然開銷更小。

1.17 介紹一下進(jìn)程之間的通信。

參考回答

為了提高計(jì)算機(jī)系統(tǒng)的效率．增強(qiáng)計(jì)算機(jī)系統(tǒng)內(nèi)各種硬件的并行操作能力．操作系統(tǒng)要求程序結(jié)構(gòu)必須適應(yīng)并發(fā)處理的需要．為此引入了進(jìn)程的概念。而進(jìn)程并行時(shí)，需要考慮進(jìn)程間的通信，進(jìn)程間通信主要有以下幾種方式：匿名管道、命名管道、信號(hào)、消息隊(duì)列、共享內(nèi)存、信號(hào)量、Socket。

匿名管道：管道是一種半雙工的通信方式，數(shù)據(jù)只能單向流動(dòng)，而且只能在具有親緣關(guān)系的進(jìn)程間使用。進(jìn)程的親緣關(guān)系通常是指父子進(jìn)程關(guān)系。
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <stdlib.h> #include <string.h> #include <sys/wait.h>int pipe_default[2];int main() {pid_t pid;char buffer[32];memset(buffer, 0, 32);if(pipe(pipe_default) < 0){printf("Failed to create pipe!\n");return 0;}if(0 == (pid = fork())) {close(pipe_default[1]); //關(guān)閉寫端sleep(2);if(read(pipe_default[0], buffer, 32) > 0){printf("[Client] Receive data from server: %s \n", buffer);}close(pipe_default[0]);}else{close(pipe_default[0]); //關(guān)閉讀端char msg[32]="== hello world ==";if(-1 != write(pipe_default[1], msg, strlen(msg))){printf("[Server] Send data to client: %s \n",msg);}close(pipe_default[1]);waitpid(pid, NULL, 0);}return 1; }

有名管道

匿名管道，由于沒(méi)有名字，只能用于親緣關(guān)系的進(jìn)程間通信。為了克服這個(gè)缺點(diǎn)，提出了有名管道(FIFO)。

有名管道不同于匿名管道之處在于它提供了一個(gè)路徑名與之關(guān)聯(lián)，以有名管道的文件形式存在于文件系統(tǒng)中，這樣，即使與有名管道的創(chuàng)建進(jìn)程不存在親緣關(guān)系的進(jìn)程，只要可以訪問(wèn)該路徑，就能夠彼此通過(guò)有名管道相互通信，因此，通過(guò)有名管道不相關(guān)的進(jìn)程也能交換數(shù)據(jù)。值的注意的是，有名管道嚴(yán)格遵循先進(jìn)先出(first in first out) ,對(duì)匿名管道及有名管道的讀總是從開始處返回?cái)?shù)據(jù)，對(duì)它們的寫則把數(shù)據(jù)添加到末尾。它們不支持諸如lseek()等文件定位操作。有名管道的名字存在于文件系統(tǒng)中，內(nèi)容存放在內(nèi)存中。

信號(hào)

信號(hào)是Linux系統(tǒng)中用于進(jìn)程間互相通信或者操作的一種機(jī)制，信號(hào)可以在任何時(shí)候發(fā)給某一進(jìn)程，而無(wú)需知道該進(jìn)程的狀態(tài)。
如果該進(jìn)程當(dāng)前并未處于執(zhí)行狀態(tài)，則該信號(hào)就有內(nèi)核保存起來(lái)，知道該進(jìn)程回復(fù)執(zhí)行并傳遞給它為止。
如果一個(gè)信號(hào)被進(jìn)程設(shè)置為阻塞，則該信號(hào)的傳遞被延遲，直到其阻塞被取消是才被傳遞給進(jìn)程。

以下列出幾個(gè)常用的信號(hào)：
信號(hào)描述
SIGHUP 當(dāng)用戶退出終端時(shí)，由該終端開啟的所有進(jìn)程都退接收到這個(gè)信號(hào)，默認(rèn)動(dòng)作為終止進(jìn)程。
SIGINT 程序終止(interrupt)信號(hào), 在用戶鍵入INTR字符(通常是Ctrl+C)時(shí)發(fā)出，用于通知前臺(tái)進(jìn)程組終止進(jìn)程。
SIGQUIT 和SIGINT類似, 但由QUIT字符(通常是Ctrl+\)來(lái)控制. 進(jìn)程在因收到SIGQUIT退出時(shí)會(huì)產(chǎn)生core文件, 在這個(gè)意義上類似于一個(gè)程序錯(cuò)誤信號(hào)。
SIGKILL 用來(lái)立即結(jié)束程序的運(yùn)行. 本信號(hào)不能被阻塞、處理和忽略。
SIGTERM 程序結(jié)束(terminate)信號(hào), 與SIGKILL不同的是該信號(hào)可以被阻塞和處理。通常用來(lái)要求程序自己正常退出。
SIGSTOP 停止(stopped)進(jìn)程的執(zhí)行. 注意它和terminate以及interrupt的區(qū)別:該進(jìn)程還未結(jié)束, 只是暫停執(zhí)行. 本信號(hào)不能被阻塞, 處理或忽略.

代碼示例：

下面的代碼收到程序退出信號(hào)后會(huì)執(zhí)行用戶定義的信號(hào)處理函數(shù)來(lái)替代系統(tǒng)默認(rèn)的處理程序。
#include<stdlib.h> #include<stdio.h> #include<signal.h> #include<sys/types.h> #include<unistd.h>void sig_handle(int sig) {printf("received signal: %d, quit.\n", sig);exit(0); }int main () {signal(SIGINT, sig_handle);signal(SIGKILL, sig_handle);signal(SIGSEGV, sig_handle);signal(SIGTERM, sig_handle);int i = 0;while (1) {printf("%d\n", ++i);sleep(2);}printf("main quit.");return 0; }
運(yùn)行結(jié)果：
1 2 received signal: 15, quit.
消息隊(duì)列

消息隊(duì)列是存放在內(nèi)核中的消息鏈表，每個(gè)消息隊(duì)列由消息隊(duì)列標(biāo)識(shí)符表示。
與管道（無(wú)名管道：只存在于內(nèi)存中的文件；命名管道：存在于實(shí)際的磁盤介質(zhì)或者文件系統(tǒng)）不同的是消息隊(duì)列存放在內(nèi)核中，只有在內(nèi)核重啟(即，操作系統(tǒng)重啟)或者顯示地刪除一個(gè)消息隊(duì)列時(shí)，該消息隊(duì)列才會(huì)被真正的刪除。
另外與管道不同的是，消息隊(duì)列在某個(gè)進(jìn)程往一個(gè)隊(duì)列寫入消息之前，并不需要另外某個(gè)進(jìn)程在該隊(duì)列上等待消息的到達(dá)。

消息隊(duì)列特點(diǎn)總結(jié)：

（1）消息隊(duì)列是消息的鏈表,具有特定的格式,存放在內(nèi)存中并由消息隊(duì)列標(biāo)識(shí)符標(biāo)識(shí).

（2）消息隊(duì)列允許一個(gè)或多個(gè)進(jìn)程向它寫入與讀取消息.

（3）管道和消息隊(duì)列的通信數(shù)據(jù)都是先進(jìn)先出的原則。

（4）消息隊(duì)列可以實(shí)現(xiàn)消息的隨機(jī)查詢,消息不一定要以先進(jìn)先出的次序讀取,也可以按消息的類型讀取.比FIFO更有優(yōu)勢(shì)。

（5）消息隊(duì)列克服了信號(hào)承載信息量少，管道只能承載無(wú)格式字節(jié)流以及緩沖區(qū)大小受限等缺。

（6）目前主要有兩種類型的消息隊(duì)列：POSIX消息隊(duì)列以及System V消息隊(duì)列，系統(tǒng)V消息隊(duì)列目前被大量使用。系統(tǒng)V消息隊(duì)列是隨內(nèi)核持續(xù)的，只有在內(nèi)核重起或者人工刪除時(shí)，該消息隊(duì)列才會(huì)被刪除。

共享內(nèi)存

進(jìn)程間本身的內(nèi)存是相互隔離的，而共享內(nèi)存機(jī)制相當(dāng)于給兩個(gè)進(jìn)程開辟了一塊二者均可訪問(wèn)的內(nèi)存空間，這時(shí)，兩個(gè)進(jìn)程便可以共享一些數(shù)據(jù)了。但是，多進(jìn)程同時(shí)占用資源會(huì)帶來(lái)一些意料之外的情況，這時(shí)，我們往往會(huì)采用上述的信號(hào)量來(lái)控制多個(gè)進(jìn)程對(duì)共享內(nèi)存空間的訪問(wèn)。
#include <iostream> #include <stdlib.h> #include <string.h> #include <sys/shm.h> #include <sys/ipc.h> #include <unistd.h>using namespace std; int main() {char *shmaddr;char *shmaddread;char str[]="Hello, I am a processing. \n";int shmid;key_t key = ftok(".",1);pid_t pid1 = fork();if(pid1 == -1){cout << "Fork error. " << endl;exit(1);}else if(pid1 == 0){//子進(jìn)程shmid = shmget(key,1024,IPC_CREAT | 0600);shmaddr = (char*)shmat(shmid, NULL, 0);strcpy(shmaddr, str);cout << "[Writer] write: " << shmaddr << endl;shmdt(shmaddr);}else{//父進(jìn)程pid_t pid2 = fork();if(pid2 == -1){cout << "Fork error. " << endl;exit(1);}else if(pid2 == 0){//子進(jìn)程sleep(2);shmid = shmget(key,1024,IPC_CREAT | 0600);shmaddread = (char*)shmat(shmid, NULL, 0); cout << "[Reader] read: " << shmaddread << endl;shmdt(shmaddread);}}sleep(3);return 0; }

信號(hào)量

信號(hào)量主要用來(lái)解決進(jìn)程和線程間并發(fā)執(zhí)行時(shí)的同步問(wèn)題，進(jìn)程同步是并發(fā)進(jìn)程為了完成共同任務(wù)采用某個(gè)條件來(lái)協(xié)調(diào)他們的活動(dòng)，這是進(jìn)程之間發(fā)生的一種直接制約關(guān)系。

對(duì)信號(hào)量的操作分為P操作和V操作，P操作是將信號(hào)量的值減一，V操作是將信號(hào)量的值加一。當(dāng)信號(hào)量的值小于等于0之后，再進(jìn)行P操作時(shí)，當(dāng)前進(jìn)程或線程會(huì)被阻塞，直到另一個(gè)進(jìn)程或線程執(zhí)行了V操作將信號(hào)量的值增加到大于0之時(shí)。鎖也是用的這種原理實(shí)現(xiàn)的。

信號(hào)量我們需要定義信號(hào)量的數(shù)量，設(shè)定初始值，以及決定何時(shí)進(jìn)行PV操作。
#include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <sys/stat.h> #include <fcntl.h> #include <stdlib.h> #include <stdio.h> #include <string.h> #include <sys/sem.h>#define KEY (key_t)15030110070#define N 20static void p(int semid ,int semNum); static void v(int semid ,int semNum);union semun { int val; struct semid_ds *buf; ushort *array; }; int main(int argc ,char* argv[]){int i;int semid;semid = semget(KEY,3,IPC_CREAT|0660); union semun arg[3]; arg[0].val = 1; //mutex [0] 對(duì)緩沖區(qū)進(jìn)行操作的互斥信號(hào)量arg[1].val = N; //empty [1] 緩沖區(qū)空位個(gè)數(shù)narg[2].val = 0; //full [2] 產(chǎn)品個(gè)數(shù)for(i=0;i<3;i++) semctl(semid,i,SETVAL,arg[i]); pid_t p1,p2;if((p1=fork()) == 0){//子進(jìn)程1，消費(fèi)者while(1){printf("消費(fèi)者 1 等待中...\n");sleep(2);int product = rand() % 2 + 1;for(int i = 0; i < product; i++){p(semid ,2); //消費(fèi)p(semid ,0); //加鎖printf(" [消費(fèi)者 1] 消費(fèi)產(chǎn)品 1. 剩余： %d\n", semctl(semid, 2, GETVAL, NULL));v(semid ,0); //開鎖v(semid ,1); //釋放空位}sleep(2);}}else{if((p2=fork()) == 0){//子進(jìn)程2，消費(fèi)者while(1){printf("消費(fèi)者 2 等待中...\n");sleep(2);int product = rand() % 2 + 1;for(int i = 0; i < product; i++){p(semid ,2); //消費(fèi)p(semid ,0); //加鎖printf(" [消費(fèi)者 2] 消費(fèi)產(chǎn)品 1. 剩余： %d\n", semctl(semid, 2, GETVAL, NULL));v(semid ,0); //開鎖v(semid ,1); //釋放空位}sleep(2);}}else{//父進(jìn)程，生產(chǎn)者while(1){printf("生產(chǎn)者開始生產(chǎn)...\n");int product = rand() % 5 + 1;for(int i = 0; i < product; i++){p(semid ,1); //占用空位p(semid ,0); //加鎖printf(" [生產(chǎn)者] 生產(chǎn)產(chǎn)品 1. 剩余： %d\n", semctl(semid, 2, GETVAL, NULL) + 1); v(semid ,0); //開鎖v(semid, 2); //生產(chǎn)}sleep(2);}}}return 0;}/* p操作 */ void p(int semid ,int semNum){ struct sembuf sb; sb.sem_num = semNum; sb.sem_op = -1; sb.sem_flg = SEM_UNDO; semop(semid, &sb, 1); } /* v操作 */ void v(int semid ,int semNum){ struct sembuf sb; sb.sem_num = semNum; sb.sem_op = 1; sb.sem_flg = SEM_UNDO; semop(semid, &sb, 1); }

socket

套接字可以看做是：不同主機(jī)之間的進(jìn)程進(jìn)行雙向通信的端點(diǎn)。（套接字 = IP地址 + 端口號(hào)）

1.18 介紹一下信號(hào)量。

參考回答

在多進(jìn)程環(huán)境下，為了防止多個(gè)進(jìn)程同時(shí)訪問(wèn)一個(gè)公共資源而出現(xiàn)問(wèn)題，需要一種方法來(lái)協(xié)調(diào)各個(gè)進(jìn)程，保證它們能夠合理地使用公共資源。信號(hào)量就是這樣一種機(jī)制。

信號(hào)量的數(shù)據(jù)類型為結(jié)構(gòu)sem_t，它本質(zhì)上是一個(gè)長(zhǎng)整型的數(shù)。函數(shù)sem_init（）用來(lái)初始化一個(gè)信號(hào)量。它的原型為：

extern int sem_init __P ((sem_t *__sem, int __pshared, unsigned int __value));

sem為指向信號(hào)量結(jié)構(gòu)的一個(gè)指針；pshared不為０時(shí)此信號(hào)量在進(jìn)程間共享，否則只能為當(dāng)前進(jìn)程的所有線程共享；value給出了信號(hào)量的初始值。

（1）函數(shù)sem_post( sem_t *sem )用來(lái)增加信號(hào)量的值。當(dāng)有線程阻塞在這個(gè)信號(hào)量上時(shí)，調(diào)用這個(gè)函數(shù)會(huì)使其中的一個(gè)線程不在阻塞，選擇機(jī)制同樣是由線程的調(diào)度策略決定的。

（2）函數(shù)sem_wait( sem_t *sem )被用來(lái)阻塞當(dāng)前線程直到信號(hào)量sem的值大于0，解除阻塞后將sem的值減一，表明公共資源經(jīng)使用后減少。函數(shù)sem_trywait ( sem_t *sem )是函數(shù)sem_wait（）的非阻塞版本，它直接將信號(hào)量sem的值減一。

（3）函數(shù)sem_timedwait(sem_t *sem, const struct timespec *abs_timeout) 與 sem_wait() 類似，只不過(guò) abs_timeout 指定一個(gè)阻塞的時(shí)間上限，如果調(diào)用因不能立即執(zhí)行遞減而要阻塞。

（4）函數(shù)sem_destroy(sem_t *sem)用來(lái)釋放信號(hào)量sem。

使用示例代碼如下

//g++ semtest.cpp -o test -lpthread #include <stdio.h> #include <semaphore.h> #include <pthread.h> #include <unistd.h> #include <sys/time.h> sem_t sem;/*function:獲取當(dāng)前時(shí)間，精確到毫秒* */ int64_t getTimeMsec() {struct timeval tv;gettimeofday(&tv, NULL);return tv.tv_sec * 1000 + tv.tv_usec / 1000; }void* func_sem_wait(void* arg) {printf("set wait\n");sem_wait(&sem);printf("sem wait success\n");int *running = (int*)arg;printf("func_sem_wait running\n");printf("%d\n", *running); }void* func_sem_timedwait(void* arg) {timespec timewait;timewait.tv_sec = getTimeMsec() / 1000 + 2;timewait.tv_nsec = 0;printf("sem_timedwait\n");int ret = sem_timedwait(&sem, &timewait);printf("sem_timedwait,ret=%d\n", ret);printf("func_sem_timedwait running\n"); }void* func_sem_post(void* arg) {printf("func_sem_post running\n");printf("sem post\n");int *a = (int*)arg;*a = 6;sem_post(&sem);sem_post(&sem); }int main() {sem_init(&sem, 0, 0);pthread_t thread[3];int a = 5;pthread_create(&(thread[0]), NULL, func_sem_wait, &a);printf("thread func_sem_wait\n");pthread_create(&(thread[2]), NULL, func_sem_timedwait, &a);printf("thread func_sem_timedwait\n");sleep(4);pthread_create(&(thread[1]), NULL, func_sem_post, &a);printf("thread func_sem_post\n");pthread_join(thread[0], NULL);pthread_join(thread[1], NULL);pthread_join(thread[2], NULL);sem_destroy(&sem); }
1.19 說(shuō)說(shuō)僵尸進(jìn)程和孤兒進(jìn)程。

參考回答

我們知道在unix/linux中，正常情況下，子進(jìn)程是通過(guò)父進(jìn)程創(chuàng)建的，子進(jìn)程在創(chuàng)建新的進(jìn)程。子進(jìn)程的結(jié)束和父進(jìn)程的運(yùn)行是一個(gè)異步過(guò)程,即父進(jìn)程永遠(yuǎn)無(wú)法預(yù)測(cè)子進(jìn)程到底什么時(shí)候結(jié)束。當(dāng)一個(gè) 進(jìn)程完成它的工作終止之后，它的父進(jìn)程需要調(diào)用wait()或者waitpid()系統(tǒng)調(diào)用取得子進(jìn)程的終止?fàn)顟B(tài)。
孤兒進(jìn)程：一個(gè)父進(jìn)程退出，而它的一個(gè)或多個(gè)子進(jìn)程還在運(yùn)行，那么那些子進(jìn)程將成為孤兒進(jìn)程。孤兒進(jìn)程將被init進(jìn)程(進(jìn)程號(hào)為1)所收養(yǎng)，并由init進(jìn)程對(duì)它們完成狀態(tài)收集工作。
僵尸進(jìn)程：一個(gè)進(jìn)程使用fork創(chuàng)建子進(jìn)程，如果子進(jìn)程退出，而父進(jìn)程并沒(méi)有調(diào)用wait或waitpid獲取子進(jìn)程的狀態(tài)信息，那么子進(jìn)程的進(jìn)程描述符仍然保存在系統(tǒng)中。這種進(jìn)程稱之為僵尸進(jìn)程。

1.20 請(qǐng)介紹進(jìn)程之間的通信方式。

參考回答

進(jìn)程間通信主要有以下幾種方式

管道pipe：管道是一種半雙工的通信方式，數(shù)據(jù)只能單向流動(dòng)，而且只能在具有親緣關(guān)系的進(jìn)程間使用。進(jìn)程的親緣關(guān)系通常是指父子進(jìn)程關(guān)系。
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <stdlib.h> #include <string.h> #include <sys/wait.h>int pipe_default[2];int main() { pid_t pid; char buffer[32];memset(buffer, 0, 32); if(pipe(pipe_default) < 0) {printf("Failed to create pipe!\n");return 0; }if(0 == (pid = fork())) {close(pipe_default[1]); //關(guān)閉寫端sleep(2);if(read(pipe_default[0], buffer, 32) > 0){printf("[Client] Receive data from server: %s \n", buffer);}close(pipe_default[0]);} else {close(pipe_default[0]); //關(guān)閉讀端char msg[32]="== hello world ==";if(-1 != write(pipe_default[1], msg, strlen(msg))){printf("[Server] Send data to client: %s \n",msg);}close(pipe_default[1]);waitpid(pid, NULL, 0); } return 1; }

命名管道FIFO：有名管道也是半雙工的通信方式，但是它允許無(wú)親緣關(guān)系進(jìn)程間的通信。

寫管道：
#include <stdio.h> #include <errno.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <string.h> #include <stdlib.h> #include <fcntl.h> #include <sys/stat.h>int main() {int nFd = 0;int nWrLen = 0, nReadLen = 0;;char szBuff[BUFSIZ] = {0};/* 打開當(dāng)前目錄下的管道文件 */nFd = open("pipe", O_RDWR);if (-1 == nFd){perror("Open fifo failed\n");return 1;}while (1){/* 從終端讀取數(shù)據(jù) */memset(szBuff,0,BUFSIZ);nReadLen = read(STDIN_FILENO,szBuff,BUFSIZ);if(nReadLen > 0){/* 往管道寫入數(shù)據(jù) */nWrLen = write(nFd, szBuff, strlen(szBuff)+1);if (nWrLen > 0){printf("write data successful: %s \n", szBuff);}else{perror("write failed:");}}} }

讀管道：
#include <stdio.h> #include <errno.h> #include <unistd.h> #include <sys/types.h> #include <string.h> #include <stdlib.h> #include <fcntl.h> #include <sys/stat.h>int main() {int nFd = 0;int nReadLen = 0;;char szBuff[BUFSIZ] = {0};/* 打開當(dāng)前目錄下的管道文件 */nFd = open("pipe", O_RDWR);if (-1 == nFd){perror("Open fifo failed\n");return 1;}while (1){/* 從管道讀取數(shù)據(jù) */memset(szBuff,0,BUFSIZ);nReadLen = read(nFd,szBuff,BUFSIZ);if(nReadLen > 0){printf("read pipe data: %s\n", szBuff);} } }

消息隊(duì)列MessageQueue：消息隊(duì)列是由消息的鏈表，存放在內(nèi)核中并由消息隊(duì)列標(biāo)識(shí)符標(biāo)識(shí)。消息隊(duì)列克服了信號(hào)傳遞信息少、管道只能承載無(wú)格式字節(jié)流以及緩沖區(qū)大小受限等缺點(diǎn)。

示例：使用消息隊(duì)列進(jìn)行進(jìn)程間通信

接收信息的程序源文件為msgreceive.c的源代碼為：
#include <unistd.h> #include <stdlib.h> #include <stdio.h> #include <string.h> #include <errno.h> #include <sys/msg.h>struct msg_st {long int msg_type;char text[BUFSIZ]; };int main() {int running = 1;int msgid = -1;struct msg_st data;long int msgtype = 0; //注意1//建立消息隊(duì)列msgid = msgget((key_t)1234, 0666 | IPC_CREAT);if(msgid == -1){fprintf(stderr, "msgget failed with error: %d\n", errno);exit(EXIT_FAILURE);}//從隊(duì)列中獲取消息，直到遇到end消息為止while(running){if(msgrcv(msgid, (void*)&data, BUFSIZ, msgtype, 0) == -1){fprintf(stderr, "msgrcv failed with errno: %d\n", errno);exit(EXIT_FAILURE);}printf("You wrote: %s\n",data.text);//遇到end結(jié)束if(strncmp(data.text, "end", 3) == 0)running = 0;}//刪除消息隊(duì)列if(msgctl(msgid, IPC_RMID, 0) == -1){fprintf(stderr, "msgctl(IPC_RMID) failed\n");exit(EXIT_FAILURE);}exit(EXIT_SUCCESS); }
發(fā)送信息的程序的源文件msgsend.c的源代碼為：
#include <unistd.h> #include <stdlib.h> #include <stdio.h> #include <string.h> #include <sys/msg.h> #include <errno.h>#define MAX_TEXT 512 struct msg_st {long int msg_type;char text[MAX_TEXT]; };int main() {int running = 1;struct msg_st data;char buffer[BUFSIZ];int msgid = -1;//建立消息隊(duì)列msgid = msgget((key_t)1234, 0666 | IPC_CREAT);if(msgid == -1){fprintf(stderr, "msgget failed with error: %d\n", errno);exit(EXIT_FAILURE);}//向消息隊(duì)列中寫消息，直到寫入endwhile(running){//輸入數(shù)據(jù)printf("Enter some text: ");fgets(buffer, BUFSIZ, stdin);data.msg_type = 1; //注意2strcpy(data.text, buffer);//向隊(duì)列發(fā)送數(shù)據(jù)if(msgsnd(msgid, (void*)&data, MAX_TEXT, 0) == -1){fprintf(stderr, "msgsnd failed\n");exit(EXIT_FAILURE);}//輸入end結(jié)束輸入if(strncmp(buffer, "end", 3) == 0)running = 0;sleep(1);}exit(EXIT_SUCCESS); }
運(yùn)行結(jié)果如下：
biao@ubuntu:~/test/msgRecvSend$ biao@ubuntu:~/test/msgRecvSend$ ls msgreceive.c msgsend.c recv send biao@ubuntu:~/test/msgRecvSend$ ./recv & [1] 8753 biao@ubuntu:~/test/msgRecvSend$ ./send Enter some text: helloworld You wrote: helloworldEnter some text: Caibiao Lee You wrote: Caibiao LeeEnter some text: end You wrote: end[1]+ Done ./recv biao@ubuntu:~/test/msgRecvSend$

共享存儲(chǔ)SharedMemory：共享內(nèi)存就是映射一段能被其他進(jìn)程所訪問(wèn)的內(nèi)存，這段共享內(nèi)存由一個(gè)進(jìn)程創(chuàng)建，但多個(gè)進(jìn)程都可以訪問(wèn)。共享內(nèi)存是最快的 IPC 方式，它是針對(duì)其他進(jìn)程間通信方式運(yùn)行效率低而專門設(shè)計(jì)的。它往往與其他通信機(jī)制，如信號(hào)兩，配合使用，來(lái)實(shí)現(xiàn)進(jìn)程間的同步和通信。
/* Linux 6.cpp */ #include <iostream> #include <stdlib.h> #include <string.h> #include <sys/shm.h> #include <sys/ipc.h> #include <unistd.h>using namespace std; int main() {char *shmaddr;char *shmaddread;char str[]="Hello, I am a processing. \n";int shmid;key_t key = ftok(".",1);pid_t pid1 = fork();if(pid1 == -1){cout << "Fork error. " << endl;exit(1);}else if(pid1 == 0){//子進(jìn)程shmid = shmget(key,1024,IPC_CREAT | 0600);shmaddr = (char*)shmat(shmid, NULL, 0);strcpy(shmaddr, str);cout << "[Writer] write: " << shmaddr << endl;shmdt(shmaddr);}else{//父進(jìn)程pid_t pid2 = fork();if(pid2 == -1){cout << "Fork error. " << endl;exit(1);}else if(pid2 == 0){//子進(jìn)程sleep(2);shmid = shmget(key,1024,IPC_CREAT | 0600);shmaddread = (char*)shmat(shmid, NULL, 0); cout << "[Reader] read: " << shmaddread << endl;shmdt(shmaddread);}}sleep(3);return 0; }

信號(hào)量Semaphore：信號(hào)量是一個(gè)計(jì)數(shù)器，可以用來(lái)控制多個(gè)進(jìn)程對(duì)共享資源的訪問(wèn)。它常作為一種鎖機(jī)制，防止某進(jìn)程正在訪問(wèn)共享資源時(shí)，其他進(jìn)程也訪問(wèn)該資源。因此，主要作為進(jìn)程間以及同一進(jìn)程內(nèi)不同線程之間的同步手段。
使用示例代碼如下 //g++ semtest.cpp -o test -lpthread#include <stdio.h>#include <semaphore.h>#include <pthread.h>#include <unistd.h>#include <sys/time.h>sem_t sem;/*function:獲取當(dāng)前時(shí)間，精確到毫秒

*/
int64_t getTimeMsec()
{
struct timeval tv;
gettimeofday(&tv, NULL);
return tv.tv_sec * 1000 + tv.tv_usec / 1000;
}

void* func_sem_wait(void* arg)
{
printf(“set wait\n”);
sem_wait(&sem);
printf(“sem wait success\n”);
int running = (int)arg;
printf(“func_sem_wait running\n”);
printf("%d\n", *running);
}

void* func_sem_timedwait(void* arg)
{
timespec timewait;
timewait.tv_sec = getTimeMsec() / 1000 + 2;
timewait.tv_nsec = 0;
printf(“sem_timedwait\n”);
int ret = sem_timedwait(&sem, &timewait);
printf(“sem_timedwait,ret=%d\n”, ret);
printf(“func_sem_timedwait running\n”);
}

void* func_sem_post(void* arg)
{
printf(“func_sem_post running\n”);
printf(“sem post\n”);
int a = (int)arg;
*a = 6;
sem_post(&sem);
sem_post(&sem);
}

int main()
{
sem_init(&sem, 0, 0);
pthread_t thread[3];
int a = 5;
pthread_create(&(thread[0]), NULL, func_sem_wait, &a);printf("thread func_sem_wait\n");pthread_create(&(thread[2]), NULL, func_sem_timedwait, &a);printf("thread func_sem_timedwait\n");sleep(4);pthread_create(&(thread[1]), NULL, func_sem_post, &a);printf("thread func_sem_post\n");pthread_join(thread[0], NULL);pthread_join(thread[1], NULL);pthread_join(thread[2], NULL);sem_destroy(&sem);
}

套接字Socket：套解口也是一種進(jìn)程間通信機(jī)制，與其他通信機(jī)制不同的是，它可用于不同機(jī)器間的進(jìn)程通信。

信號(hào) ( sinal ) ：信號(hào)是進(jìn)程間通信機(jī)制中唯一的異步通信機(jī)制，可以看作是異步通知，通知接收信號(hào)的進(jìn)程有哪些事情發(fā)生了。也可以簡(jiǎn)單理解為信號(hào)是某種形式上的軟中斷。

一般情況下，信號(hào)的來(lái)源可分為以下三種：

硬件方式：除數(shù)為零、無(wú)效的存儲(chǔ)訪問(wèn)等硬件異常產(chǎn)生信號(hào)。這些事件通常由硬件(如:CPU)檢測(cè)到，并將其通知給Linux操作系統(tǒng)內(nèi)核，然后內(nèi)核生成相應(yīng)的信號(hào)，并把信號(hào)發(fā)送給該事件發(fā)生時(shí)正在進(jìn)行的程序。

軟件方式：用戶在終端下調(diào)用kill命令向進(jìn)程發(fā)送任務(wù)信號(hào)、進(jìn)程調(diào)用kill或sigqueue函數(shù)發(fā)送信號(hào)、當(dāng)檢測(cè)到某種軟件條件已經(jīng)具備時(shí)發(fā)出信號(hào)，如由alarm或settimer設(shè)置的定時(shí)器超時(shí)時(shí)將生成SIGALRM信號(hào)等多種情景均可產(chǎn)生信號(hào)。

鍵盤輸入：當(dāng)用戶在終端上按下某鍵時(shí)，將產(chǎn)生信號(hào)。如按下組合鍵Ctrl+C將產(chǎn)生一個(gè)SIGINT信號(hào)，Ctrl+\產(chǎn)生一個(gè)SIGQUIT信號(hào)等。

以下列出幾個(gè)常用的信號(hào)：
信號(hào)描述
SIGHUP 當(dāng)用戶退出終端時(shí)，由該終端開啟的所有進(jìn)程都退接收到這個(gè)信號(hào)，默認(rèn)動(dòng)作為終止進(jìn)程。
SIGINT 程序終止(interrupt)信號(hào), 在用戶鍵入INTR字符(通常是Ctrl+C)時(shí)發(fā)出，用于通知前臺(tái)進(jìn)程組終止進(jìn)程。
SIGQUIT 和SIGINT類似, 但由QUIT字符(通常是Ctrl+\)來(lái)控制. 進(jìn)程在因收到SIGQUIT退出時(shí)會(huì)產(chǎn)生core文件, 在這個(gè)意義上類似于一個(gè)程序錯(cuò)誤信號(hào)。
SIGKILL 用來(lái)立即結(jié)束程序的運(yùn)行. 本信號(hào)不能被阻塞、處理和忽略。
SIGTERM 程序結(jié)束(terminate)信號(hào), 與SIGKILL不同的是該信號(hào)可以被阻塞和處理。通常用來(lái)要求程序自己正常退出。
SIGSTOP 停止(stopped)進(jìn)程的執(zhí)行. 注意它和terminate以及interrupt的區(qū)別:該進(jìn)程還未結(jié)束, 只是暫停執(zhí)行. 本信號(hào)不能被阻塞, 處理或忽略.

代碼示例：

下面的代碼收到程序退出信號(hào)后會(huì)執(zhí)行用戶定義的信號(hào)處理函數(shù)來(lái)替代系統(tǒng)默認(rèn)的處理程序。
#include<stdlib.h> #include<stdio.h> #include<signal.h> #include<sys/types.h> #include<unistd.h>void sig_handle(int sig) {printf("received signal: %d, quit.\n", sig);exit(0); }int main () {signal(SIGINT, sig_handle);signal(SIGKILL, sig_handle);signal(SIGSEGV, sig_handle);signal(SIGTERM, sig_handle);int i = 0;while (1) {printf("%d\n", ++i);sleep(2);}printf("main quit.");return 0; } 復(fù)制代碼
運(yùn)行結(jié)果：
1 2 received signal: 15, quit.
1.21 請(qǐng)介紹線程之間的通信方式。

參考回答

鎖機(jī)制：包括互斥鎖、條件變量、讀寫鎖互斥鎖提供了以排他方式防止數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)被并發(fā)修改的方法。讀寫鎖允許多個(gè)線程同時(shí)讀共享數(shù)據(jù)，而對(duì)寫操作是互斥的。條件變量可以以原子的方式阻塞進(jìn)程，直到某個(gè)特定條件為真為止。對(duì)條件的測(cè)試是在互斥鎖的保護(hù)下進(jìn)行的。條件變量始終與互斥鎖一起使用。
信號(hào)量機(jī)制(Semaphore)：包括無(wú)名線程信號(hào)量和命名線程信號(hào)量
信號(hào)機(jī)制(Signal)：類似進(jìn)程間的信號(hào)處理線程間的通信目的主要是用于線程同步，所以線程沒(méi)有像進(jìn)程通信中的用于數(shù)據(jù)交換的通信機(jī)制。

1.22 說(shuō)一說(shuō)進(jìn)程的狀態(tài)。

參考回答

進(jìn)程的3種基本狀態(tài)：運(yùn)行、就緒和阻塞。

（1）就緒：當(dāng)一個(gè)進(jìn)程獲得了除處理機(jī)以外的一切所需資源，一旦得到處理機(jī)即可運(yùn)行，則稱此進(jìn)程處于就緒狀態(tài)。就緒進(jìn)程可以按多個(gè)優(yōu)先級(jí)來(lái)劃分隊(duì)列。例如，當(dāng)一個(gè)進(jìn)程由于時(shí)間片用完而進(jìn)入就緒狀態(tài)時(shí)，排入低優(yōu)先級(jí)隊(duì)列；當(dāng)進(jìn)程由I／O操作完成而進(jìn)入就緒狀態(tài)時(shí)，排入高優(yōu)先級(jí)隊(duì)列。

（2）運(yùn)行：當(dāng)一個(gè)進(jìn)程在處理機(jī)上運(yùn)行時(shí)，則稱該進(jìn)程處于運(yùn)行狀態(tài)。處于此狀態(tài)的進(jìn)程的數(shù)目小于等于處理器的數(shù)目，對(duì)于單處理機(jī)系統(tǒng)，處于運(yùn)行狀態(tài)的進(jìn)程只有一個(gè)。在沒(méi)有其他進(jìn)程可以執(zhí)行時(shí)（如所有進(jìn)程都在阻塞狀態(tài)），通常會(huì)自動(dòng)執(zhí)行系統(tǒng)的空閑進(jìn)程。

（3）阻塞：也稱為等待或睡眠狀態(tài)，一個(gè)進(jìn)程正在等待某一事件發(fā)生（例如請(qǐng)求I/O而等待I/O完成等）而暫時(shí)停止運(yùn)行，這時(shí)即使把處理機(jī)分配給進(jìn)程也無(wú)法運(yùn)行，故稱該進(jìn)程處于阻塞狀態(tài)。

其轉(zhuǎn)移圖如下：

進(jìn)程的五種狀態(tài)

創(chuàng)建狀態(tài)：進(jìn)程在創(chuàng)建時(shí)需要申請(qǐng)一個(gè)空白PCB，向其中填寫控制和管理進(jìn)程的信息，完成資源分配。如果創(chuàng)建工作無(wú)法完成，比如資源無(wú)法滿足，就無(wú)法被調(diào)度運(yùn)行，把此時(shí)進(jìn)程所處狀態(tài)稱為創(chuàng)建狀態(tài)

就緒狀態(tài)：進(jìn)程已經(jīng)準(zhǔn)備好，已分配到所需資源，只要分配到CPU就能夠立即運(yùn)行

執(zhí)行狀態(tài)：進(jìn)程處于就緒狀態(tài)被調(diào)度后，進(jìn)程進(jìn)入執(zhí)行狀態(tài)

阻塞狀態(tài)：正在執(zhí)行的進(jìn)程由于某些事件（I/O請(qǐng)求，申請(qǐng)緩存區(qū)失敗）而暫時(shí)無(wú)法運(yùn)行，進(jìn)程受到阻塞。在滿足請(qǐng)求時(shí)進(jìn)入就緒狀態(tài)等待系統(tǒng)調(diào)用

終止?fàn)顟B(tài)：進(jìn)程結(jié)束，或出現(xiàn)錯(cuò)誤，或被系統(tǒng)終止，進(jìn)入終止?fàn)顟B(tài)。無(wú)法再執(zhí)行

1.23 CPU調(diào)度的最小單位是什么？線程需要CPU調(diào)度嗎？

參考回答

進(jìn)程是CPU分配資源的最小單位，線程是CPU調(diào)度的最小單位。
線程是比進(jìn)程更小的能獨(dú)立運(yùn)行的基本單位，需要通過(guò)CPU調(diào)度來(lái)切換上下文，達(dá)到并發(fā)的目的。

1.24 進(jìn)程之間共享內(nèi)存的通信方式有什么好處？

參考回答

采用共享內(nèi)存通信的一個(gè)顯而易見的好處是效率高，因?yàn)檫M(jìn)程可以直接讀寫內(nèi)存，而不需要任何數(shù)據(jù)的拷貝。對(duì)于像管道和消息隊(duì)列等通信方式，則需要在內(nèi)核和用戶空間進(jìn)行四次的數(shù)據(jù)拷貝，而共享內(nèi)存則只拷貝兩次數(shù)據(jù)：一次從輸入文件到共享內(nèi)存區(qū)，另一次從共享內(nèi)存區(qū)到輸出文件。

實(shí)際上，進(jìn)程之間在共享內(nèi)存時(shí)，并不總是讀寫少量數(shù)據(jù)后就解除映射，有新的通信時(shí)，再重新建立共享內(nèi)存區(qū)域。而是保持共享區(qū)域，直到通信完畢為止，這樣，數(shù)據(jù)內(nèi)容一直保存在共享內(nèi)存中，并沒(méi)有寫回文件。共享內(nèi)存中的內(nèi)容往往是在解除映射時(shí)才寫回文件的。因此，采用共享內(nèi)存的通信方式效率是非常高的。

1.25 如何殺死一個(gè)進(jìn)程？

參考回答

殺死父進(jìn)程并不會(huì)同時(shí)殺死子進(jìn)程：每個(gè)進(jìn)程都有一個(gè)父進(jìn)程?？梢允褂?pstree 或 ps 工具來(lái)觀察這一點(diǎn)。
# 啟動(dòng)兩個(gè)虛擬進(jìn)程 $ sleep 100 & $ sleep 101 &$ pstree -p init(1)-+|-bash(29051)-+-pstree(29251)|-sleep(28919)`-sleep(28964)$ ps j -APPID PID PGID SID TTY TPGID STAT UID TIME COMMAND0 1 1 1 ? -1 Ss 0 0:03 /sbin/init 29051 1470 1470 29051 pts/2 2386 SN 1000 0:00 sleep 100 29051 1538 1538 29051 pts/2 2386 SN 1000 0:00 sleep 101 29051 2386 2386 29051 pts/2 2386 R+ 1000 0:00 ps j -A1 29051 29051 29051 pts/2 2386 Ss 1000 0:00 -bash
調(diào)用 ps 命令可以顯示 PID（進(jìn)程 ID）和 PPID（父進(jìn)程 ID）。

殺死父進(jìn)程后，子進(jìn)程將會(huì)成為孤兒進(jìn)程，而 init 進(jìn)程將重新成為它的父進(jìn)程。

殺死進(jìn)程組或會(huì)話中的所有進(jìn)程
$ kill -SIGTERM -- -19701
這里用一個(gè)負(fù)數(shù) -19701 向進(jìn)程組發(fā)送信號(hào)。如果傳遞的是一個(gè)正數(shù)，這個(gè)數(shù)將被視為進(jìn)程 ID 用于終止進(jìn)程。如果傳遞的是一個(gè)負(fù)數(shù)，它被視為 PGID，用于終止整個(gè)進(jìn)程組。負(fù)數(shù)來(lái)自系統(tǒng)調(diào)用的直接定義。

殺死會(huì)話中的所有進(jìn)程與之完全不同。即使是具有會(huì)話 ID 的系統(tǒng)，例如 Linux，也沒(méi)有提供系統(tǒng)調(diào)用來(lái)終止會(huì)話中的所有進(jìn)程。需要遍歷 /proc 輸出的進(jìn)程樹，收集所有的 SID，然后一一終止進(jìn)程。

Pgrep 實(shí)現(xiàn)了遍歷、收集并通過(guò)會(huì)話 ID 殺死進(jìn)程的算法。可以使用以下命令：
pkill -s <SID>

1.26 說(shuō)一說(shuō)kill的原理。

參考回答

kill 命令的執(zhí)行原理是這樣的，kill 命令會(huì)向操作系統(tǒng)內(nèi)核發(fā)送一個(gè)信號(hào)（多是終止信號(hào)）和目標(biāo)進(jìn)程的 PID，然后系統(tǒng)內(nèi)核根據(jù)收到的信號(hào)類型，對(duì)指定進(jìn)程進(jìn)行相應(yīng)的操作。kill 命令的基本格式如下：

[root@localhost ~]# kill [信號(hào)] PID

kill 命令是按照 PID 來(lái)確定進(jìn)程的，所以 kill 命令只能識(shí)別 PID，而不能識(shí)別進(jìn)程名。

kill 命令只是“發(fā)送”一個(gè)信號(hào)，因此，只有當(dāng)信號(hào)被程序成功“捕獲”，系統(tǒng)才會(huì)執(zhí)行 kill 命令指定的操作；反之，如果信號(hào)被“封鎖”或者“忽略”，則 kill 命令將會(huì)失效。

1.27 介紹下你知道的鎖。

參考回答

悲觀鎖

悲觀鎖并不是某一個(gè)鎖，是一個(gè)鎖類型，無(wú)論是否并發(fā)競(jìng)爭(zhēng)資源，都會(huì)鎖住資源，并等待資源釋放下一個(gè)線程才能獲取到鎖。這明顯很悲觀，所以就叫悲觀鎖。這明顯可以歸納為一種策略，只要符合這種策略的鎖的具體實(shí)現(xiàn)，都是悲觀鎖的范疇。

樂(lè)觀鎖

與悲觀鎖相對(duì)的，樂(lè)觀鎖也是一個(gè)鎖類型。當(dāng)線程開始競(jìng)爭(zhēng)資源時(shí)，不是立馬給資源上鎖，而是進(jìn)行一些前后值比對(duì)，以此來(lái)操作資源。例如常見的CAS操作，就是典型的樂(lè)觀鎖。示例如下
int cas(long *addr, long old, long new) {/* 原子執(zhí)行 */if(*addr != old)return 0;*addr = new;return 1; }
自旋鎖

自旋鎖是一種基礎(chǔ)的同步原語(yǔ)，用于保障對(duì)共享數(shù)據(jù)的互斥訪問(wèn)。與互斥鎖的相比，在獲取鎖失敗的時(shí)候不會(huì)使得線程阻塞而是一直自旋嘗試獲取鎖。當(dāng)線程等待自旋鎖的時(shí)候，CPU不能做其他事情，而是一直處于輪詢忙等的狀態(tài)。

自旋鎖主要適用于被持有時(shí)間短，線程不希望在重新調(diào)度上花過(guò)多時(shí)間的情況。實(shí)際上許多其他類型的鎖在底層使用了自旋鎖實(shí)現(xiàn)，例如多數(shù)互斥鎖在試圖獲取鎖的時(shí)候會(huì)先自旋一小段時(shí)間，然后才會(huì)休眠。如果在持鎖時(shí)間很長(zhǎng)的場(chǎng)景下使用自旋鎖，則會(huì)導(dǎo)致CPU在這個(gè)線程的時(shí)間片用盡之前一直消耗在無(wú)意義的忙等上，造成計(jì)算資源的浪費(fèi)。
// 用戶空間用 atomic_flag 實(shí)現(xiàn)自旋互斥 #include <thread> #include <vector> #include <iostream> #include <atomic>std::atomic_flag lock = ATOMIC_FLAG_INIT;void f(int n) {for (int cnt = 0; cnt < 100; ++cnt) {while (lock.test_and_set(std::memory_order_acquire)) // 獲得鎖; // 自旋std::cout << "Output from thread " << n << '\n';lock.clear(std::memory_order_release); // 釋放鎖} }int main() {std::vector<std::thread> v;for (int n = 0; n < 10; ++n) {v.emplace_back(f, n);}for (auto& t : v) {t.join();} }
公平鎖

多個(gè)線程競(jìng)爭(zhēng)同一把鎖，如果依照先來(lái)先得的原則，那么就是一把公平鎖。

非公平鎖

多個(gè)線程競(jìng)爭(zhēng)鎖資源，搶占鎖的所有權(quán)。

共享鎖

多個(gè)線程可以共享這個(gè)鎖的擁有權(quán)。一般用于數(shù)據(jù)的讀操作，防止數(shù)據(jù)被寫修改。共享鎖的代碼示例如下：
#include <shared_mutex>#include <mutex>#include <iostream>#include <thread>#include <chrono>std::shared_mutex test_lock;std::mutex cout_lock;int arr[3] = {11, 22, 33};void unique_lock_demo(int id){std::unique_lock lock{test_lock};for(int i =0; i < 3; i++){arr[i] = i + 100 * id;}for(int i = 0; i < 3; i++){std::unique_lock pl(cout_lock);std::cout << "In unique: " << id << ": " << arr[i] << std::endl;pl.unlock();std::this_thread::sleep_for(std::chrono::seconds(1));}}void shared_lock_demo(int id){std::shared_lock lock{test_lock};for(int i = 0; i < 3; i++){std::unique_lock pl(cout_lock);std::cout << "In shared " << id << ": " << arr[i] << std::endl;pl.unlock();std::this_thread::sleep_for(std::chrono::seconds(1));}}int main(){std::thread t3(unique_lock_demo,3);std::thread t4(unique_lock_demo,4);std::thread t1(shared_lock_demo,1);std::thread t2(shared_lock_demo,2);t1.join();t2.join();t3.join();t4.join();return 0;}
輸出為：
In unique: 3: 300In unique: 3: 301In unique: 3: 302In shared 1: 300In shared 2: 300In shared 1: 301In shared 2: 301In shared 1: 302In shared 2: 302In unique: 4: 400In unique: 4: 401In unique: 4: 402
從這個(gè)輸出可以看出：

如果一個(gè)線程已經(jīng)獲取了共享鎖，則其他任何線程都無(wú)法獲取互斥鎖，但是可以獲取共享鎖。
從這個(gè)輸出可以看出，驗(yàn)證了如果一個(gè)線程已經(jīng)獲取了互斥鎖，則其他線程都無(wú)法獲取該鎖。

死鎖

死鎖是指兩個(gè)或兩個(gè)以上的進(jìn)程在執(zhí)行過(guò)程中，由于競(jìng)爭(zhēng)資源或者由于彼此通信而造成的一種阻塞的現(xiàn)象，若無(wú)外力作用，它們都將無(wú)法推進(jìn)下去。此時(shí)稱系統(tǒng)處于死鎖狀態(tài)或系統(tǒng)產(chǎn)生了死鎖，這些永遠(yuǎn)在互相等待的進(jìn)程稱為死鎖進(jìn)程。
mutex; //代表一個(gè)全局互斥對(duì)象 void A() {mutex.lock();//這里操作共享數(shù)據(jù)B(); //這里調(diào)用B方法mutex.unlock();return; } void B() {mutex.lock();//這里操作共享數(shù)據(jù)mutex.unlock();return; }
1.28 什么情況下會(huì)產(chǎn)生死鎖？

參考回答

如果在計(jì)算機(jī)系統(tǒng)中同時(shí)具備下面四個(gè)必要條件時(shí)，那么會(huì)發(fā)生死鎖。換句話說(shuō)，只要下面四個(gè)條件有一個(gè)不具備，系統(tǒng)就不會(huì)出現(xiàn)死鎖。

互斥條件。即某個(gè)資源在一段時(shí)間內(nèi)只能由一個(gè)進(jìn)程占有，不能同時(shí)被兩個(gè)或兩個(gè)以上的進(jìn)程占有。這種獨(dú)占資源如CD-ROM驅(qū)動(dòng)器，打印機(jī)等等，必須在占有該資源的進(jìn)程主動(dòng)釋放它之后，其它進(jìn)程才能占有該資源。這是由資源本身的屬性所決定的。如獨(dú)木橋就是一種獨(dú)占資源，兩方的人不能同時(shí)過(guò)橋。
#include <list> #include <mutex> #include <algorithm>std::list<int> some_list; // 1 std::mutex some_mutex; // 2void add_to_list(int new_value) {std::lock_guard<std::mutex> guard(some_mutex); // 3some_list.push_back(new_value); }bool list_contains(int value_to_find) {std::lock_guard<std::mutex> guard(some_mutex); // 4return std::find(some_list.begin(),some_list.end(),value_to_find) != some_list.end(); }
代碼中有一個(gè)全局變量①，這個(gè)全局變量被一個(gè)全局的互斥量保護(hù)②。add_to_list()③和list_contains()④函數(shù)中使用std::lock_guard<std::mutex>，使得這兩個(gè)函數(shù)中對(duì)數(shù)據(jù)的訪問(wèn)是互斥的：list_contains()不可能看到正在被add_to_list()修改的列表。

不剝奪條件。進(jìn)程所獲得的資源在未使用完畢之前，資源申請(qǐng)者不能強(qiáng)行地從資源占有者手中奪取資源，而只能由該資源的占有者進(jìn)程自行釋放。如過(guò)獨(dú)木橋的人不能強(qiáng)迫對(duì)方后退，也不能非法地將對(duì)方推下橋，必須是橋上的人自己過(guò)橋后空出橋面（即主動(dòng)釋放占有資源），對(duì)方的人才能過(guò)橋。

請(qǐng)求和保持條件。進(jìn)程至少已經(jīng)占有一個(gè)資源，但又申請(qǐng)新的資源；由于該資源已被另外進(jìn)程占有，此時(shí)該進(jìn)程阻塞；但是，它在等待新資源之時(shí)，仍繼續(xù)占用已占有的資源。還以過(guò)獨(dú)木橋?yàn)槔?#xff0c;甲乙兩人在橋上相遇。甲走過(guò)一段橋面（即占有了一些資源），還需要走其余的橋面（申請(qǐng)新的資源），但那部分橋面被乙占有（乙走過(guò)一段橋面）。甲過(guò)不去，前進(jìn)不能，又不后退；乙也處于同樣的狀況。

循環(huán)等待條件。存在一個(gè)進(jìn)程等待序列{P1，P2，…，Pn}，其中P1等待P2所占有的某一資源，P2等待P3所占有的某一源，…，而Pn等待P1所占有的的某一資源，形成一個(gè)進(jìn)程循環(huán)等待環(huán)。就像前面的過(guò)獨(dú)木橋問(wèn)題，甲等待乙占有的橋面，而乙又等待甲占有的橋面，從而彼此循環(huán)等待。
std::mutex m; void f() { // .... std::lock_guard lock(m); // 1 子線程鎖住互斥量m // ... } int main() { std::thread t(f); std::lock_guard lock(m); // 2 主線程鎖住互斥量m // ... t.join(); // 3 等待子線程結(jié)束 return 0; }
上述過(guò)程可能導(dǎo)致在2處上鎖，然后子線程在1處發(fā)生阻塞，最后主線程在3處一直等待子線程結(jié)束，無(wú)窮等待下去。

上面提到的這四個(gè)條件在死鎖時(shí)會(huì)同時(shí)發(fā)生。也就是說(shuō)，只要有一個(gè)必要條件不滿足，則死鎖就可以排除。

1.29 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)自旋鎖的理解。

參考回答

旋鎖的定義：當(dāng)一個(gè)線程嘗試去獲取某一把鎖的時(shí)候，如果這個(gè)鎖此時(shí)已經(jīng)被別人獲取(占用)，那么此線程就無(wú)法獲取到這把鎖，該線程將會(huì)等待，間隔一段時(shí)間后會(huì)再次嘗試獲取。這種采用循環(huán)加鎖 -> 等待的機(jī)制被稱為自旋鎖(spinlock)。

自旋鎖有以下特點(diǎn)

用于臨界區(qū)互斥
在任何時(shí)刻最多只能有一個(gè)執(zhí)行單元獲得鎖
要求持有鎖的處理器所占用的時(shí)間盡可能短
等待鎖的線程進(jìn)入忙循環(huán)

自旋鎖存在的問(wèn)題

如果某個(gè)線程持有鎖的時(shí)間過(guò)長(zhǎng)，就會(huì)導(dǎo)致其它等待獲取鎖的線程進(jìn)入循環(huán)等待，消耗CPU。使用不當(dāng)會(huì)造成CPU使用率極高。
無(wú)法滿足等待時(shí)間最長(zhǎng)的線程優(yōu)先獲取鎖。不公平的鎖就會(huì)存在“線程饑餓”問(wèn)題。

自旋鎖的優(yōu)點(diǎn)

自旋鎖不會(huì)使線程狀態(tài)發(fā)生切換，一直處于用戶態(tài)，即線程一直都是active的；不會(huì)使線程進(jìn)入阻塞狀態(tài)，減少了不必要的上下文切換，執(zhí)行速度快
非自旋鎖在獲取不到鎖的時(shí)候會(huì)進(jìn)入阻塞狀態(tài)，從而進(jìn)入內(nèi)核態(tài)，當(dāng)獲取到鎖的時(shí)候需要從內(nèi)核態(tài)恢復(fù)，需要線程上下文切換。（線程被阻塞后便進(jìn)入內(nèi)核（Linux）調(diào)度狀態(tài)，這個(gè)會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)在用戶態(tài)與內(nèi)核態(tài)之間來(lái)回切換，嚴(yán)重影響鎖的性能）

自旋鎖與互斥鎖的區(qū)別

自旋鎖與互斥鎖都是為了實(shí)現(xiàn)保護(hù)資源共享的機(jī)制。
無(wú)論是自旋鎖還是互斥鎖，在任意時(shí)刻，都最多只能有一個(gè)保持者。
獲取互斥鎖的線程，如果鎖已經(jīng)被占用，則該線程將進(jìn)入睡眠狀態(tài)；獲取自旋鎖的線程則不會(huì)睡眠，而是一直循環(huán)等待鎖釋放。

1.30 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)悲觀鎖的理解。

參考回答

悲觀鎖總是假設(shè)最壞的情況，每次去拿數(shù)據(jù)的時(shí)候都認(rèn)為別人會(huì)修改，所以每次在拿數(shù)據(jù)的時(shí)候都會(huì)上鎖，這樣別人想拿這個(gè)數(shù)據(jù)就會(huì)阻塞直到它拿到鎖（共享資源每次只給一個(gè)線程使用，其它線程阻塞，用完后再把資源轉(zhuǎn)讓給其它線程）。傳統(tǒng)的關(guān)系型數(shù)據(jù)庫(kù)里邊就用到了很多這種鎖機(jī)制，比如行鎖，表鎖等，讀鎖，寫鎖等，都是在做操作之前先上鎖。

1.31 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)樂(lè)觀鎖的理解。

參考回答

樂(lè)觀鎖總是假設(shè)最好的情況，每次去拿數(shù)據(jù)的時(shí)候都認(rèn)為別人不會(huì)修改，所以不會(huì)上鎖，但是在更新的時(shí)候會(huì)判斷一下在此期間別人有沒(méi)有去更新這個(gè)數(shù)據(jù)，可以使用版本號(hào)機(jī)制和CAS算法實(shí)現(xiàn)。樂(lè)觀鎖適用于多讀的應(yīng)用類型，這樣可以提高吞吐量，像數(shù)據(jù)庫(kù)提供的類似于write_condition機(jī)制，其實(shí)都是提供的樂(lè)觀鎖。

1.32 CAS在什么地方用到過(guò)嗎？

參考回答

CAS是英文單詞CompareAndSwap的縮寫，中文意思是：比較并替換。CAS需要有3個(gè)操作數(shù)：內(nèi)存地址V，舊的預(yù)期值A(chǔ)，即將要更新的目標(biāo)值B。CAS指令執(zhí)行時(shí)，當(dāng)且僅當(dāng)內(nèi)存地址V的值與預(yù)期值A(chǔ)相等時(shí)，將內(nèi)存地址V的值修改為B，否則就什么都不做。整個(gè)比較并替換的操作是一個(gè)原子操作。

高并發(fā)環(huán)境下，對(duì)同一個(gè)數(shù)據(jù)的并發(fā)讀（兩邊都讀出余額是100）與并發(fā)寫（一個(gè)寫回28，一個(gè)寫回38）導(dǎo)致的數(shù)據(jù)一致性問(wèn)題。

解決方案是在set寫回的時(shí)候，加上初始狀態(tài)的條件compare，只有初始狀態(tài)不變時(shí)，才允許set寫回成功，這是一種常見的降低讀寫鎖沖突，保證數(shù)據(jù)一致性的方法。

1.33 談?wù)処O多路復(fù)用。

參考回答

IO多路復(fù)用是一種同步IO模型，實(shí)現(xiàn)一個(gè)線程可以監(jiān)視多個(gè)文件句柄；一旦某個(gè)文件句柄就緒，就能夠通知應(yīng)用程序進(jìn)行相應(yīng)的讀寫操作；沒(méi)有文件句柄就緒時(shí)會(huì)阻塞應(yīng)用程序，交出cpu。多路是指網(wǎng)絡(luò)連接，復(fù)用指的是同一個(gè)線程。

IO多路復(fù)用有三種實(shí)現(xiàn)方式:select, poll, epoll

(1)select：時(shí)間復(fù)雜度O(n)，它僅僅知道了，有I/O事件發(fā)生了，卻并不知道是哪那幾個(gè)流（可能有一個(gè)，多個(gè)，甚至全部），只能無(wú)差別輪詢所有流，找出能讀出數(shù)據(jù)，或者寫入數(shù)據(jù)的流，對(duì)他們進(jìn)行操作。所以select具有O(n)的無(wú)差別輪詢復(fù)雜度，同時(shí)處理的流越多，無(wú)差別輪詢時(shí)間就越長(zhǎng)。
int select (int n, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
select 函數(shù)監(jiān)視的文件描述符分3類，分別是writefds、readfds、和exceptfds。調(diào)用后select函數(shù)會(huì)阻塞，直到有描述副就緒（有數(shù)據(jù) 可讀、可寫、或者有except），或者超時(shí)（timeout指定等待時(shí)間，如果立即返回設(shè)為null即可），函數(shù)返回。當(dāng)select函數(shù)返回后，可以通過(guò)遍歷fdset，來(lái)找到就緒的描述符。

select目前幾乎在所有的平臺(tái)上支持，其良好跨平臺(tái)支持也是它的一個(gè)優(yōu)點(diǎn)。select的一個(gè)缺點(diǎn)在于單個(gè)進(jìn)程能夠監(jiān)視的文件描述符的數(shù)量存在最大限制，在Linux上一般為1024，可以通過(guò)修改宏定義甚至重新編譯內(nèi)核的方式提升這一限制，但是這樣也會(huì)造成效率的降低。

(2)poll：時(shí)間復(fù)雜度O(n)，poll本質(zhì)上和select沒(méi)有區(qū)別，它將用戶傳入的數(shù)組拷貝到內(nèi)核空間，然后查詢每個(gè)fd對(duì)應(yīng)的設(shè)備狀態(tài)， 但是它沒(méi)有最大連接數(shù)的限制，原因是它是基于鏈表來(lái)存儲(chǔ)的。
int poll (struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout);
不同與select使用三個(gè)位圖來(lái)表示三個(gè)fdset的方式，poll使用一個(gè) pollfd的指針實(shí)現(xiàn)。
struct pollfd {int fd; /* file descriptor */short events; /* requested events to watch */short revents; /* returned events witnessed */ };
pollfd結(jié)構(gòu)包含了要監(jiān)視的event和發(fā)生的event，不再使用select“參數(shù)-值”傳遞的方式。同時(shí)，pollfd并沒(méi)有最大數(shù)量限制（但是數(shù)量過(guò)大后性能也是會(huì)下降）。和select函數(shù)一樣，poll返回后，需要輪詢pollfd來(lái)獲取就緒的描述符。

(3)epoll：時(shí)間復(fù)雜度O(1)，epoll可以理解為event poll，不同于忙輪詢和無(wú)差別輪詢，epoll會(huì)把哪個(gè)流發(fā)生了怎樣的I/O事件通知我們。所以說(shuō)epoll實(shí)際上是事件驅(qū)動(dòng)（每個(gè)事件關(guān)聯(lián)上fd） 的，此時(shí)對(duì)這些流的操作都是有意義的。

epoll操作過(guò)程需要三個(gè)接口，分別如下：
int epoll_create(int size)；//創(chuàng)建一個(gè)epoll的句柄，size用來(lái)告訴內(nèi)核這個(gè)監(jiān)聽的數(shù)目一共有多大 int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event)； int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
int epoll_create(int size)：創(chuàng)建一個(gè)epoll的句柄，size用來(lái)告訴內(nèi)核這個(gè)監(jiān)聽的數(shù)目一共有多大，這個(gè)參數(shù)不同于select()中的第一個(gè)參數(shù)，給出最大監(jiān)聽的fd+1的值，參數(shù)size并不是限制了epoll所能監(jiān)聽的描述符最大個(gè)數(shù)，只是對(duì)內(nèi)核初始分配內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的一個(gè)建議。當(dāng)創(chuàng)建好epoll句柄后，它就會(huì)占用一個(gè)fd值，在linux下如果查看/proc/進(jìn)程id/fd/，是能夠看到這個(gè)fd的，所以在使用完epoll后，必須調(diào)用close()關(guān)閉，否則可能導(dǎo)致fd被耗盡。
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event)：函數(shù)是對(duì)指定描述符fd執(zhí)行op操作。- epfd：是epoll_create()的返回值。- op：表示op操作，用三個(gè)宏來(lái)表示：添加EPOLL_CTL_ADD，刪除EPOLL_CTL_DEL，修改EPOLL_CTL_MOD。分別添加、刪除和修改對(duì)fd的監(jiān)聽事件。- fd：是需要監(jiān)聽的fd（文件描述符）- epoll_event：是告訴內(nèi)核需要監(jiān)聽什么事，
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout)：等待epfd上的io事件，最多返回maxevents個(gè)事件。參數(shù)events用來(lái)從內(nèi)核得到事件的集合，maxevents告之內(nèi)核這個(gè)events有多大，這個(gè)maxevents的值不能大于創(chuàng)建epoll_create()時(shí)的size，參數(shù)timeout是超時(shí)時(shí)間（毫秒，0會(huì)立即返回，-1將不確定，也有說(shuō)法說(shuō)是永久阻塞）。該函數(shù)返回需要處理的事件數(shù)目，如返回0表示已超時(shí)。

select、poll、epoll區(qū)別

支持一個(gè)進(jìn)程所能打開的最大連接數(shù)

FD劇增后帶來(lái)的IO效率問(wèn)題

消息傳遞方式

1.34 談?wù)刾oll和epoll的區(qū)別。

參考回答

poll將用戶傳入的數(shù)組拷貝到內(nèi)核空間，然后查詢每個(gè)fd對(duì)應(yīng)的設(shè)備狀態(tài)，如果設(shè)備就緒則在設(shè)備等待隊(duì)列中加入一項(xiàng)并繼續(xù)遍歷，如果遍歷完所有fd后沒(méi)有發(fā)現(xiàn)就緒設(shè)備，則掛起當(dāng)前進(jìn)程，直到設(shè)備就緒或者主動(dòng)超時(shí)，被喚醒后它又要再次遍歷fd。這個(gè)過(guò)程經(jīng)歷了多次無(wú)謂的遍歷。

它沒(méi)有最大連接數(shù)的限制，原因是它是基于鏈表來(lái)存儲(chǔ)的，但是同樣有缺點(diǎn)：

大量的fd的數(shù)組被整體復(fù)制于用戶態(tài)和內(nèi)核地址空間之間，而不管這樣的復(fù)制是不是有意義。
poll還有一個(gè)特點(diǎn)是“水平觸發(fā)”，如果報(bào)告了fd后，沒(méi)有被處理，那么下次poll時(shí)會(huì)再次報(bào)告該fd。

epoll是在2.6內(nèi)核中提出的，是之前的select和poll的增強(qiáng)版本。相對(duì)于select和poll來(lái)說(shuō)，epoll更加靈活，沒(méi)有描述符限制。epoll使用一個(gè)文件描述符管理多個(gè)描述符，將用戶關(guān)系的文件描述符的事件存放到內(nèi)核的一個(gè)事件表中，這樣在用戶空間和內(nèi)核空間的copy只需一次。

epoll支持水平觸發(fā)和邊緣觸發(fā)，最大的特點(diǎn)在于邊緣觸發(fā)，它只告訴進(jìn)程哪些fd剛剛變?yōu)榫途w態(tài)，并且只會(huì)通知一次。還有一個(gè)特點(diǎn)是，epoll使用“事件”的就緒通知方式，通過(guò)epoll_ctl注冊(cè)fd，一旦該fd就緒，內(nèi)核就會(huì)采用類似callback的回調(diào)機(jī)制來(lái)激活該fd，epoll_wait便可以收到通知。其優(yōu)點(diǎn)有：

沒(méi)有最大并發(fā)連接的限制，能打開的FD的上限遠(yuǎn)大于1024（1G的內(nèi)存上能監(jiān)聽約10萬(wàn)個(gè)端口）。
效率提升，不是輪詢的方式，不會(huì)隨著FD數(shù)目的增加效率下降。只有活躍可用的FD才會(huì)調(diào)用callback函數(shù)；即Epoll最大的優(yōu)點(diǎn)就在于它只管你“活躍”的連接，而跟連接總數(shù)無(wú)關(guān)，因此在實(shí)際的網(wǎng)絡(luò)環(huán)境中，Epoll的效率就會(huì)遠(yuǎn)遠(yuǎn)高于select和poll。
內(nèi)存拷貝，利用mmap()文件映射內(nèi)存加速與內(nèi)核空間的消息傳遞；即epoll使用mmap減少?gòu)?fù)制開銷。

1.35 談?wù)剆elect和epoll的區(qū)別。

參考回答

select 函數(shù)監(jiān)視的文件描述符分3類，分別是writefds、readfds、和exceptfds。調(diào)用后select函數(shù)會(huì)阻塞，直到有描述符就緒（有數(shù)據(jù) 可讀、可寫、或者有except），或者超時(shí)（timeout指定等待時(shí)間，如果立即返回設(shè)為null即可），函數(shù)返回。當(dāng)select函數(shù)返回后，可以通過(guò)遍歷fdset，來(lái)找到就緒的描述符。

select目前幾乎在所有的平臺(tái)上支持，其良好跨平臺(tái)支持也是它的一個(gè)優(yōu)點(diǎn)。select的一個(gè)缺點(diǎn)在于單個(gè)進(jìn)程能夠監(jiān)視的文件描述符的數(shù)量存在最大限制，在Linux上一般為1024，可以通過(guò)修改宏定義甚至重新編譯內(nèi)核的方式提升這一限制，但是這樣也會(huì)造成效率的降低。

內(nèi)核需要傳遞消息到用戶空間，需要內(nèi)存拷貝

相對(duì)于select和poll來(lái)說(shuō)，epoll更加靈活，沒(méi)有描述符限制。epoll使用一個(gè)文件描述符管理多個(gè)描述符，將用戶關(guān)系的文件描述符的事件存放到內(nèi)核的一個(gè)事件表中，這樣在用戶空間和內(nèi)核空間的copy只需一次。

epoll能打開的FD的上限遠(yuǎn)大于1024（1G的內(nèi)存上能監(jiān)聽約10萬(wàn)個(gè)端口）。

效率提升，不是輪詢的方式，不會(huì)隨著FD數(shù)目的增加效率下降。只有活躍可用的FD才會(huì)調(diào)用callback函數(shù)；即Epoll最大的優(yōu)點(diǎn)就在于它只管你“活躍”的連接，而跟連接總數(shù)無(wú)關(guān)，因此在實(shí)際的網(wǎng)絡(luò)環(huán)境中，Epoll的效率就會(huì)遠(yuǎn)遠(yuǎn)高于select和poll。

1.36 epoll有哪兩種模式？

參考回答

epoll對(duì)文件描述符的操作有兩種模式：LT（level trigger）和ET（edge trigger）。LT模式是默認(rèn)模式，LT模式與ET模式的區(qū)別如下：

LT模式：當(dāng)epoll_wait檢測(cè)到描述符事件發(fā)生并將此事件通知應(yīng)用程序，應(yīng)用程序可以不立即處理該事件。下次調(diào)用epoll_wait時(shí)，會(huì)再次響應(yīng)應(yīng)用程序并通知此事件。

ET模式：當(dāng)epoll_wait檢測(cè)到描述符事件發(fā)生并將此事件通知應(yīng)用程序，應(yīng)用程序必須立即處理該事件。如果不處理，下次調(diào)用epoll_wait時(shí)，不會(huì)再次響應(yīng)應(yīng)用程序并通知此事件。

LT模式

LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同時(shí)支持block和no-block socket。在這種做法中，內(nèi)核告訴你一個(gè)文件描述符是否就緒了，然后你可以對(duì)這個(gè)就緒的fd進(jìn)行IO操作。如果你不作任何操作，內(nèi)核還是會(huì)繼續(xù)通知你的。

ET模式

ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在這種模式下，當(dāng)描述符從未就緒變?yōu)榫途w時(shí)，內(nèi)核通過(guò)epoll告訴你。然后它會(huì)假設(shè)你知道文件描述符已經(jīng)就緒，并且不會(huì)再為那個(gè)文件描述符發(fā)送更多的就緒通知，直到你做了某些操作導(dǎo)致那個(gè)文件描述符不再為就緒狀態(tài)了(比如，你在發(fā)送，接收或者接收請(qǐng)求，或者發(fā)送接收的數(shù)據(jù)少于一定量時(shí)導(dǎo)致了一個(gè)EWOULDBLOCK 錯(cuò)誤）。但是請(qǐng)注意，如果一直不對(duì)這個(gè)fd作IO操作(從而導(dǎo)致它再次變成未就緒)，內(nèi)核不會(huì)發(fā)送更多的通知(only once)。

ET模式在很大程度上減少了epoll事件被重復(fù)觸發(fā)的次數(shù)，因此效率要比LT模式高。epoll工作在ET模式的時(shí)候，必須使用非阻塞套接口，以避免由于一個(gè)文件句柄的阻塞讀/阻塞寫操作把處理多個(gè)文件描述符的任務(wù)餓死。

1.37 說(shuō)一下epoll的原理，它的查詢速度是O(1)的嗎？

參考回答

epoll是一種更加高效的IO多路復(fù)用的方式，不同于忙輪詢和無(wú)差別輪詢，epoll會(huì)把哪個(gè)流發(fā)生了怎樣的I/O事件通知我們。時(shí)間復(fù)雜度為O(1)。

epoll的執(zhí)行過(guò)程如圖所示：

創(chuàng)建紅黑樹，調(diào)用epoll_create()創(chuàng)建一顆空的紅黑樹，用于存放FD及其感興趣事件；
注冊(cè)感興趣事件，調(diào)用epoll_ctl()向紅黑樹中添加節(jié)點(diǎn)（FD及其感興趣事件），時(shí)間復(fù)雜度O(logN)，向內(nèi)核的中斷處理程序注冊(cè)一個(gè)回調(diào)函數(shù)，告訴內(nèi)核，如果這個(gè)句柄的中斷到了，就把它添加到就緒隊(duì)列中。所以，當(dāng)一個(gè)socket上有數(shù)據(jù)到了，內(nèi)核在把網(wǎng)卡上的數(shù)據(jù)copy到內(nèi)核中后就來(lái)把socket插入到就緒隊(duì)列中了；
獲取就緒事件，調(diào)用epoll_wait()返回就緒隊(duì)列中的就緒事件，時(shí)間復(fù)雜度O(1)；

1.38 介紹域名解析成IP的全過(guò)程。

參考回答

第一步：檢查瀏覽器緩存中是否緩存過(guò)該域名對(duì)應(yīng)的IP地址

用戶通過(guò)瀏覽器瀏覽過(guò)某網(wǎng)站之后，瀏覽器就會(huì)自動(dòng)緩存該網(wǎng)站域名對(duì)應(yīng)的地址，當(dāng)用戶再次訪問(wèn)的時(shí)候，瀏覽器就會(huì)從緩存中查找該域名對(duì)應(yīng)的IP地址，因?yàn)榫彺娌粌H是有大小限制，而且還有時(shí)間限制（域名被緩存的時(shí)間通過(guò)屬性來(lái)設(shè)置），所以存在域名對(duì)應(yīng)的找不到的情況。當(dāng)瀏覽器從緩存中找到了該網(wǎng)站域名對(duì)應(yīng)的地址，那么整個(gè)解析過(guò)程結(jié)束，如果沒(méi)有找到，將進(jìn)行下一步驟。對(duì)于的緩存時(shí)間問(wèn)題，不宜設(shè)置太長(zhǎng)的緩存時(shí)間，時(shí)間太長(zhǎng)，如果域名對(duì)應(yīng)的發(fā)生變化，那么用戶將在一段時(shí)間內(nèi)無(wú)法正常訪問(wèn)到網(wǎng)站，如果太短，那么又造成頻繁解析域名。

第二步：如果在瀏覽器緩存中沒(méi)有找到IP，那么將繼續(xù)查找本機(jī)系統(tǒng)是否緩存過(guò)IP

如果第一個(gè)步驟沒(méi)有完成對(duì)域名的解析過(guò)程，那么瀏覽器會(huì)去系統(tǒng)緩存中查找系統(tǒng)是否緩存過(guò)這個(gè)域名對(duì)應(yīng)的地址，也可以理解為系統(tǒng)自己也具備域名解析的基本能力。在系統(tǒng)中，可以通過(guò)設(shè)置文件來(lái)將域名手動(dòng)綁定到某上，文件位置在。對(duì)于普通用戶，并不推薦自己手動(dòng)綁定域名和，對(duì)于開發(fā)者來(lái)說(shuō)，通過(guò)綁定域名和，可以輕松切換環(huán)境，可以從測(cè)試環(huán)境切換到開發(fā)環(huán)境，方便開發(fā)和測(cè)試。在系統(tǒng)中，黑客常常修改他的電腦的文件，將用戶常常訪問(wèn)的域名綁定到他指定的上，從而實(shí)現(xiàn)了本地解析，導(dǎo)致這些域名被劫持。在或者系統(tǒng)中，文件在，修改該文件也可以實(shí)現(xiàn)同樣的目的。

前兩步都是在本機(jī)上完成的，所以沒(méi)有在上面示例圖上展示出來(lái)，從第三步開始，才正在地向遠(yuǎn)程DNS服務(wù)器發(fā)起解析域名的請(qǐng)求。

第三步：向本地域名解析服務(wù)系統(tǒng)發(fā)起域名解析的請(qǐng)求

如果在本機(jī)上無(wú)法完成域名的解析，那么系統(tǒng)只能請(qǐng)求本地域名解析服務(wù)系統(tǒng)進(jìn)行解析，本地域名系統(tǒng)一般都是本地區(qū)的域名服務(wù)器，比如你連接的校園網(wǎng)，那么域名解析系統(tǒng)就在你的校園機(jī)房里，如果你連接的是電信、移動(dòng)或者聯(lián)通的網(wǎng)絡(luò)，那么本地域名解析服務(wù)器就在本地區(qū)，由各自的運(yùn)營(yíng)商來(lái)提供服務(wù)。對(duì)于本地服務(wù)器地址，系統(tǒng)使用命令就可以查看，在和系統(tǒng)下，直接使用命令來(lái)查看服務(wù)地址。一般都緩存了大部分的域名解析的結(jié)果，當(dāng)然緩存時(shí)間也受域名失效時(shí)間控制，大部分的解析工作到這里就差不多已經(jīng)結(jié)束了，負(fù)責(zé)了大部分的解析工作。

第四步：向根域名解析服務(wù)器發(fā)起域名解析請(qǐng)求

本地域名解析器還沒(méi)有完成解析的話，那么本地域名解析服務(wù)器將向根域名服務(wù)器發(fā)起解析請(qǐng)求。

第五步：根域名服務(wù)器返回gTLD域名解析服務(wù)器地址

本地域名解析向根域名服務(wù)器發(fā)起解析請(qǐng)求，根域名服務(wù)器返回的是所查域的通用頂級(jí)域（）地址，常見的通用頂級(jí)域有、、、等。

第六步：向gTLD服務(wù)器發(fā)起解析請(qǐng)求

本地域名解析服務(wù)器向gTLD服務(wù)器發(fā)起請(qǐng)求。

第七步：gTLD服務(wù)器接收請(qǐng)求并返回Name Server服務(wù)器

服務(wù)器接收本地域名服務(wù)器發(fā)起的請(qǐng)求，并根據(jù)需要解析的域名，找到該域名對(duì)應(yīng)的域名服務(wù)器，通常情況下，這個(gè)服務(wù)器就是你注冊(cè)的域名服務(wù)器，那么你注冊(cè)的域名的服務(wù)商的服務(wù)器將承擔(dān)起域名解析的任務(wù)。

第八步：Name Server服務(wù)器返回IP地址給本地服務(wù)器

服務(wù)器查找域名對(duì)應(yīng)的地址，將地址連同值返回給本地域名服務(wù)器。

第九步：本地域名服務(wù)器緩存解析結(jié)果

本地域名服務(wù)器緩存解析后的結(jié)果，緩存時(shí)間由時(shí)間來(lái)控制。

1.39 如何在Linux上配置一個(gè)IP地址，如果給定端口號(hào)如何解析出域名？

參考回答

配置Linux系統(tǒng)的IP地址的方法，主要有以下三種：

ifconfig

ifconfig 命令主要是用來(lái)查看網(wǎng)卡的配置信息，因?yàn)橛盟鼇?lái)配置網(wǎng)卡的IP地址時(shí)，只會(huì)臨時(shí)生效（Linux服務(wù)器重啟后就會(huì)失效）

setup

setup 命令是 redhat 系列的linux系統(tǒng)（如CentOS）中專有的命令工具?？梢允褂?setup 命令，來(lái)對(duì)網(wǎng)絡(luò)配置中的IP地址、子網(wǎng)掩碼、默認(rèn)網(wǎng)關(guān)、DNS服務(wù)器進(jìn)行設(shè)置。而且，setup 網(wǎng)絡(luò)配置工具設(shè)置的IP地址會(huì)永久生效。

修改網(wǎng)卡的配置文件

直接修改網(wǎng)卡的配置文件，設(shè)置方法有兩種：

自動(dòng)獲取動(dòng)態(tài)IP地址
手工配置靜態(tài)的IP地址

使用dig命令解析域名

1.40 解釋一下IP地址、子網(wǎng)掩碼、網(wǎng)關(guān)。

參考回答

IP地址

IP地址有一個(gè)32位的連接地址,由4個(gè)8位字段組成,8位字段稱為8位位組,每個(gè)8位位組之間用點(diǎn)號(hào)隔開，用于標(biāo)識(shí)TCP/IP宿主機(jī)。每個(gè)IP地址都包含兩部分:網(wǎng)絡(luò)ID和主機(jī)ID,網(wǎng)絡(luò)ID 標(biāo)識(shí)在同一個(gè)物理網(wǎng)絡(luò)上的所有宿主機(jī),主機(jī)ID標(biāo)識(shí)網(wǎng)絡(luò)上的每一個(gè)宿主機(jī),運(yùn)行TCP/IP的每個(gè)計(jì)算機(jī)都需要唯一的IP地址。

Intenet委員會(huì)定義了五種地址類型以適應(yīng)不同尺寸的網(wǎng)絡(luò)。地址類型定義網(wǎng)絡(luò)ID使用哪些位,它也定義了網(wǎng)絡(luò)的可能數(shù)目和每個(gè)網(wǎng)絡(luò)可能的宿主機(jī)數(shù)目．

子網(wǎng)掩碼(Subnet Mask)

使用子網(wǎng)可以把單個(gè)大網(wǎng)分成多個(gè)物理網(wǎng)絡(luò),并用路由器把它們連接起來(lái)。子網(wǎng)掩碼用于屏蔽IP地址的一部分,使得TCP/IP能夠區(qū)別網(wǎng)絡(luò)ID和宿主機(jī)ID。當(dāng)TCP/IP宿主機(jī)要通信時(shí),子網(wǎng)掩碼用于判斷一個(gè)宿主機(jī)是在本地網(wǎng)絡(luò)還是在遠(yuǎn)程網(wǎng)絡(luò)。

缺省的子網(wǎng)掩碼用于不分成子網(wǎng)的TCP/IP網(wǎng)絡(luò),對(duì)應(yīng)于網(wǎng)絡(luò)ID的所有位都置為1,每個(gè)8位位組的十進(jìn)制數(shù)是255,對(duì)應(yīng)于宿主機(jī)ID的所有位都置為0。

用于子網(wǎng)掩碼的位數(shù)決定可能的子網(wǎng)數(shù)目和每個(gè)子網(wǎng)的宿主機(jī)數(shù)目,子網(wǎng)掩碼的位數(shù)越多,則子網(wǎng)越多,但是宿主機(jī)也較少。

例:假設(shè)A類地址子網(wǎng)數(shù)是14,則所需位數(shù)至少為4,用于子網(wǎng)的位為: 　　11111111, 11110000, 00000000, 00000000, 子網(wǎng)掩碼為255.240.0.0,每個(gè)子網(wǎng)的宿主機(jī)數(shù)目為2^20-2=1,048, 574個(gè)。

網(wǎng)關(guān)（Gateway）

網(wǎng)關(guān)就是一個(gè)網(wǎng)絡(luò)連接到另一個(gè)網(wǎng)絡(luò)的“關(guān)口”。按照不同的分類標(biāo)準(zhǔn)，網(wǎng)關(guān)也有很多種。TCP/IP協(xié)議里的網(wǎng)關(guān)是最常用的，在這里我們所講的“網(wǎng)關(guān)”均指TCP/ IP協(xié)議下的網(wǎng)關(guān)。

網(wǎng)關(guān)實(shí)質(zhì)上是一個(gè)網(wǎng)絡(luò)通向其他網(wǎng)絡(luò)的IP地址。比如有網(wǎng)絡(luò)A和網(wǎng)絡(luò)B，網(wǎng)絡(luò)A的IP地址范圍為“192.168.1.1~192. 168.1.254”，子網(wǎng)掩碼為255.255.255.0；網(wǎng)絡(luò)B的IP地址范圍為“192.168.2.1~192. 168.2.254”，子網(wǎng)掩碼為255.255.255.0。在沒(méi)有路由器的情況下，兩個(gè)網(wǎng)絡(luò)之間是不能進(jìn)行TCP/IP通信的，即使是兩個(gè)網(wǎng)絡(luò)連接在同一臺(tái)交換機(jī)（或集線器）上，TCP/IP協(xié)議也會(huì)根據(jù)子網(wǎng)掩碼（255.255.255.0）判定兩個(gè)網(wǎng)絡(luò)中的主機(jī)處在不同的網(wǎng)絡(luò)里。而要實(shí)現(xiàn)這兩個(gè)網(wǎng)絡(luò)之間的通信，則必須通過(guò)網(wǎng)關(guān)。

如果網(wǎng)絡(luò)A中的主機(jī)發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)包的目的主機(jī)不在本地網(wǎng)絡(luò)中，就把數(shù)據(jù)包轉(zhuǎn)發(fā)給它自己的網(wǎng)關(guān)，再由網(wǎng)關(guān)轉(zhuǎn)發(fā)給網(wǎng)絡(luò)B的網(wǎng)關(guān)，網(wǎng)絡(luò)B的網(wǎng)關(guān)再轉(zhuǎn)發(fā)給網(wǎng)絡(luò)B的某個(gè)主機(jī)。網(wǎng)絡(luò)B向網(wǎng)絡(luò)A轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)包的過(guò)程也是如此。而要實(shí)現(xiàn)這兩個(gè)網(wǎng)絡(luò)之間的通信，則必須通過(guò)網(wǎng)關(guān)。如果網(wǎng)絡(luò)A中的主機(jī)發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)包的目的主機(jī)不在本地網(wǎng)絡(luò)中，就把數(shù)據(jù)包轉(zhuǎn)發(fā)給它自己的網(wǎng)關(guān)，再由網(wǎng)關(guān)轉(zhuǎn)發(fā)給網(wǎng)絡(luò)B的網(wǎng)關(guān)，網(wǎng)絡(luò)B的網(wǎng)關(guān)再轉(zhuǎn)發(fā)給網(wǎng)絡(luò)B的某個(gè)主機(jī)。網(wǎng)絡(luò)B向網(wǎng)絡(luò)A轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)包的過(guò)程也是如此所以說(shuō)，只有設(shè)置好網(wǎng)關(guān)的IP地址，TCP/IP協(xié)議才能實(shí)現(xiàn)不同網(wǎng)絡(luò)之間的相互通信。那么這個(gè)IP地址是哪臺(tái)機(jī)器的IP地址呢？網(wǎng)關(guān)的IP地址是具有路由功能的設(shè)備的IP地址，具有路由功能的設(shè)備有路由器、啟用了路由協(xié)議的服務(wù)器（實(shí)質(zhì)上相當(dāng)于一臺(tái)路由器）、代理服務(wù)器（也相當(dāng)于一臺(tái)路由器）。

1.41 說(shuō)說(shuō)IP如何尋址？

參考回答

IP尋址包括本地網(wǎng)絡(luò)尋址和非本地網(wǎng)絡(luò)尋址兩部分

本地網(wǎng)絡(luò)尋址

假設(shè)有2個(gè)主機(jī)，他們是屬于同一個(gè)網(wǎng)段。主機(jī)A和主機(jī)B，首先主機(jī)A通過(guò)本機(jī)的hosts表或者wins系統(tǒng)或dns系統(tǒng)先將主機(jī)B的計(jì)算機(jī)名轉(zhuǎn)換為IP地址，然后用自己的IP地址與子網(wǎng)掩碼計(jì)算出自己所出的網(wǎng)段，比較目的主機(jī)B的ip地址與自己的子網(wǎng)掩碼，發(fā)現(xiàn)與自己是出于相同的網(wǎng)段，于是在自己的ARP緩存中查找是否有主機(jī)B的mac地址，如果能找到就直接做數(shù)據(jù)鏈路層封裝并且通過(guò)網(wǎng)卡將封裝好的以太網(wǎng)幀發(fā)送有物理線路上去。

如果arp緩存中沒(méi)有主機(jī)B的的mac地址，主機(jī)A將啟動(dòng)arp協(xié)議通過(guò)在本地網(wǎng)絡(luò)上的arp廣播來(lái)查詢主機(jī)B的mac地址，獲得主機(jī)B的mac地址厚寫入arp緩存表，進(jìn)行數(shù)據(jù)鏈路層的封裝，發(fā)送數(shù)據(jù)。

非本地網(wǎng)絡(luò)尋址

假設(shè)2個(gè)主機(jī)不是相同的網(wǎng)段，不同的數(shù)據(jù)鏈路層網(wǎng)絡(luò)必須分配不同網(wǎng)段的IP地址并且由路由器將其連接起來(lái)。主機(jī)A通過(guò)本機(jī)的hosts表或wins系統(tǒng)或dns系統(tǒng)先主機(jī)B的計(jì)算機(jī)名轉(zhuǎn)換為IP地址，然后用自己的IP地址與子網(wǎng)掩碼計(jì)算出自己所處的網(wǎng)段，比較目的目的主機(jī)B的IP地址，發(fā)現(xiàn)與自己處于不同的網(wǎng)段。于是主機(jī)A將知道應(yīng)該將次數(shù)據(jù)包發(fā)送給自己的缺省網(wǎng)關(guān)，即路由器的本地接口。

主機(jī)A在自己的ARP緩存中查找是否有缺省網(wǎng)關(guān)的MAC地址，如果能夠找到就直接做數(shù)據(jù)鏈路層封裝并通過(guò)網(wǎng)卡，將封裝好的以太網(wǎng)數(shù)據(jù)幀發(fā)送到物理線路上去，如果arp緩存表中沒(méi)有缺省網(wǎng)關(guān)的Mac地址，主機(jī)A將啟動(dòng)arp協(xié)議通過(guò)在本地網(wǎng)絡(luò)上的arp廣播來(lái)查詢?nèi)笔【W(wǎng)關(guān)的mac地址，獲得缺省網(wǎng)關(guān)的mac地址后寫入arp緩存表，進(jìn)行數(shù)據(jù)鏈路層的封裝，發(fā)送數(shù)據(jù)。

數(shù)據(jù)幀到達(dá)路由器的接受接口后首先解封裝，變成IP數(shù)據(jù)包，對(duì)IP包進(jìn)行處理，根據(jù)目的IP地址查找路由表，決定轉(zhuǎn)發(fā)接口后做適應(yīng)轉(zhuǎn)發(fā)接口數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議幀的封裝，并且發(fā)送到下一跳路由器，此過(guò)程繼續(xù)直至到達(dá)目的的網(wǎng)絡(luò)與目的主機(jī)。

1.42 操作系統(tǒng)的地址有幾種，請(qǐng)具體說(shuō)明。

參考回答

操作系統(tǒng)有物理地址、邏輯地址、線性地址（也叫虛擬地址）三種地址

物理地址

在存儲(chǔ)器里以字節(jié)為單位存儲(chǔ)信息，為正確地存放或取得信息，每一個(gè)字節(jié)單元給以一個(gè)唯一的存儲(chǔ)器地址，稱為物理地址（Physical Address），又叫實(shí)際地址或絕對(duì)地址。

地址從0開始編號(hào)，順序地每次加1，因此存儲(chǔ)器的物理地址空間是呈線性增長(zhǎng)的。它是用二進(jìn)制數(shù)來(lái)表示的，是無(wú)符號(hào)整數(shù)，書寫格式為十六進(jìn)制數(shù)。它是出現(xiàn)在CPU外部地址總線上的尋址物理內(nèi)存的地址信號(hào)，是地址變換的最終結(jié)果。用于內(nèi)存芯片級(jí)的單元尋址，與處理器和CPU連接的地址總線相對(duì)應(yīng)。

邏輯地址

邏輯地址是指在計(jì)算機(jī)體系結(jié)構(gòu)中是指應(yīng)用程序角度看到的內(nèi)存單元（memory cell）、存儲(chǔ)單元（storage element）、網(wǎng)絡(luò)主機(jī)（network host）的地址。邏輯地址往往不同于物理地址（physical address），通過(guò)地址翻譯器（address translator）或映射函數(shù)可以把邏輯地址轉(zhuǎn)化為物理地址。

在有地址變換功能的計(jì)算機(jī)中,訪問(wèn)指令給出的地址 (操作數(shù)) 叫邏輯地址,也叫相對(duì)地址。要經(jīng)過(guò)尋址方式的計(jì)算或變換才得到內(nèi)存儲(chǔ)器中的物理地址。把用戶程序中使用的地址稱為相對(duì)地址即邏輯地址。邏輯地址由兩個(gè)16位的地址分量構(gòu)成，一個(gè)為段基值，另一個(gè)為偏移量。兩個(gè)分量均為無(wú)符號(hào)數(shù)編碼。

線性地址

線性地址（Linear Address）是邏輯地址到物理地址變換之間的中間層。在分段部件中邏輯地址是段中的偏移地址，然后加上基地址就是線性地址。

線性地址是一個(gè)32位無(wú)符號(hào)整數(shù)，可以用來(lái)表示高達(dá)4GB的地址，也就是，高達(dá)4294967296個(gè)內(nèi)存單元。線性地址通常用十六進(jìn)制數(shù)字表示，值的范圍從0x00000000到0xffffffff）。程序代碼會(huì)產(chǎn)生邏輯地址，通過(guò)邏輯地址變換就可以生成一個(gè)線性地址。如果啟用了分頁(yè)機(jī)制，那么線性地址可以再經(jīng)過(guò)變換以產(chǎn)生一個(gè)物理地址。當(dāng)采用4KB分頁(yè)大小的時(shí)候，線性地址的高10位為頁(yè)目錄項(xiàng)在頁(yè)目錄表中的編號(hào)，中間10位為頁(yè)表中的頁(yè)號(hào)，其低12位則為偏移地址。如果是使用4MB分頁(yè)機(jī)制，則高10位頁(yè)號(hào)，低22位為偏移地址。如果沒(méi)有啟用分頁(yè)機(jī)制，那么線性地址直接就是物理地址。

1.43 Linux的靜態(tài)網(wǎng)絡(luò)怎么配置？

參考回答

網(wǎng)絡(luò)配置的配置文件在/etc/sysconfig/network-scripts/下，文件名前綴為ifcfg-后面跟的就是網(wǎng)卡的名稱，可以使用ifconfig查看，也可以使用命令： ls /etc/sysconfig/network-scripts/ifcfg-* 列出所有的設(shè)備配置文件，

比如這里就是ifcfg-eno16777984這個(gè)文件，ifcfg-lo是本地回環(huán)地址的配置文件，所有計(jì)算機(jī)都有，不用動(dòng)他，

現(xiàn)在使用： vim /etc/sysconfig/network-scripts/ifcfg-eno16777984 打開配置文件進(jìn)行編輯，默認(rèn)情況是dhcp動(dòng)態(tài)獲取的，如下圖：

這時(shí)候如果想修改成靜態(tài)的，首先把BOOTPROTO="dhcp"改成BOOTPROTO="static"表示靜態(tài)獲取，然后在最后追加比如下面的配置：
BROADCAST=192.168.1.255 IPADDR=192.168.1.33 NETMASK=255.255.255.0 GATEWAY=192.168.1.1
BROADCAST設(shè)置的是局域網(wǎng)廣播地址，IPADDR就是靜態(tài)IP，NETMASK是子網(wǎng)掩碼，GATEWAY就是網(wǎng)關(guān)或者路由地址；需要說(shuō)明，原來(lái)還有個(gè)NETWORK配置的是局域網(wǎng)網(wǎng)絡(luò)號(hào)，這個(gè)是ifcalc自動(dòng)計(jì)算的，所以這里配置這些就足夠了，最終配置如下圖：

配置完成之后保存退出，

設(shè)置完畢，然后使用命令： /etc/init.d/network restart 或者 service network restart 重啟網(wǎng)絡(luò)服務(wù)，重啟后如果路由配置了支持靜態(tài)IP，那么linux就能獲取到剛才配置的IP地址，這樣靜態(tài)IP就配置成功了

1.44 DNS用了哪些協(xié)議？

參考回答

DNS在進(jìn)行區(qū)域傳輸?shù)臅r(shí)候使用TCP協(xié)議，其它時(shí)候則使用UDP協(xié)議；

DNS的規(guī)范規(guī)定了2種類型的DNS服務(wù)器，一個(gè)叫主DNS服務(wù)器，一個(gè)叫輔助DNS服務(wù)器。在一個(gè)區(qū)中主DNS服務(wù)器從自己本機(jī)的數(shù)據(jù)文件中讀取該區(qū)的DNS數(shù)據(jù)信息，而輔助DNS服務(wù)器則從區(qū)的主DNS服務(wù)器中讀取該區(qū)的DNS數(shù)據(jù)信息。當(dāng)一個(gè)輔助DNS服務(wù)器啟動(dòng)時(shí)，它需要與主DNS服務(wù)器通信，并加載數(shù)據(jù)信息，這就叫做區(qū)傳送（zone transfer）。

為什么既使用TCP又使用UDP？

UDP報(bào)文的最大長(zhǎng)度為512字節(jié)，而TCP則允許報(bào)文長(zhǎng)度超過(guò)512字節(jié)。當(dāng)DNS查詢超過(guò)512字節(jié)時(shí)，協(xié)議的TC標(biāo)志出現(xiàn)刪除標(biāo)志，這時(shí)則使用TCP發(fā)送。通常傳統(tǒng)的UDP報(bào)文一般不會(huì)大于512字節(jié)。

區(qū)域傳送時(shí)使用TCP，主要有以下兩點(diǎn)考慮：

輔域名服務(wù)器會(huì)定時(shí)（一般時(shí)3小時(shí)）向主域名服務(wù)器進(jìn)行查詢以便了解數(shù)據(jù)是否有變動(dòng)。如有變動(dòng)，則會(huì)執(zhí)行一次區(qū)域傳送，進(jìn)行數(shù)據(jù)同步。區(qū)域傳送將使用TCP而不是UDP，因?yàn)閿?shù)據(jù)同步傳送的數(shù)據(jù)量比一個(gè)請(qǐng)求和應(yīng)答的數(shù)據(jù)量要多得多。
TCP是一種可靠的連接，保證了數(shù)據(jù)的準(zhǔn)確性。

域名解析時(shí)使用UDP協(xié)議：

客戶端向DNS服務(wù)器查詢域名，一般返回的內(nèi)容都不超過(guò)512字節(jié)，用UDP傳輸即可。不用經(jīng)過(guò)TCP三次握手，這樣DNS服務(wù)器負(fù)載更低，響應(yīng)更快。雖然從理論上說(shuō)，客戶端也可以指定向DNS服務(wù)器查詢的時(shí)候使用TCP，但事實(shí)上，很多DNS服務(wù)器進(jìn)行配置的時(shí)候，僅支持UDP查詢包。

1.45 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)Linux內(nèi)核的了解。

參考回答

內(nèi)核是操作系統(tǒng)的核心，具有很多最基本功能，它負(fù)責(zé)管理系統(tǒng)的進(jìn)程、內(nèi)存、設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序、文件和網(wǎng)絡(luò)系統(tǒng)，決定著系統(tǒng)的性能和穩(wěn)定性。

Linux 內(nèi)核有 4 項(xiàng)工作：

內(nèi)存管理： 追蹤記錄有多少內(nèi)存存儲(chǔ)了什么以及存儲(chǔ)在哪里
進(jìn)程管理： 確定哪些進(jìn)程可以使用中央處理器（CPU）、何時(shí)使用以及持續(xù)多長(zhǎng)時(shí)間
設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序： 充當(dāng)硬件與進(jìn)程之間的調(diào)解程序/解釋程序
系統(tǒng)調(diào)用和安全防護(hù)： 從流程接受服務(wù)請(qǐng)求

在正確實(shí)施的情況下，內(nèi)核對(duì)于用戶是不可見的，它在自己的小世界（稱為內(nèi)核空間）中工作，并從中分配內(nèi)存和跟蹤所有內(nèi)容的存儲(chǔ)位置。用戶所看到的內(nèi)容（例如 Web 瀏覽器和文件則被稱為用戶空間。這些應(yīng)用通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用接口（SCI）與內(nèi)核進(jìn)行交互。

舉例來(lái)說(shuō)，內(nèi)核就像是一個(gè)為高管（硬件）服務(wù)的忙碌的個(gè)人助理。助理的工作就是將員工和公眾（用戶）的消息和請(qǐng)求（進(jìn)程）轉(zhuǎn)交給高管，記住存放的內(nèi)容和位置（內(nèi)存），并確定在任何特定的時(shí)間誰(shuí)可以拜訪高管、會(huì)面時(shí)間有多長(zhǎng)。

為了更具象地理解內(nèi)核，不妨將 Linux 計(jì)算機(jī)想象成有三層結(jié)構(gòu)：

硬件：物理機(jī)（這是系統(tǒng)的底層結(jié)構(gòu)或基礎(chǔ)）是由內(nèi)存（RAM）、處理器（或 CPU）以及輸入/輸出（I/O）設(shè)備（例如存儲(chǔ)、網(wǎng)絡(luò)和圖形）組成的。其中，CPU 負(fù)責(zé)執(zhí)行計(jì)算和內(nèi)存的讀寫操作。

Linux 內(nèi)核：操作系統(tǒng)的核心。它是駐留在內(nèi)存中的軟件，用于告訴 CPU 要執(zhí)行哪些操作。

用戶進(jìn)程：這些是內(nèi)核所管理的運(yùn)行程序。用戶進(jìn)程共同構(gòu)成了用戶空間。用戶進(jìn)程有時(shí)也簡(jiǎn)稱為進(jìn)程。內(nèi)核還允許這些進(jìn)程和服務(wù)器彼此進(jìn)行通信（稱為進(jìn)程間通信或 IPC）。

系統(tǒng)執(zhí)行的代碼通過(guò)以下兩種模式之一在 CPU 上運(yùn)行：內(nèi)核模式或用戶模式。在內(nèi)核模式下運(yùn)行的代碼可以不受限制地訪問(wèn)硬件，而用戶模式則會(huì)限制 SCI 對(duì) CPU 和內(nèi)存的訪問(wèn)。內(nèi)存也存在類似的分隔情況（內(nèi)核空間和用戶空間）。這兩個(gè)小細(xì)節(jié)構(gòu)成了一些復(fù)雜操作的基礎(chǔ)，例如安全防護(hù)、構(gòu)建容器和虛擬機(jī)的權(quán)限分隔。

這也意味著：如果進(jìn)程在用戶模式下失敗，則損失有限，無(wú)傷大雅，可以由內(nèi)核進(jìn)行修復(fù)。另一方面，由于內(nèi)核進(jìn)程要訪問(wèn)內(nèi)存和處理器，因此內(nèi)核進(jìn)程的崩潰可能會(huì)引起整個(gè)系統(tǒng)的崩潰。由于用戶進(jìn)程之間會(huì)有適當(dāng)?shù)谋Ｗo(hù)措施和權(quán)限要求，因此一個(gè)進(jìn)程的崩潰通常不會(huì)引起太多問(wèn)題。

1.46 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)Linux內(nèi)核態(tài)與用戶態(tài)的了解。

參考回答

內(nèi)核態(tài)其實(shí)從本質(zhì)上說(shuō)就是內(nèi)核，它是一種特殊的軟件程序，控制計(jì)算機(jī)的硬件資源，例如協(xié)調(diào)CPU資源，分配內(nèi)存資源，并且提供穩(wěn)定的環(huán)境供應(yīng)用程序運(yùn)行。

用戶態(tài)就是提供應(yīng)用程序運(yùn)行的空間，為了使應(yīng)用程序訪問(wèn)到內(nèi)核管理的資源例如CPU，內(nèi)存，I/O。內(nèi)核必須提供一組通用的訪問(wèn)接口，這些接口就叫系統(tǒng)調(diào)用。

系統(tǒng)調(diào)用是操作系統(tǒng)的最小功能單位。根據(jù)不同的應(yīng)用場(chǎng)景，不同的Linux發(fā)行版本提供的系統(tǒng)調(diào)用數(shù)量也不盡相同，大致在240-350之間。這些系統(tǒng)調(diào)用組成了用戶態(tài)跟內(nèi)核態(tài)交互的基本接口。
從用戶態(tài)到內(nèi)核態(tài)切換可以通過(guò)三種方式：
系統(tǒng)調(diào)用：系統(tǒng)調(diào)用本身就是中斷，但是是軟件中斷，跟硬中斷不同。
異常：如果當(dāng)前進(jìn)程運(yùn)行在用戶態(tài)，如果這個(gè)時(shí)候發(fā)生了異常事件，就會(huì)觸發(fā)切換。例如：缺頁(yè)異常。
外設(shè)中斷：當(dāng)外設(shè)完成用戶的請(qǐng)求時(shí)，會(huì)向CPU發(fā)送中斷信號(hào)。

1.47 Linux負(fù)載是什么？

參考回答

負(fù)載(load)是linux機(jī)器的一個(gè)重要指標(biāo)，直觀了反應(yīng)了機(jī)器當(dāng)前的狀態(tài)。

在UNIX系統(tǒng)中，系統(tǒng)負(fù)載是對(duì)當(dāng)前CPU工作量的度量，被定義為特定時(shí)間間隔內(nèi)運(yùn)行隊(duì)列中的平均線程數(shù)。load average 表示機(jī)器一段時(shí)間內(nèi)的平均load。這個(gè)值越低越好。負(fù)載過(guò)高會(huì)導(dǎo)致機(jī)器無(wú)法處理其他請(qǐng)求及操作，甚至導(dǎo)致死機(jī)。

top 或 uptime 等命令會(huì)輸出系統(tǒng)的平均負(fù)載 (Load Average)，一般會(huì)有三個(gè)值，分別代表 1 分鐘，5 分鐘和 15 分鐘的平均負(fù)載。

負(fù)載記錄的是 CPU 的負(fù)荷，能對(duì) CPU 造成負(fù)荷的是進(jìn)程（包括線程）的執(zhí)行。負(fù)載的數(shù)值代表的是 CPU 還沒(méi)處理完的進(jìn)程的數(shù)目。

系統(tǒng)的負(fù)載采用的是指數(shù)移動(dòng)平均，計(jì)算方法如下：
S(0) = 0 S(t) = a * X(t) + (1-a)*S(t-1)
其中，X(t) 為最近一次采樣的值，a 為最近采樣值占的比重，S(t) 則是系統(tǒng)最近一次采樣的負(fù)載。

指數(shù)移動(dòng)平均的計(jì)算方式會(huì)累計(jì)歷史所有的采樣值，但離現(xiàn)在越久，占的比重越小。更具體的，Linux 系統(tǒng)上對(duì) 1 分鐘的平均負(fù)載取 a 的取值2為 1 - e^(-5/60)，5 分鐘為 1 - e^(-5s/5min)，以此類推。

以一分鐘為例，上面的取值能達(dá)到的效果是，最近一分鐘的采樣占所有歷史值的比重約為 63%（準(zhǔn)確值為 1 - 1/e），5 分鐘和 15 分鐘也一樣。

單核滿載是 1，有 n 核滿載是 n。一般說(shuō)線上運(yùn)行的系統(tǒng)大于 0.7 的時(shí)候就要注意了。

1.48 Linux如何設(shè)置開機(jī)啟動(dòng)？

參考回答

編輯rc.loacl腳本

linux開機(jī)之后會(huì)執(zhí)行/etc/rc.local文件中的腳本。

所以可以直接在/etc/rc.local中添加啟動(dòng)腳本。
$ vim /etc/rc.local

添加一個(gè)開機(jī)啟動(dòng)服務(wù)。

將啟動(dòng)腳本復(fù)制到 /etc/init.d目錄下，并設(shè)置腳本權(quán)限, 假設(shè)腳本為test
$ mv test /etc/init.d/test$ sudo chmod 755 /etc/init.d/test
將該腳本放倒啟動(dòng)列表中去
$ cd .etc/init.d$ sudo update-rc.d test defaults 95
注：其中數(shù)字95是腳本啟動(dòng)的順序號(hào)，按照自己的需要相應(yīng)修改即可。在有多個(gè)啟動(dòng)腳本，而它們之間又有先后啟動(dòng)的依賴關(guān)系時(shí)就知道這個(gè)數(shù)字的具體作用了。

將該腳本從啟動(dòng)列表中剔除
$ cd /etc/init.d$ sudo update-rc.d -f test remove

1.49 談?wù)凩inux的內(nèi)存管理。

參考回答

常見的計(jì)算機(jī)存儲(chǔ)層次如下：

寄存器：CPU提供的，讀寫ns級(jí)別，容量字節(jié)級(jí)別。
CPU緩存：CPU和CPU間的緩存，讀寫10ns級(jí)別，容量較大一些，百到千節(jié)。
主存：動(dòng)態(tài)內(nèi)存，讀寫100ns級(jí)別，容量GB級(jí)別。
外部存儲(chǔ)介質(zhì)：磁盤、SSD，讀寫ms級(jí)別，容量可擴(kuò)展到TB級(jí)別。

CPU內(nèi)的緩存示意圖如下：

其中 L1d 和 L1i 都是CPU內(nèi)部的cache，

L1d 是數(shù)據(jù)cache。
L1i 是指令緩存。
L2是CPU內(nèi)部的，不區(qū)分指令和數(shù)據(jù)的。
由于現(xiàn)代PC有多個(gè)CPU，L3緩存多個(gè)核心共用一個(gè)。

對(duì)于編程人員來(lái)說(shuō)，絕大部分觀察主存和外部存儲(chǔ)介質(zhì)就可以了。如果要做極致的性能優(yōu)化，可以關(guān)注L1、L2、L3的cache，比如nginx的綁核操作、pthread調(diào)度會(huì)影響CPU cache等。

1. 虛擬內(nèi)存

物理內(nèi)存是有限的（即使支持了熱插拔）、非連續(xù)的，不同的CPU架構(gòu)對(duì)物理內(nèi)存的組織都不同。這使得直接使用物理內(nèi)存非常復(fù)雜，為了降低使用內(nèi)存的復(fù)雜度，引入了虛擬內(nèi)存機(jī)制。

虛擬內(nèi)存抽象了應(yīng)用程序物理內(nèi)存的細(xì)節(jié)，只允許物理內(nèi)存保存所需的信息（按需分頁(yè)），并提供了一種保護(hù)和控制進(jìn)程間數(shù)據(jù)共享數(shù)據(jù)的機(jī)制。有了虛擬內(nèi)存機(jī)制之后，每次訪問(wèn)可以使用更易理解的虛擬地址，讓CPU轉(zhuǎn)換成實(shí)際的物理地址訪問(wèn)內(nèi)存，降低了直接使用、管理物理內(nèi)存的門檻。

物理內(nèi)存按大小被分成頁(yè)框、頁(yè)，每塊物理內(nèi)存可以被映射為一個(gè)或多個(gè)虛擬內(nèi)存頁(yè)。這塊映射關(guān)系，由操作系統(tǒng)的頁(yè)表來(lái)保存，頁(yè)表是有層級(jí)的。層級(jí)最低的頁(yè)表，保存實(shí)際頁(yè)面的物理地址，較高層級(jí)的頁(yè)表包含指向低層級(jí)頁(yè)表的物理地址，指向頂級(jí)的頁(yè)表的地址，駐留在寄存器中。當(dāng)執(zhí)行地址轉(zhuǎn)換時(shí)，先從寄存器獲取頂級(jí)頁(yè)表地址，然后依次索引，找到具體頁(yè)面的物理地址。

2. 大頁(yè)機(jī)制

虛擬地址轉(zhuǎn)換的過(guò)程中，需要好幾個(gè)內(nèi)存訪問(wèn)，由于內(nèi)存訪問(wèn)相對(duì)CPU較慢，為了提高性能，CPU維護(hù)了一個(gè)TLB地址轉(zhuǎn)換的cache，TLB是比較重要且珍稀的緩存，對(duì)于大內(nèi)存工作集的應(yīng)用程序，會(huì)因TLB命中率低大大影響到性能。

為了減少TLB的壓力，增加TLB緩存的命中率，有些系統(tǒng)會(huì)把頁(yè)的大小設(shè)為MB或者GB，這樣頁(yè)的數(shù)目少了，需要轉(zhuǎn)換的頁(yè)表項(xiàng)也小了，足以把虛擬地址和物理地址的映射關(guān)系，全部保存于TLB中。

3. 區(qū)域概念

通常硬件會(huì)對(duì)訪問(wèn)不同的物理內(nèi)存的范圍做出限制，在某些情況下設(shè)備無(wú)法對(duì)所有的內(nèi)存區(qū)域做DMA。在其他情況下，物理內(nèi)存的大小也會(huì)超過(guò)了虛擬內(nèi)存的最大可尋址大小，需要執(zhí)行特殊操作，才能訪問(wèn)這些區(qū)域。這些情況下，Linux對(duì)內(nèi)存頁(yè)的可能使用情況將其分組到各自的區(qū)域中（方便管理和限制）。比如ZONE_DMA用于指明哪些可以用于DMA的區(qū)域，ZONE_HIGHMEM包含未永久映射到內(nèi)核地址空間的內(nèi)存，ZONE_NORMAL標(biāo)識(shí)正常的內(nèi)存區(qū)域。

4. 節(jié)點(diǎn)

多核CPU的系統(tǒng)中，通常是NUMA系統(tǒng)（非統(tǒng)一內(nèi)存訪問(wèn)系統(tǒng)）。在這種系統(tǒng)中，內(nèi)存被安排成具有不同訪問(wèn)延遲的存儲(chǔ)組，這取決于與處理器的距離。每一個(gè)庫(kù)，被稱為一個(gè)節(jié)點(diǎn)，每個(gè)節(jié)點(diǎn)Linux構(gòu)建了一個(gè)獨(dú)立的內(nèi)存管理子系統(tǒng)。一個(gè)節(jié)點(diǎn)有自己的區(qū)域集、可用頁(yè)和已用頁(yè)表和各種統(tǒng)計(jì)計(jì)數(shù)器。

5. page cache

從外部存儲(chǔ)介質(zhì)中加載數(shù)據(jù)到內(nèi)存中，這個(gè)過(guò)程是比較耗時(shí)的，因?yàn)橥獠看鎯?chǔ)介質(zhì)讀寫性能毫秒級(jí)。為了減少外部存儲(chǔ)設(shè)備的讀寫，Linux內(nèi)核提供了Page cache。最常見的操作，每次讀取文件時(shí)，數(shù)據(jù)都會(huì)被放入頁(yè)面緩存中，以避免后續(xù)讀取時(shí)所進(jìn)行昂貴的磁盤訪問(wèn)。同樣，當(dāng)寫入文件時(shí)，數(shù)據(jù)被重新放置在緩存中，被標(biāo)記為臟頁(yè)，定期的更新到存儲(chǔ)設(shè)備上，以提高讀寫性能。

6. 匿名內(nèi)存

匿名內(nèi)存或者匿名映射表示不受文件系統(tǒng)支持的內(nèi)存，比如程序的堆棧隱式創(chuàng)立的，或者顯示通過(guò)mmap創(chuàng)立的。

7. 內(nèi)存回收

貫穿系統(tǒng)的生命周期，一個(gè)物理頁(yè)可存儲(chǔ)不同類型的數(shù)據(jù)，可以是內(nèi)核的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，或是DMA訪問(wèn)的buffer，或是從文件系統(tǒng)讀取的數(shù)據(jù)，或是用戶程序分配的內(nèi)存等。

根據(jù)頁(yè)面的使用情況，Linux內(nèi)存管理對(duì)其進(jìn)行了不同的處理，可以隨時(shí)釋放的頁(yè)面，稱之為可回收頁(yè)面，這類頁(yè)面為：頁(yè)面緩存或者是匿名內(nèi)存（被再次交換到硬盤上）

大多數(shù)情況下，保存內(nèi)部?jī)?nèi)核數(shù)據(jù)并用DMA緩沖區(qū)的頁(yè)面是不能重新被回收的，但是某些情況下，可以回收使用內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的頁(yè)面。例如：文件系統(tǒng)元數(shù)據(jù)的內(nèi)存緩存，當(dāng)系統(tǒng)處于內(nèi)存壓力情況下，可以從主存中丟棄它們。

釋放可回收的物理內(nèi)存頁(yè)的過(guò)程，被稱之為回收，可以同步或者異步的回收操作。當(dāng)系統(tǒng)負(fù)載增加到一定程序時(shí)，kswapd守護(hù)進(jìn)程會(huì)異步的掃描物理頁(yè)，可回收的物理頁(yè)被釋放，并逐出備份到存儲(chǔ)設(shè)備。

8. compaction

系統(tǒng)運(yùn)行一段時(shí)間，內(nèi)存就會(huì)變得支離破碎。雖然使用虛擬村內(nèi)可以將分散的物理頁(yè)顯示為連續(xù)的物理頁(yè)，但有時(shí)需要分配較大的物理連續(xù)內(nèi)存區(qū)域。比如設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序需要一個(gè)用于DMA的大緩沖區(qū)時(shí)，或者大頁(yè)內(nèi)存機(jī)制分頁(yè)時(shí)。內(nèi)存compact可以解決了內(nèi)存碎片的問(wèn)題，這個(gè)機(jī)制將被占用的頁(yè)面，從內(nèi)存區(qū)域合適的移動(dòng)，以換取大塊的空閑物理頁(yè)的過(guò)程，由kcompactd守護(hù)進(jìn)程完成。

9. OOM killer

機(jī)器上的內(nèi)存可能會(huì)被耗盡，并且內(nèi)核將無(wú)法回收足夠的內(nèi)存用于運(yùn)行新的程序，為了保存系統(tǒng)的其余部分，內(nèi)核會(huì)調(diào)用OOM killer殺掉一些進(jìn)程，以釋放內(nèi)存。

段頁(yè)機(jī)制

段頁(yè)機(jī)制是操作系統(tǒng)管理內(nèi)存的一種方式，簡(jiǎn)單的來(lái)說(shuō)，就是如何管理、組織系統(tǒng)中的內(nèi)存。要理解這種機(jī)制，需要了解一下內(nèi)存尋址的發(fā)展歷程。

直接尋址：早期的內(nèi)存很小，通過(guò)硬編碼的形式，直接定位到內(nèi)存地址。這種方式有著明顯的缺點(diǎn)：可控性弱、難以重定位、難以維護(hù)
分段機(jī)制：8086處理器，尋址空間達(dá)到1MB，即地址線擴(kuò)展了20位，由于制作20位的寄存器較為困難，為了能在16位的寄存器的基礎(chǔ)上，尋址20位的地址空間，引入了段的概念，即內(nèi)存地址=段基址左移4位+偏移
分頁(yè)機(jī)制：隨著尋址空間的進(jìn)一步擴(kuò)大、虛擬內(nèi)存技術(shù)的引入，操作系統(tǒng)引入了分頁(yè)機(jī)制。引入分頁(yè)機(jī)制后，邏輯地址經(jīng)過(guò)段機(jī)制轉(zhuǎn)換得到的地址僅是中間地址，還需要通過(guò)頁(yè)機(jī)制轉(zhuǎn)換，才能得到實(shí)際的物理地址。邏輯地址 -->(分段機(jī)制) 線性地址 -->(分頁(yè)機(jī)制) 物理地址。

1.50 談?wù)剝?nèi)存映射文件。

參考回答

內(nèi)存映射（mmap） 是一種內(nèi)存映射文件的方法，即將一個(gè)文件或者其他對(duì)象映射到進(jìn)程的地址空間，實(shí)現(xiàn)文件磁盤地址和應(yīng)用程序進(jìn)程虛擬地址空間中一段虛擬地址的一一映射關(guān)系。實(shí)現(xiàn)這樣的映射關(guān)系后，進(jìn)程就可以采用指針的方式讀寫操作這一段內(nèi)存，而系統(tǒng)會(huì)自動(dòng)回寫藏頁(yè)面到對(duì)應(yīng)的文件磁盤上。應(yīng)用程序處理映射部分如同訪問(wèn)主存。

mmap內(nèi)存映射原理

（1）線程啟動(dòng)映射過(guò)程，并在虛擬地址空間中為映射創(chuàng)建虛擬映射區(qū)域。

先在用戶空間調(diào)用庫(kù)函數(shù)mmap，并在進(jìn)程當(dāng)前進(jìn)程的虛擬地址空間中，尋找一段空閑的滿足要求的連續(xù)虛擬地址作為內(nèi)存虛擬映射區(qū)域，對(duì)此區(qū)域初始化并插入進(jìn)程的虛擬地址區(qū)域鏈表或樹中。

（2）系統(tǒng)在內(nèi)核空間調(diào)用內(nèi)核函數(shù)mmap，實(shí)現(xiàn)文件物理地址和進(jìn)程虛擬地址之間的一一映射關(guān)系。

（3）進(jìn)程發(fā)起堆這片映射空間的訪問(wèn)

進(jìn)程讀寫操作訪問(wèn)虛擬地址，查詢頁(yè)表，發(fā)現(xiàn)這一段地址并不在內(nèi)存的物理頁(yè)面上，因?yàn)殡m然建立了映射關(guān)系，但是還沒(méi)有將文件從磁盤移到內(nèi)存中。由此發(fā)生缺頁(yè)中斷，內(nèi)核請(qǐng)求從磁盤調(diào)入頁(yè)面。調(diào)頁(yè)過(guò)程先在交換緩存空間（swap cache）中查找，若沒(méi)有則通過(guò)nopage函數(shù)把缺失頁(yè)從磁盤調(diào)入內(nèi)存。之后進(jìn)程會(huì)對(duì)其做讀寫操作，若寫操作改變了頁(yè)面內(nèi)容，一段時(shí)間后系統(tǒng)會(huì)自動(dòng)回寫臟頁(yè)面到磁盤中。(修改過(guò)的臟頁(yè)面不會(huì)立即更新到文件中，可以調(diào)用msync來(lái)強(qiáng)制同步，寫入文件)

mmap和分頁(yè)文件操作的區(qū)別

區(qū)別在于分頁(yè)文件操作在進(jìn)程訪存時(shí)是需要先查詢頁(yè)面緩存 (page cache) 的，若發(fā)生缺頁(yè)中斷，需要通過(guò)inode定位文件磁盤地址，先把缺失文件復(fù)制到page cache，再?gòu)膒age cache復(fù)制到內(nèi)存中，才能進(jìn)行訪問(wèn)。這樣訪存需要經(jīng)過(guò)兩次文件復(fù)制，寫操作也是一樣?？偨Y(jié)來(lái)說(shuō)，常規(guī)文件操作為了提高讀寫效率和保護(hù)磁盤，使用了頁(yè)緩存機(jī)制。這樣造成讀文件時(shí)需要先將文件頁(yè)從磁盤拷貝到頁(yè)緩存中，由于頁(yè)緩存處在內(nèi)核空間，不能被用戶進(jìn)程直接尋址，所以還需要將頁(yè)緩存中數(shù)據(jù)頁(yè)再次拷貝到內(nèi)存對(duì)應(yīng)的用戶空間中。但mmap的優(yōu)勢(shì)在于，把磁盤文件與進(jìn)程虛擬地址做了映射，這樣可以跳過(guò)page cache，只使用一次數(shù)據(jù)拷貝。

1.51 談?wù)勌摂M內(nèi)存模型。

參考回答

虛擬內(nèi)存分成五大區(qū)，分別為棧區(qū)、堆區(qū)、全局區(qū)（靜態(tài)區(qū)）、文字常量區(qū)（常量存儲(chǔ)區(qū)）、程序代碼區(qū)。五大區(qū)特性如下：

棧區(qū)（stack）：由編譯器自動(dòng)分配釋放，存放函數(shù)的參數(shù)值，局部變量的值等。其操作方式類似于數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的棧。
堆區(qū)（heap）：一般由程序員分配釋放，若程序員不釋放，程序結(jié)束時(shí)可能由OS回收。注意它與數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的堆是兩回事，分配方式倒是類似于鏈表。
全局區(qū)（靜態(tài)區(qū)）（static）：全局變量和靜態(tài)變量的存儲(chǔ)是放在一塊的，初始化的全局變量和靜態(tài)變量在一塊區(qū)域，未初始化的全局變量和未初始化的靜態(tài)變量在相鄰的另一塊區(qū)域。程序結(jié)束后由系統(tǒng)釋放。
文字常量區(qū)（常量存儲(chǔ)區(qū)）：常量字符串就是放在這里的。程序結(jié)束后由系統(tǒng)釋放。這是一塊比較特殊的存儲(chǔ)區(qū)，他們里面存放的是常量，不允許修改。
程序代碼區(qū)：存放函數(shù)體的二進(jìn)制代碼。

答案解析

以32位的操作系統(tǒng)為例，32位的操作系統(tǒng)每個(gè)進(jìn)程對(duì)應(yīng)的虛擬內(nèi)存為4G（2的32次方），其中內(nèi)核區(qū)1G，用戶區(qū)3G。結(jié)構(gòu)圖如下：

1.52 什么是物理內(nèi)存和虛擬內(nèi)存，為什么要有虛擬內(nèi)存？

參考回答

物理內(nèi)存及虛擬內(nèi)存定義

物理內(nèi)存是相對(duì)于虛擬內(nèi)存而言的。物理內(nèi)存指通過(guò)物理內(nèi)存條而獲得的內(nèi)存空間，而虛擬內(nèi)存則是指將硬盤的一塊區(qū)域劃分來(lái)作為內(nèi)存。內(nèi)存主要作用是在計(jì)算機(jī)運(yùn)行時(shí)為操作系統(tǒng)和各種程序提供臨時(shí)儲(chǔ)存。

為什么要有虛擬內(nèi)存

在早期的計(jì)算機(jī)中，要運(yùn)行一個(gè)程序，會(huì)把這些程序全都裝入內(nèi)存，程序都是直接運(yùn)行在內(nèi)存上的，也就是說(shuō)程序中訪問(wèn)的內(nèi)存地址都是實(shí)際的物理內(nèi)存地址。當(dāng)計(jì)算機(jī)同時(shí)運(yùn)行多個(gè)程序時(shí)，必須保證這些程序用到的內(nèi)存總量要小于計(jì)算機(jī)實(shí)際物理內(nèi)存的大小。 早期內(nèi)存分配方法實(shí)例：

某臺(tái)計(jì)算機(jī)總的內(nèi)存大小是 128M ，現(xiàn)在同時(shí)運(yùn)行兩個(gè)程序 A 和 B ， A 需占用內(nèi)存 10M ， B 需占用內(nèi)存 110 。計(jì)算機(jī)在給程序分配內(nèi)存時(shí)會(huì)采取這樣的方法：先將內(nèi)存中的前 10M 分配給程序 A ，接著再?gòu)膬?nèi)存中剩余的 118M 中劃分出 110M 分配給程序 B 。這種分配方法可以保證程序 A 和程序 B 都能運(yùn)行，但是這種簡(jiǎn)單的內(nèi)存分配策略問(wèn)題很多。如下圖：

<https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img src=“https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img/asset/早期內(nèi)存分配截圖.png” alt=“早期內(nèi)存分配截圖” style=“zoom:80%;” />

早期內(nèi)存分配方法

早期的內(nèi)存分配方法存在如下幾個(gè)問(wèn)題**（為什么要有虛擬內(nèi)存的原因）**：

問(wèn)題 1 ：進(jìn)程地址空間不隔離。由于程序都是直接訪問(wèn)物理內(nèi)存，所以惡意程序可以隨意修改別的進(jìn)程的內(nèi)存數(shù)據(jù)，以達(dá)到破壞的目的。有些非惡意的，但是有 bug 的程序也可能不小心修改了其它程序的內(nèi)存數(shù)據(jù)，就會(huì)導(dǎo)致其它程序的運(yùn)行出現(xiàn)異常。這種情況對(duì)用戶來(lái)說(shuō)是無(wú)法容忍的，因?yàn)橛脩粝Ｍ褂糜?jì)算機(jī)的時(shí)候，其中一個(gè)任務(wù)失敗了，至少不能影響其它的任務(wù)。

問(wèn)題 2 ：內(nèi)存使用效率低。在 A 和 B 都運(yùn)行的情況下，如果用戶又運(yùn)行了程序 C，而程序 C 需要 20M 大小的內(nèi)存才能運(yùn)行，而此時(shí)系統(tǒng)只剩下 8M 的空間可供使用，所以此時(shí)系統(tǒng)必須在已運(yùn)行的程序中選擇一個(gè)將該程序的數(shù)據(jù)暫時(shí)拷貝到硬盤上，釋放出部分空間來(lái)供程序 C 使用，然后再將程序 C 的數(shù)據(jù)全部裝入內(nèi)存中運(yùn)行?？梢韵胂蟮玫?#xff0c;在這個(gè)過(guò)程中，有大量的數(shù)據(jù)在裝入裝出，導(dǎo)致效率十分低下。

問(wèn)題 3 ：程序運(yùn)行的地址不確定。當(dāng)內(nèi)存中的剩余空間可以滿足程序 C 的要求后，操作系統(tǒng)會(huì)在剩余空間中隨機(jī)分配一段連續(xù)的 20M 大小的空間給程序 C 使用，因?yàn)槭请S機(jī)分配的，所以程序運(yùn)行的地址是不確定的。

虛擬內(nèi)存的實(shí)現(xiàn)（可以在頁(yè)式或段式內(nèi)存管理的基礎(chǔ)上實(shí)現(xiàn)）

（1）在裝入程序時(shí)，不必將其全部裝入到內(nèi)存，而只需將當(dāng)前要執(zhí)行的部分頁(yè)面或段裝入到內(nèi)存，就可讓程序開始執(zhí)行；

（2）在程序執(zhí)行過(guò)程中，如果需執(zhí)行的指令或訪的數(shù)據(jù)尚未在內(nèi)存（稱為缺頁(yè)或缺段)，則由處理器通知操作系線將相應(yīng)的頁(yè)面或段調(diào)入到內(nèi)存，然后繼續(xù)執(zhí)訂程序；

（3）另一方面，操作系統(tǒng)將內(nèi)存中暫時(shí)不用的頁(yè)面或段調(diào)出保存在外存上，從而騰出更多空困空間存放將要裝入的程字以及將要調(diào)入的頁(yè)畫或段。

**虛擬技術(shù)基本特征：**大的用戶空間（物理內(nèi)存和外存相結(jié)合形成虛擬空間）、部分交換（調(diào)入和調(diào)出是對(duì)部分虛擬地址空間進(jìn)行的）、不連續(xù)性（物理內(nèi)存分配的不連續(xù)，虛擬地址空間使用的不連續(xù)）。

答案解析

分段

為了解決早期內(nèi)存分配方式帶來(lái)的問(wèn)題，人們想到了一種變通的方法，就是增加一個(gè)中間層，利用一種間接的地址訪問(wèn)方法訪問(wèn)物理內(nèi)存。按照這種方法，程序中訪問(wèn)的內(nèi)存地址不再是實(shí)際的物理內(nèi)存地址，而是一個(gè)虛擬地址，然后由操作系統(tǒng)將這個(gè)虛擬地址映射到適當(dāng)?shù)奈锢韮?nèi)存地址上。這樣，只要操作系統(tǒng)處理好虛擬地址到物理內(nèi)存地址的映射，就可以保證不同的程序最終訪問(wèn)的內(nèi)存地址位于不同的區(qū)域，彼此沒(méi)有重疊，就可以達(dá)到內(nèi)存地址空間隔離的效果。

當(dāng)創(chuàng)建一個(gè)進(jìn)程時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)為該進(jìn)程分配一個(gè) 4GB 大小的虛擬進(jìn)程地址空間。之所以是 4GB ，是因?yàn)樵?32 位的操作系統(tǒng)中，一個(gè)指針長(zhǎng)度是 4 字節(jié)，而 4 字節(jié)指針的尋址能力是從 0x000000000xFFFFFFFF，最大值 0xFFFFFFFF 表示的即為 4GB 大小的容量。與虛擬地址空間相對(duì)的，還有一個(gè)物理地址空間，這個(gè)地址空間對(duì)應(yīng)的是真實(shí)的物理內(nèi)存。如果你的計(jì)算機(jī)上安裝了 512M 大小的內(nèi)存，那么這個(gè)物理地址空間表示的范圍是 0x000000000x1FFFFFFF 。當(dāng)操作系統(tǒng)做虛擬地址到物理地址映射時(shí)，只能映射到這一范圍，操作系統(tǒng)也只會(huì)映射到這一范圍。當(dāng)進(jìn)程創(chuàng)建時(shí)，每個(gè)進(jìn)程都會(huì)有一個(gè)自己的 4GB 虛擬地址空間。要注意的是這個(gè) 4GB 的地址空間是“虛擬”的，并不是真實(shí)存在的，而且每個(gè)進(jìn)程只能訪問(wèn)自己虛擬地址空間中的數(shù)據(jù)，無(wú)法訪問(wèn)別的進(jìn)程中的數(shù)據(jù)，通過(guò)這種方法實(shí)現(xiàn)了進(jìn)程間的地址隔離。那是不是這 4GB 的虛擬地址空間應(yīng)用程序可以隨意使用呢？很遺憾，在 Windows 系統(tǒng)下，這個(gè)虛擬地址空間被分成了 4 部分： NULL 指針區(qū)、用戶區(qū)、 64KB 禁入?yún)^(qū)、內(nèi)核區(qū)。

（1）NULL指針區(qū) （0x00000000~0x0000FFFF）: 如果進(jìn)程中的一個(gè)線程試圖操作這個(gè)分區(qū)中的數(shù)據(jù)，CPU就會(huì)引發(fā)非法訪問(wèn)。他的作用是，調(diào)用 malloc 等內(nèi)存分配函數(shù)時(shí)，如果無(wú)法找到足夠的內(nèi)存空間，它將返回 NULL。而不進(jìn)行安全性檢查。它只是假設(shè)地址分配成功，并開始訪問(wèn)內(nèi)存地址 0x00000000（NULL）。由于禁止訪問(wèn)內(nèi)存的這個(gè)分區(qū)，因此會(huì)發(fā)生非法訪問(wèn)現(xiàn)象，并終止這個(gè)進(jìn)程的運(yùn)行。

（2）用戶模式分區(qū) ( 0x00010000~0xBFFEFFFF)：這個(gè)分區(qū)中存放進(jìn)程的私有地址空間。一個(gè)進(jìn)程無(wú)法以任何方式訪問(wèn)另外一個(gè)進(jìn)程駐留在這個(gè)分區(qū)中的數(shù)據(jù) （相同 exe，通過(guò) copy-on-write 來(lái)完成地址隔離）。（在windows中，所有 .exe 和動(dòng)態(tài)鏈接庫(kù)都載入到這一區(qū)域。系統(tǒng)同時(shí)會(huì)把該進(jìn)程可以訪問(wèn)的所有內(nèi)存映射文件映射到這一分區(qū)）。

（3）隔離區(qū) (0xBFFF0000~0xBFFFFFFF)：這個(gè)分區(qū)禁止進(jìn)入。任何試圖訪問(wèn)這個(gè)內(nèi)存分區(qū)的操作都是違規(guī)的。微軟保留這塊分區(qū)的目的是為了簡(jiǎn)化操作系統(tǒng)的現(xiàn)實(shí)。

（4）內(nèi)核區(qū) (0xC0000000~0xFFFFFFFF)：這個(gè)分區(qū)存放操作系統(tǒng)駐留的代碼。線程調(diào)度、內(nèi)存管理、文件系統(tǒng)支持、網(wǎng)絡(luò)支持和所有設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序代碼都在這個(gè)分區(qū)加載。這個(gè)分區(qū)被所有進(jìn)程共享。

應(yīng)用程序能使用的只是用戶區(qū)而已，大約 2GB 左右 ( 最大可以調(diào)整到 3GB) 。內(nèi)核區(qū)為 2GB ，內(nèi)核區(qū)保存的是系統(tǒng)線程調(diào)度、內(nèi)存管理、設(shè)備驅(qū)動(dòng)等數(shù)據(jù)，這部分?jǐn)?shù)據(jù)供所有的進(jìn)程共享，但應(yīng)用程序是不能直接訪問(wèn)的。

**人們之所以要?jiǎng)?chuàng)建一個(gè)虛擬地址空間，目的是為了解決進(jìn)程地址空間隔離的問(wèn)題。**但程序要想執(zhí)行，必須運(yùn)行在真實(shí)的內(nèi)存上，所以，必須在虛擬地址與物理地址間建立一種映射關(guān)系。這樣，通過(guò)映射機(jī)制，當(dāng)程序訪問(wèn)虛擬地址空間上的某個(gè)地址值時(shí)，就相當(dāng)于訪問(wèn)了物理地址空間中的另一個(gè)值。人們想到了一種分段(Sagmentation) 的方法，它的思想是在虛擬地址空間和物理地址空間之間做一一映射。比如說(shuō)虛擬地址空間中某個(gè) 10M 大小的空間映射到物理地址空間中某個(gè) 10M 大小的空間。這種思想理解起來(lái)并不難，操作系統(tǒng)保證不同進(jìn)程的地址空間被映射到物理地址空間中不同的區(qū)域上，這樣每個(gè)進(jìn)程最終訪問(wèn)到的。

物理地址空間都是彼此分開的。通過(guò)這種方式，就實(shí)現(xiàn)了進(jìn)程間的地址隔離。還是以實(shí)例說(shuō)明，假設(shè)有兩個(gè)進(jìn)程 A 和 B ，進(jìn)程 A 所需內(nèi)存大小為 10M ，其虛擬地址空間分布在 0x00000000 到 0x00A00000 ，進(jìn)程 B 所需內(nèi)存為 100M ，其虛擬地址空間分布為 0x00000000 到 0x06400000 。那么按照分段的映射方法，進(jìn)程 A 在物理內(nèi)存上映射區(qū)域?yàn)?0x00100000 到 0x00B00000 ，，進(jìn)程 B 在物理內(nèi)存上映射區(qū)域?yàn)?x00C00000 到 0x07000000 。于是進(jìn)程 A 和進(jìn)程 B 分別被映射到了不同的內(nèi)存區(qū)間，彼此互不重疊，實(shí)現(xiàn)了地址隔離。從應(yīng)用程序的角度看來(lái)，進(jìn)程 A 的地址空間就是分布在 0x00000000 到 0x00A00000 ，在做開發(fā)時(shí)，開發(fā)人員只需訪問(wèn)這段區(qū)間上的地址即可。應(yīng)用程序并不關(guān)心進(jìn)程 A 究竟被映射到物理內(nèi)存的那塊區(qū)域上了，所以程序的運(yùn)行地址也就是相當(dāng)于說(shuō)是確定的了。下圖顯示的是分段方式的內(nèi)存映射方法：

分段方式的內(nèi)存映射方法

這種分段的映射方法雖然解決了上述中的問(wèn)題1和問(wèn)題3，但并沒(méi)能解決問(wèn)題2，即內(nèi)存的使用效率問(wèn)題。在分段的映射方法中，每次換入換出內(nèi)存的都是整個(gè)程序，這樣會(huì)造成大量的磁盤訪問(wèn)操作，導(dǎo)致效率低下。所以這種映射方法還是稍顯粗糙，粒度比較大。實(shí)際上，程序的運(yùn)行有局部性特點(diǎn)，在某個(gè)時(shí)間段內(nèi)，程序只是訪問(wèn)程序的一小部分?jǐn)?shù)據(jù)，也就是說(shuō)，程序的大部分?jǐn)?shù)據(jù)在一個(gè)時(shí)間段內(nèi)都不會(huì)被用到。基于這種情況，人們想到了粒度更小的內(nèi)存分割和映射方法，這種方法就是分頁(yè) (Paging) 。

分頁(yè)

分頁(yè)的基本方法是，將地址空間分成許多的頁(yè)。每頁(yè)的大小由 CPU 決定，然后由操作系統(tǒng)選擇頁(yè)的大小。目前 Inter 系列的 CPU 支持 4KB 或 4MB 的頁(yè)大小，而 PC上目前都選擇使用 4KB 。按這種選擇， 4GB 虛擬地址空間共可以分成 1048576 頁(yè)， 512M 的物理內(nèi)存可以分為 131072 個(gè)頁(yè)。顯然虛擬空間的頁(yè)數(shù)要比物理空間的頁(yè)數(shù)多得多。

在分段的方法中，每次程序運(yùn)行時(shí)總是把程序全部裝入內(nèi)存，而分頁(yè)的方法則有所不同。分頁(yè)的思想是程序運(yùn)行時(shí)用到哪頁(yè)就為哪頁(yè)分配內(nèi)存，沒(méi)用到的頁(yè)暫時(shí)保留在硬盤上。當(dāng)用到這些頁(yè)時(shí)再在物理地址空間中為這些頁(yè)分配內(nèi)存，然后建立虛擬地址空間中的頁(yè)和剛分配的物理內(nèi)存頁(yè)間的映射。下面通過(guò)介紹一個(gè)可執(zhí)行文件的裝載過(guò)程來(lái)說(shuō)明分頁(yè)機(jī)制的實(shí)現(xiàn)方法。

一個(gè)可執(zhí)行文件 (PE 文件 ) 其實(shí)就是一些編譯鏈接好的數(shù)據(jù)和指令的集合，它也會(huì)被分成很多頁(yè)，在 PE 文件執(zhí)行的過(guò)程中，它往內(nèi)存中裝載的單位就是頁(yè)。當(dāng)一個(gè) PE 文件被執(zhí)行時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)先為該程序創(chuàng)建一個(gè) 4GB 的進(jìn)程虛擬地址空間。前面介紹過(guò)，虛擬地址空間只是一個(gè)中間層而已，它的功能是利用一種映射機(jī)制將虛擬地址空間映射到物理地址空間，所以，創(chuàng)建 4GB 虛擬地址空間其實(shí)并不是要真的創(chuàng)建空間，只是要?jiǎng)?chuàng)建那種映射機(jī)制所需要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)而已，這種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)就是頁(yè)目和頁(yè)表。

當(dāng)創(chuàng)建完虛擬地址空間所需要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)后，進(jìn)程開始讀取 PE 文件的第一頁(yè)。在PE 文件的第一頁(yè)包含了 PE 文件頭和段表等信息，進(jìn)程根據(jù)文件頭和段表等信息，將 PE 文件中所有的段一一映射到虛擬地址空間中相應(yīng)的頁(yè) (PE 文件中的段的長(zhǎng)度都是頁(yè)長(zhǎng)的整數(shù)倍 ) 。這時(shí) PE 文件的真正指令和數(shù)據(jù)還沒(méi)有被裝入內(nèi)存中，操作系統(tǒng)只是據(jù) PE 文件的頭部等信息建立了 PE 文件和進(jìn)程虛擬地址空間中頁(yè)的映射關(guān)系而已。當(dāng) CPU 要訪問(wèn)程序中用到的某個(gè)虛擬地址時(shí)，當(dāng) CPU 發(fā)現(xiàn)該地址并沒(méi)有相相關(guān)聯(lián)的物理地址時(shí)， CPU 認(rèn)為該虛擬地址所在的頁(yè)面是個(gè)空頁(yè)面， CPU 會(huì)認(rèn)為這是個(gè)頁(yè)錯(cuò)誤 (Page Fault) ， CPU 也就知道了操作系統(tǒng)還未給該 PE 頁(yè)面分配內(nèi)存，CPU 會(huì)將控制權(quán)交還給操作系統(tǒng)。操作系統(tǒng)于是為該 PE 頁(yè)面在物理空間中分配一個(gè)頁(yè)面，然后再將這個(gè)物理頁(yè)面與虛擬空間中的虛擬頁(yè)面映射起來(lái)，然后將控制權(quán)再還給進(jìn)程，進(jìn)程從剛才發(fā)生頁(yè)錯(cuò)誤的位置重新開始執(zhí)行。由于此時(shí)已為 PE 文件的那個(gè)頁(yè)面分配了內(nèi)存，所以就不會(huì)發(fā)生頁(yè)錯(cuò)誤了。隨著程序的執(zhí)行，頁(yè)錯(cuò)誤會(huì)不斷地產(chǎn)生，操作系統(tǒng)也會(huì)為進(jìn)程分配相應(yīng)的物理頁(yè)面來(lái)滿足進(jìn)程執(zhí)行的需求。

分頁(yè)方法的核心思想就是當(dāng)可執(zhí)行文件執(zhí)行到第 x 頁(yè)時(shí)，就為第 x 頁(yè)分配一個(gè)內(nèi)存頁(yè) y ，然后再將這個(gè)內(nèi)存頁(yè)添加到進(jìn)程虛擬地址空間的映射表中 , 這個(gè)映射表就相當(dāng)于一個(gè) y=f(x) 函數(shù)。應(yīng)用程序通過(guò)這個(gè)映射表就可以訪問(wèn)到 x 頁(yè)關(guān)聯(lián)的 y 頁(yè)了。

1.53 內(nèi)存和緩存有什么區(qū)別？

參考回答

內(nèi)存和緩存是計(jì)算機(jī)不同的組成部件。

內(nèi)存特性

內(nèi)存也被稱作內(nèi)存儲(chǔ)器，其作用是用于暫時(shí)存放CPU的運(yùn)算數(shù)據(jù)，以及與硬盤等外部存儲(chǔ)交換的數(shù)據(jù)。只要計(jì)算機(jī)在運(yùn)行中，CPU就會(huì)把需要進(jìn)行運(yùn)算的數(shù)據(jù)調(diào)到內(nèi)存中進(jìn)行運(yùn)算，當(dāng)運(yùn)算完成后CPU再將結(jié)果傳送出來(lái)，內(nèi)存的運(yùn)行也決定了計(jì)算機(jī)的穩(wěn)定運(yùn)行。

緩存特性

CPU芯片面積和成本的因素影響，決定了緩存都很小?，F(xiàn)在一般的緩存不過(guò)幾M，CPU緩存的運(yùn)行頻率極高，一般是和處理器同頻運(yùn)作，工作效率遠(yuǎn)遠(yuǎn)大于系統(tǒng)內(nèi)存和硬盤。實(shí)際工作時(shí)，CPU往往需要重復(fù)讀取讀取同樣的數(shù)據(jù)塊，而緩存容量的增大，可以大幅度提升CPU內(nèi)部讀取數(shù)據(jù)的命中率，而不用再到內(nèi)存或者硬盤上尋找，以此提高系統(tǒng)性能。

1.54 請(qǐng)你說(shuō)說(shuō)緩存溢出。

參考回答

緩存溢出及其危害

緩存溢出是指輸入到一個(gè)緩沖區(qū)或者數(shù)據(jù)保存區(qū)域的數(shù)據(jù)量超過(guò)了其容量，從而導(dǎo)致覆蓋了其它區(qū)域數(shù)據(jù)的狀況。攻擊者造成并利用這種狀況使系統(tǒng)崩潰或者通過(guò)插入特制的代碼來(lái)控制系統(tǒng)。被覆蓋的區(qū)域可能存有其它程序的變量、參數(shù)、類似于返回地址或指向前一個(gè)棧幀的指針等程序控制流數(shù)據(jù)。緩沖區(qū)可以位于堆、棧或進(jìn)程的數(shù)據(jù)段。這種錯(cuò)誤可能產(chǎn)生如下后果：

（1）破壞程序的數(shù)據(jù)；

（2）改變程序的控制流，因此可能訪問(wèn)特權(quán)代碼。

最終很有可能造成程序終止。當(dāng)攻擊者成功地攻擊了一個(gè)系統(tǒng)之后，作為攻擊的一部分，程序的控制流可能會(huì)跳轉(zhuǎn)到攻擊者選擇的代碼處，造成的結(jié)果是被攻擊的進(jìn)程可以執(zhí)行任意的特權(quán)代碼（比如通過(guò)判斷輸入是否和密碼匹配來(lái)訪問(wèn)特權(quán)代碼，如果存在緩沖區(qū)漏洞，非法輸入導(dǎo)致存放“密碼”的內(nèi)存區(qū)被覆蓋，從而使得“密碼”被改寫，因此判斷為匹配進(jìn)而獲得了特權(quán)代碼的訪問(wèn)權(quán)）

緩沖區(qū)溢出攻擊是最普遍和最具危害性的計(jì)算機(jī)安全攻擊類型之一。

如何預(yù)防緩存溢出

廣義上分為兩類：

（1）編譯時(shí)防御系統(tǒng)，目的是強(qiáng)化系統(tǒng)以抵御潛伏于新程序中的惡意攻擊

（2）運(yùn)行時(shí)預(yù)防系統(tǒng)，目的是檢測(cè)并終止現(xiàn)有程序中的惡意攻擊

1.55 深拷貝和淺拷貝的區(qū)別是什么，它們各自的使用場(chǎng)景是什么？

參考回答

淺拷貝只是對(duì)指針的拷貝，拷貝后兩個(gè)指針指向同一個(gè)內(nèi)存空間；深拷貝不斷對(duì)指針進(jìn)行拷貝，而且對(duì)指針指向的內(nèi)容進(jìn)行拷貝，經(jīng)深拷貝后的指針是指向兩個(gè)不同的地址空間。

淺拷貝

對(duì)一個(gè)已知對(duì)象進(jìn)行拷貝時(shí)，編譯系統(tǒng)會(huì)自動(dòng)調(diào)用一次構(gòu)造函數(shù)（拷貝構(gòu)造函數(shù)），如果用戶未定義拷貝構(gòu)造函數(shù)，則會(huì)調(diào)用默認(rèn)拷貝構(gòu)造函數(shù)，調(diào)用一次構(gòu)造函數(shù)，調(diào)用兩次析構(gòu)函數(shù)，兩個(gè)對(duì)象的指針成員所指內(nèi)存相同，但是程序結(jié)束時(shí)該內(nèi)存被釋放了兩次，會(huì)造成內(nèi)存泄漏問(wèn)題。

深拷貝

在對(duì)含有指針成員的對(duì)象進(jìn)行拷貝時(shí)，必須要自己定義拷貝構(gòu)造函數(shù)，使拷貝后的對(duì)象指針成員有自己的內(nèi)存空間，即進(jìn)行深拷貝，這樣就避免了內(nèi)存泄漏的發(fā)生，調(diào)用一次構(gòu)造函數(shù)，一次自定義拷貝構(gòu)造函數(shù)，兩次析構(gòu)函數(shù)。兩個(gè)對(duì)象的指針成員所指內(nèi)容不同。

1.56 說(shuō)說(shuō)IO模型。

參考回答

什么是IO

我們都知道unix世界里，一切皆文件。而文件是什么呢？文件就是一串二進(jìn)制流而已。無(wú)論是socket，還是FIFO、管道、終端，對(duì)我們來(lái)說(shuō)，一切都是文件，一切都是流。在信息交換的過(guò)程中，我們都是對(duì)這些流進(jìn)行數(shù)據(jù)的收發(fā)操作簡(jiǎn)稱為I/O操作(input and output)。往流中讀出數(shù)據(jù)，系統(tǒng)調(diào)用read；寫入數(shù)據(jù)，系統(tǒng)調(diào)用write。

計(jì)算機(jī)里有這么多的流，我怎么知道要操作哪個(gè)流呢？

做到這個(gè)的就是文件描述符，即通常所說(shuō)的fd，一個(gè)fd就是一個(gè)整數(shù)，所以對(duì)這個(gè)整數(shù)的操作就是對(duì)這個(gè)文件（流）的操作。我們創(chuàng)建一個(gè)socket，通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用會(huì)返回一個(gè)文件描述符，那么剩下對(duì)socket的操作就會(huì)轉(zhuǎn)化為對(duì)這個(gè)描述符的操作。不能不說(shuō)這又是一種分層和抽象的思想。

IO交互

對(duì)于一個(gè)輸入操作來(lái)說(shuō)，進(jìn)程IO系統(tǒng)調(diào)用后，內(nèi)核會(huì)先看緩沖區(qū)有沒(méi)有相應(yīng)的緩存數(shù)據(jù)，沒(méi)有的話再到設(shè)備中讀取，因?yàn)樵O(shè)備IO一般速度較慢，需要等待，內(nèi)核緩沖區(qū)有數(shù)據(jù)則直接復(fù)制到進(jìn)程空間。所以，對(duì)于一個(gè)網(wǎng)絡(luò)輸入操作通常包括兩個(gè)不同階段：

（1）等待網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)到達(dá)網(wǎng)卡->讀取到內(nèi)核緩沖區(qū)

（2）從內(nèi)核緩沖區(qū)復(fù)制數(shù)據(jù)->用戶空間

IO有內(nèi)存IO、網(wǎng)絡(luò)IO和磁盤IO三種，通常我們所說(shuō)的IO指的是網(wǎng)絡(luò)IO和磁盤IO兩者。

五大I/O模型

Linux有五大I/O模型，分別為阻塞IO、同步非阻塞IO、IO多路復(fù)用、信號(hào)驅(qū)動(dòng)IO、異步IO。五種IO模型特性分別如下：

（1）阻塞IO（blocking IO）

最傳統(tǒng)的一種IO模型，即在讀寫數(shù)據(jù)過(guò)程中會(huì)發(fā)生阻塞現(xiàn)象。

當(dāng)用戶線程發(fā)出IO請(qǐng)求之后，內(nèi)核會(huì)去查看數(shù)據(jù)是否就緒，如果沒(méi)有就緒就會(huì)等待數(shù)據(jù)就緒，而用戶線程就會(huì)處于阻塞狀態(tài)，用戶線程交出CPU。當(dāng)數(shù)據(jù)就緒之后，內(nèi)核會(huì)將數(shù)據(jù)拷貝到用戶線程，并返回結(jié)果給用戶線程，用戶線程才解除block狀態(tài)。

典型的阻塞IO模型的例子為：

data = socket.read();

如果數(shù)據(jù)沒(méi)有就緒，就會(huì)一直阻塞在read方法。

<https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img src=“https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img/asset/阻塞IO模型.png” alt=“阻塞IO模型” style=“zoom:80%;” />

阻塞I/O模型

（2）同步非阻塞IO（nonblocking IO)

當(dāng)用戶線程發(fā)起一個(gè)read操作后，并不需要等待，而是馬上就得到了一個(gè)結(jié)果。如果結(jié)果是一個(gè)error時(shí)，它就知道數(shù)據(jù)還沒(méi)有準(zhǔn)備好，于是它可以再次發(fā)送read操作。一旦內(nèi)核中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了，并且又再次收到了用戶線程的請(qǐng)求，那么它馬上就將數(shù)據(jù)拷貝到了用戶線程，然后返回。

所以事實(shí)上，在非阻塞IO模型中，用戶線程需要不斷地詢問(wèn)內(nèi)核數(shù)據(jù)是否就緒，也就說(shuō)非阻塞IO不會(huì)交出CPU，而會(huì)一直占用CPU。

典型的非阻塞IO模型一般如下：
while(true){ data = socket.read();if(data!= error){處理數(shù)據(jù)break;} }
但是對(duì)于非阻塞IO就有一個(gè)非常嚴(yán)重的問(wèn)題，在while循環(huán)中需要不斷地去詢問(wèn)內(nèi)核數(shù)據(jù)是否就緒，這樣會(huì)導(dǎo)致CPU占用率非常高，因此一般情況下很少使用while循環(huán)這種方式來(lái)讀取數(shù)據(jù)。

<https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img src=“https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img/asset/非阻塞IO模型.png” alt=“非阻塞IO模型” style=“zoom:80%;” />

同步非阻塞I/O模型

（3）IO多路復(fù)用（IO multiplexing）

多路復(fù)用IO模型是目前使用得比較多的模型。Java NIO實(shí)際上就是多路復(fù)用IO。

在多路復(fù)用IO模型中，會(huì)有一個(gè)線程不斷去輪詢多個(gè)socket的狀態(tài)，只有當(dāng)socket真正有讀寫事件時(shí)，才真正調(diào)用實(shí)際的IO讀寫操作。因?yàn)樵诙嗦窂?fù)用IO模型中，只需要使用一個(gè)線程就可以管理多個(gè)socket，系統(tǒng)不需要建立新的進(jìn)程或者線程，也不必維護(hù)這些線程和進(jìn)程，并且只有在真正有socket讀寫事件進(jìn)行時(shí)，才會(huì)使用IO資源，所以它大大減少了資源占用。

在Java NIO中，是通過(guò)selector.select()去查詢每個(gè)通道是否有到達(dá)事件，如果沒(méi)有事件，則一直阻塞在那里，因此這種方式會(huì)導(dǎo)致用戶線程的阻塞。

也許有朋友會(huì)說(shuō)，我可以采用多線程+ 阻塞IO 達(dá)到類似的效果，但是由于在多線程 + 阻塞IO 中，每個(gè)socket對(duì)應(yīng)一個(gè)線程，這樣會(huì)造成很大的資源占用，并且尤其是對(duì)于長(zhǎng)連接來(lái)說(shuō)，線程的資源一直不會(huì)釋放，如果后面陸續(xù)有很多連接的話，就會(huì)造成性能上的瓶頸。

而多路復(fù)用IO模式，通過(guò)一個(gè)線程就可以管理多個(gè)socket，只有當(dāng)socket真正有讀寫事件發(fā)生才會(huì)占用資源來(lái)進(jìn)行實(shí)際的讀寫操作。因此，多路復(fù)用IO比較適合連接數(shù)比較多的情況。

另外多路復(fù)用IO為何比非阻塞IO模型的效率高是因?yàn)樵诜亲枞鸌O中，不斷地詢問(wèn)socket狀態(tài)時(shí)通過(guò)用戶線程去進(jìn)行的，而在多路復(fù)用IO中，輪詢每個(gè)socket狀態(tài)是內(nèi)核在進(jìn)行的，這個(gè)效率要比用戶線程要高的多。

**注意:**多路復(fù)用IO模型是通過(guò)輪詢的方式來(lái)檢測(cè)是否有事件到達(dá)，并且對(duì)到達(dá)的事件逐一進(jìn)行響應(yīng)。因此對(duì)于多路復(fù)用IO模型來(lái)說(shuō)，一旦事件響應(yīng)體很大，那么就會(huì)導(dǎo)致后續(xù)的事件遲遲得不到處理，并且會(huì)影響新的事件輪詢。

<https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img src=“https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img/asset/IO復(fù)用模型.png” alt=“IO復(fù)用模型” style=“zoom:80%;” />

I/O多路復(fù)用模型

（4）信號(hào)驅(qū)動(dòng)IO（signal driven IO）

在信號(hào)驅(qū)動(dòng)IO模型中，當(dāng)用戶線程發(fā)起一個(gè)IO請(qǐng)求操作，會(huì)給對(duì)應(yīng)的socket注冊(cè)一個(gè)信號(hào)函數(shù)，然后用戶線程會(huì)繼續(xù)執(zhí)行，當(dāng)內(nèi)核數(shù)據(jù)就緒時(shí)會(huì)發(fā)送一個(gè)信號(hào)給用戶線程，用戶線程接收到信號(hào)之后，便在信號(hào)函數(shù)中調(diào)用IO讀寫操作來(lái)進(jìn)行實(shí)際的IO請(qǐng)求操作。這個(gè)一般用于UDP中，對(duì)TCP套接口幾乎是沒(méi)用的，原因是該信號(hào)產(chǎn)生得過(guò)于頻繁，并且該信號(hào)的出現(xiàn)并沒(méi)有說(shuō)明發(fā)生了什么事情。

<https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img src=“https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img/asset/信號(hào)驅(qū)動(dòng)IO模型.png” alt=“信號(hào)驅(qū)動(dòng)IO模型” style=“zoom:80%;” />

信號(hào)驅(qū)動(dòng)I/O模型

（5）異步IO（asynchronous IO）

異步IO模型才是最理想的IO模型，在異步IO模型中，當(dāng)用戶線程發(fā)起read操作之后，立刻就可以開始去做其它的事。而另一方面，從內(nèi)核的角度，當(dāng)它收到一個(gè)asynchronous read之后，它會(huì)立刻返回，說(shuō)明read請(qǐng)求已經(jīng)成功發(fā)起了，因此不會(huì)對(duì)用戶線程產(chǎn)生任何阻塞。然后，內(nèi)核會(huì)等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備完成，再將數(shù)據(jù)拷貝到用戶線程，當(dāng)這一切都完成之后，內(nèi)核會(huì)給用戶線程發(fā)送一個(gè)信號(hào)，告訴它read操作完成了。也就說(shuō)用戶線程完全不需要關(guān)心實(shí)際的整個(gè)IO操作是如何進(jìn)行的，只需要先發(fā)起一個(gè)請(qǐng)求，當(dāng)接收內(nèi)核返回的成功信號(hào)時(shí)表示IO操作已經(jīng)完成，可以直接去使用數(shù)據(jù)了。

也就說(shuō)在異步IO模型中，IO操作的兩個(gè)階段都不會(huì)阻塞用戶線程，這兩個(gè)階段都是由內(nèi)核自動(dòng)完成，然后發(fā)送一個(gè)信號(hào)告知用戶線程操作已完成。用戶線程中不需要再次調(diào)用IO函數(shù)進(jìn)行具體的讀寫。這點(diǎn)是和信號(hào)驅(qū)動(dòng)模型有所不同的，在信號(hào)驅(qū)動(dòng)模型中，當(dāng)用戶線程接收到信號(hào)表示數(shù)據(jù)已經(jīng)就緒，然后需要用戶線程調(diào)用IO函數(shù)進(jìn)行實(shí)際的讀寫操作；而在異步IO模型中，收到信號(hào)表示IO操作已經(jīng)完成，不需要再在用戶線程中調(diào)用IO函數(shù)進(jìn)行實(shí)際的讀寫操作。

**注意:**異步IO是需要操作系統(tǒng)的底層支持，在Java 7中，提供了Asynchronous IO（簡(jiǎn)稱AIO）。

<https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img src=“https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img/asset/異步IO模型.png” alt=“異步IO模型” style=“zoom:80%;” />

異步I/O模型

前四種IO模型實(shí)際上都屬于同步IO，只有最后一種是真正的異步IO，因?yàn)闊o(wú)論是多路復(fù)用IO還是信號(hào)驅(qū)動(dòng)模型，IO操作的第2個(gè)階段都會(huì)引起用戶線程阻塞，也就是內(nèi)核進(jìn)行數(shù)據(jù)拷貝的過(guò)程都會(huì)讓用戶線程阻塞。

1.57 Linux中的軟鏈接和硬鏈接有什么區(qū)別？

參考回答

inode概念

inode是文件系統(tǒng)中存儲(chǔ)文件元信息的區(qū)域，中文叫節(jié)點(diǎn)索引，每個(gè)節(jié)點(diǎn)索引包含了文件的創(chuàng)建者，大小，日期等等?？梢酝ㄟ^(guò)ls -i file 命令查看inode的值。

根據(jù) Linux 系統(tǒng)存儲(chǔ)文件的特點(diǎn)，鏈接的方式分為軟鏈接和硬鏈接2 種

軟鏈接相當(dāng)于建立了一個(gè)新的快捷方式文件，該文件有自己的名稱和inode以及物理存儲(chǔ)的文件數(shù)據(jù)，文件數(shù)據(jù)里記錄著如何跳轉(zhuǎn)的設(shè)置數(shù)據(jù)，訪問(wèn)該快捷文件會(huì)被重新定向到原始文件，刪除原始文件，軟鏈文件失效；硬鏈接相當(dāng)于為當(dāng)前文件名對(duì)應(yīng)的文件再建立了一個(gè)文件別名，別名對(duì)應(yīng)的inode以及物理數(shù)據(jù)都是一樣的，一旦建立，我們甚至根本無(wú)法區(qū)分誰(shuí)是原始文件的原始名稱，刪除文件的其中一個(gè)名稱，文件不會(huì)丟失，除非把所有的名稱都刪除。

如下圖：

<https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img src=“https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img/asset/軟硬連接.png” alt=“軟硬連接” style=“zoom:100%;” />

hard link(硬鏈) 和file 都指向同一個(gè) inode，inode對(duì)應(yīng)了一個(gè)實(shí)際物理存儲(chǔ)的文件。soft link（軟鏈）對(duì)應(yīng)一個(gè)新的inode，新的inode對(duì)應(yīng)一個(gè)新的物理存儲(chǔ)文件，物理存儲(chǔ)文件又指向了目標(biāo)文件 file。

軟連接和硬鏈接的區(qū)別

(1) 軟鏈接可以為文件和目錄（哪怕是不存在的）創(chuàng)建鏈接；硬鏈接只能為文件創(chuàng)建鏈接。
(2) 軟鏈接可以跨文件系統(tǒng)；硬鏈接必須是同一個(gè)文件系統(tǒng)
(3) 硬鏈接因?yàn)橹皇俏募囊粋€(gè)別名，所以不重復(fù)占用內(nèi)存；軟鏈接因?yàn)橹皇且粋€(gè)訪問(wèn)文件的快捷方式文件，文件內(nèi)只包含快捷指向信息，所以占用很小的內(nèi)存。
(4) 軟鏈接的文件權(quán)限和源文件可以不一樣；硬鏈接文件權(quán)限肯定是一樣的，因?yàn)樗麄儽緛?lái)就是一個(gè)文件的不同名稱而已。

二者使用場(chǎng)景

一般比較重要的文件我們擔(dān)心文件被誤刪除且傳統(tǒng)復(fù)制備份方式占用double數(shù)量的空間會(huì)造成浪費(fèi)，可以使用硬鏈做備份來(lái)解決；軟鏈接一般被用來(lái)設(shè)置可執(zhí)行文件的快捷方式的路徑。

答案解析

創(chuàng)建硬鏈接
[root@localhost ~]# touch cangls [root@localhost ~]# ln /root/cangls /tmp #建立硬鏈接文件，目標(biāo)文件沒(méi)有寫文件名，會(huì)和原名一致 #也就是/tmp/cangls 是硬鏈接文件

創(chuàng)建軟鏈接
[root@localhost ~]# touch bols [root@localhost ~]# In -s /root/bols /tmp #建立軟鏈接文件
**注意：**軟鏈接文件的源文件必須寫成絕對(duì)路徑，而不能寫成相對(duì)路徑（硬鏈接沒(méi)有這樣的要求）；否則軟鏈接文件會(huì)報(bào)錯(cuò)。

1.58 說(shuō)說(shuō)缺頁(yè)中斷機(jī)制。

參考回答

缺頁(yè)中斷

在請(qǐng)求分頁(yè)系統(tǒng)中，可以通過(guò)查詢頁(yè)表中的狀態(tài)位來(lái)確定所要訪問(wèn)的頁(yè)面是否存在于內(nèi)存中。當(dāng)所要訪問(wèn)的頁(yè)面不在內(nèi)存時(shí)，會(huì)產(chǎn)生一次缺頁(yè)中斷，此時(shí)操作系統(tǒng)會(huì)根據(jù)頁(yè)表中的外存地址在外存中找到所缺的一頁(yè)，將其調(diào)入內(nèi)存。
　缺頁(yè)中斷的處理流程如下：

A. 在內(nèi)存中有空閑物理頁(yè)面時(shí)，分配一物理頁(yè)幀f，轉(zhuǎn)第E步；

B. 依據(jù)頁(yè)面置換算法選擇被替換的物理頁(yè)幀f，對(duì)應(yīng)邏輯頁(yè)q；

C. 如果q被修改過(guò)，則把它寫回外存；

D. 修改q的頁(yè)表項(xiàng)中駐留位置為0；

E. 將需要訪問(wèn)的頁(yè)p裝入到物理頁(yè)f；

F. 修改p的頁(yè)表項(xiàng)駐留位為1，物理頁(yè)幀號(hào)為f；

G. 重新執(zhí)行產(chǎn)生缺頁(yè)的指令。

缺頁(yè)中斷與一般的中斷存在區(qū)別

（1）范圍不同

一般中斷只需要保護(hù)現(xiàn)場(chǎng)然后就直接跳到需及時(shí)處理的地方；

缺頁(yè)中斷除了保護(hù)現(xiàn)場(chǎng)之外，還要判斷內(nèi)存中是否有足夠的空間存儲(chǔ)所需的頁(yè)或段，然后再把所需頁(yè)調(diào)進(jìn)來(lái)再使用。

（2）結(jié)果不同

一般中斷在處理完之后返回時(shí)，執(zhí)行下一條指令；

缺頁(yè)中斷返回時(shí)，執(zhí)行產(chǎn)生中斷的那一條指令。

（3）次數(shù)不同

一般中斷只產(chǎn)生一次，發(fā)生中斷指令后轉(zhuǎn)入相應(yīng)處理程序進(jìn)行處理，恢復(fù)被中斷程序現(xiàn)場(chǎng);

在指令執(zhí)行期間產(chǎn)生和處理缺頁(yè)中斷信號(hào)，一條指令在執(zhí)行期間，可能產(chǎn)生多次缺頁(yè)中斷。

答案解析

產(chǎn)生缺頁(yè)中斷的幾種情況：

當(dāng)內(nèi)存管理單元（MMU）中確實(shí)沒(méi)有創(chuàng)建虛擬物理頁(yè)映射關(guān)系，并且在該虛擬地址之后再?zèng)]有當(dāng)前進(jìn)程的線性區(qū)（vma）的時(shí)候，這將殺掉該進(jìn)程；
當(dāng)MMU中確實(shí)沒(méi)有創(chuàng)建虛擬頁(yè)物理頁(yè)映射關(guān)系，并且在該虛擬地址之后存在當(dāng)前進(jìn)程的線性區(qū)vma的時(shí)候，這很可能是缺頁(yè)中斷，并且可能是棧溢出導(dǎo)致的缺頁(yè)中斷；
當(dāng)使用malloc/mmap等希望訪問(wèn)物理空間的庫(kù)函數(shù)/系統(tǒng)調(diào)用后，由于linux并未真正給新創(chuàng)建的vma映射物理頁(yè)，此時(shí)若先進(jìn)行寫操作，將和2產(chǎn)生缺頁(yè)中斷的情況一樣；若先進(jìn)行讀操作雖然也會(huì)產(chǎn)生缺頁(yè)異常，將被映射給默認(rèn)的零頁(yè)，等再進(jìn)行寫操作時(shí)，仍會(huì)產(chǎn)生缺頁(yè)中斷，這次必須分配1物理頁(yè)了，進(jìn)入寫時(shí)復(fù)制的流程；
當(dāng)使用fork等系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建子進(jìn)程時(shí)，子進(jìn)程不論有無(wú)自己的vma，它的vma都有對(duì)于物理頁(yè)的映射，但它們共同映射的這些物理頁(yè)屬性為只讀，即linux并未給子進(jìn)程真正分配物理頁(yè)，當(dāng)父子進(jìn)程任何一方要寫相應(yīng)物理頁(yè)時(shí)，導(dǎo)致缺頁(yè)中斷的寫時(shí)復(fù)制。

1.59 軟中斷和硬中斷有什么區(qū)別？

參考回答

硬中斷

由與系統(tǒng)相連的外設(shè)(比如網(wǎng)卡、硬盤)自動(dòng)產(chǎn)生的。主要是用來(lái)通知操作系統(tǒng)外設(shè)狀態(tài)的變化。比如當(dāng)網(wǎng)卡收到數(shù)據(jù)包的時(shí)候，就會(huì)發(fā)出一個(gè)中斷。我們通常所說(shuō)的中斷指的是硬中斷(hardirq)。

軟終端

為了滿足實(shí)時(shí)系統(tǒng)的要求，中斷處理應(yīng)該是越快越好。Linux為了實(shí)現(xiàn)這個(gè)特點(diǎn)，當(dāng)中斷發(fā)生的時(shí)候，硬中斷處理那些短時(shí)間就可以完成的工作，而將那些處理事件比較長(zhǎng)的工作，放到中斷之后來(lái)完成，也就是軟中斷(softirq)來(lái)完成。

中斷嵌套

Linux下硬中斷是可以嵌套的，但是沒(méi)有優(yōu)先級(jí)的概念，也就是說(shuō)任何一個(gè)新的中斷都可以打斷正在執(zhí)行的中斷，但同種中斷除外。軟中斷不能嵌套，但相同類型的軟中斷可以在不同CPU上并行執(zhí)行。

軟中斷與硬中斷之間的區(qū)別

（1）硬中斷是由外部事件引起的因此具有隨機(jī)性和突發(fā)性；軟中斷是執(zhí)行中斷指令產(chǎn)生的，無(wú)外面事件中斷請(qǐng)求信號(hào)，因此軟中斷的發(fā)生不是隨機(jī)的而是由程序安排好的；

（2）硬中斷的中斷號(hào)是由中斷控制器提供的；軟中斷的中斷號(hào)是由指令直接給出的，無(wú)需使用中斷控制器。

（3）硬中斷的中斷響應(yīng)周期，CPU需要發(fā)中斷回合信號(hào)；軟中斷的中斷響應(yīng)周期，CPU不需要發(fā)中斷回合信號(hào)。

（4）硬中斷是可屏蔽的；軟中斷是不可屏蔽的。

1.60 介紹一下你對(duì)CopyOnWrite的了解。

參考回答

CopyOnWrite（寫時(shí)拷貝技術(shù)）

Linux的fork()使用寫時(shí)拷貝頁(yè)來(lái)實(shí)現(xiàn)新進(jìn)程的創(chuàng)建，它是一種可推遲甚至避免數(shù)據(jù)拷貝的技術(shù)，開始時(shí)內(nèi)核并不會(huì)復(fù)制整個(gè)地址空間，而是讓父子進(jìn)程共享地址空間，只有在寫時(shí)才復(fù)制地址空間，使得父子進(jìn)程都擁有獨(dú)立的地址空間，即資源的復(fù)制是在只有需要寫入時(shí)才會(huì)發(fā)生。在此之前都是以讀的方式去和父進(jìn)程共享資源，這樣，在頁(yè)根本不會(huì)被寫入的場(chǎng)景下，fork()立即執(zhí)行exec()，無(wú)需對(duì)地址空間進(jìn)行復(fù)制，fork()的實(shí)際開銷就是復(fù)制父進(jìn)程的一個(gè)頁(yè)表和為子進(jìn)程創(chuàng)建一個(gè)進(jìn)程描述符，也就是說(shuō)只有當(dāng)進(jìn)程空間中各段的內(nèi)存內(nèi)容發(fā)生變化時(shí)，父進(jìn)程才將其內(nèi)容復(fù)制一份傳給子進(jìn)程，大大提高了效率。

寫時(shí)拷貝技術(shù)優(yōu)缺點(diǎn)

寫時(shí)拷貝技術(shù)是一種很重要的優(yōu)化手段，核心是懶惰處理實(shí)體資源請(qǐng)求，在多個(gè)實(shí)體資源之間只是共享資源，起初是并不真正實(shí)現(xiàn)資源拷貝，只有當(dāng)實(shí)體有需要對(duì)資源進(jìn)行修改時(shí)才真正為實(shí)體分配私有資源。但寫時(shí)拷貝技術(shù)技術(shù)也有它的優(yōu)點(diǎn)和缺點(diǎn)：

**優(yōu)點(diǎn)：**寫時(shí)拷貝技術(shù)可以減少分配和復(fù)制大量資源時(shí)帶來(lái)的瞬間延時(shí)，但實(shí)際上是將這種延時(shí)附加到了后續(xù)的操作之中。

**缺點(diǎn)：**寫時(shí)拷貝技術(shù)可以減少不必要的資源分配。比如fork進(jìn)程時(shí)，并不是所有的頁(yè)面都需要復(fù)制，父進(jìn)程的代碼段和只讀數(shù)據(jù)段都不被允許修改，所以無(wú)需復(fù)制。

答案解析

寫時(shí)復(fù)制技術(shù)詳述：

現(xiàn)在有一個(gè)父進(jìn)程P1，這是一個(gè)主體，那么它是有靈魂也就身體的?，F(xiàn)在在其虛擬地址空間（有相應(yīng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)表示）上有：正文段，數(shù)據(jù)段，堆，棧這四個(gè)部分，相應(yīng)的，內(nèi)核要為這四個(gè)部分分配各自的物理塊。即：正文段塊，數(shù)據(jù)段塊，堆塊，棧塊。至于如何分配，這是內(nèi)核去做的事，在此不詳述。

現(xiàn)在P1用fork()函數(shù)為進(jìn)程創(chuàng)建一個(gè)子進(jìn)程P2，

內(nèi)核：

（1）復(fù)制P1的正文段，數(shù)據(jù)段，堆，棧這四個(gè)部分，注意是其內(nèi)容相同。

（2）為這四個(gè)部分分配物理塊，P2的：正文段－＞PI的正文段的物理塊，其實(shí)就是不為P2分配正文段塊，讓P2的正文段指向P1的正文段塊，數(shù)據(jù)段－＞P2自己的數(shù)據(jù)段塊（為其分配對(duì)應(yīng)的塊），堆－＞P2自己的堆塊，棧－＞P2自己的棧塊。如下圖所示：從左到右大的方向箭頭表示復(fù)制內(nèi)容。

<https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img src=“https://static.nowcoder.com/images/activity/2021jxy/java/img/asset/寫時(shí)復(fù)制1.jpg” alt=“寫時(shí)復(fù)制1” style=“zoom:100%;” />

寫時(shí)復(fù)制技術(shù)：內(nèi)核只為新生成的子進(jìn)程創(chuàng)建虛擬空間結(jié)構(gòu)，它們來(lái)復(fù)制于父進(jìn)程的虛擬究竟結(jié)構(gòu)，但是不為這些段分配物理內(nèi)存，它們共享父進(jìn)程的物理空間，當(dāng)父子進(jìn)程中有更改相應(yīng)段的行為發(fā)生時(shí)，再為子進(jìn)程相應(yīng)的段分配物理空間。

vfork()：這個(gè)做法更加火爆，內(nèi)核連子進(jìn)程的虛擬地址空間結(jié)構(gòu)也不創(chuàng)建了，直接共享了父進(jìn)程的虛擬空間，當(dāng)然了，這種做法就順

水推舟的共享了父進(jìn)程的物理空間!

通過(guò)以上的分析，相信大家對(duì)進(jìn)程有個(gè)深入的認(rèn)識(shí)，它是怎么一層層體現(xiàn)出自己來(lái)的，進(jìn)程是一個(gè)主體，那么它就有靈魂與身體，系統(tǒng)必須為實(shí)現(xiàn)它創(chuàng)建相應(yīng)的實(shí)體，靈魂實(shí)體與物理實(shí)體。這兩者在系統(tǒng)中都有相應(yīng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)表示，物理實(shí)體更是體現(xiàn)了它的物理意義。以下援引LKD

傳統(tǒng)的fork()系統(tǒng)調(diào)用直接把所有的資源復(fù)制給新創(chuàng)建的進(jìn)程。這種實(shí)現(xiàn)過(guò)于簡(jiǎn)單并且效率低下，因?yàn)樗截惖臄?shù)據(jù)也許并不共享，更糟的情況是，如果新進(jìn)程打算立即執(zhí)行一個(gè)新的映像，那么所有的拷貝都將前功盡棄。Linux的fork()使用寫時(shí)拷貝（copy-on-write）頁(yè)實(shí)現(xiàn)。寫時(shí)拷貝是一種可以推遲甚至免除拷貝數(shù)據(jù)的技術(shù)。內(nèi)核此時(shí)并不復(fù)制整個(gè)進(jìn)程地址空間，而是讓父進(jìn)程和子進(jìn)程共享同一個(gè)拷貝。只有在需要寫入的時(shí)候，數(shù)據(jù)才會(huì)被復(fù)制，從而使各個(gè)進(jìn)程擁有各自的拷貝。也就是說(shuō)，資源的復(fù)制只有在需要寫入的時(shí)候才進(jìn)行，在此之前，只是以只讀方式共享。這種技術(shù)使地址空間上的頁(yè)的拷貝被推遲到實(shí)際發(fā)生寫入的時(shí)候。在頁(yè)根本不會(huì)被寫入的情況下—舉例來(lái)說(shuō)，fork()后立即調(diào)用exec()—它們就無(wú)需復(fù)制了。fork()的實(shí)際開銷就是復(fù)制父進(jìn)程的頁(yè)表以及給子進(jìn)程創(chuàng)建惟一的進(jìn)程描述符。在一般情況下，進(jìn)程創(chuàng)建后都會(huì)馬上運(yùn)行一個(gè)可執(zhí)行的文件，這種優(yōu)化可以避免拷貝大量根本就不會(huì)被使用的數(shù)據(jù)（地址空間里常常包含數(shù)十兆的數(shù)據(jù)）。由于Unix強(qiáng)調(diào)進(jìn)程快速執(zhí)行的能力，所以這個(gè)優(yōu)化是很重要的。這里補(bǔ)充一點(diǎn)：Linux COW與exec沒(méi)有必然聯(lián)系。

實(shí)際上COW技術(shù)不僅僅在Linux進(jìn)程上有應(yīng)用，其他例如C++的String在有的IDE環(huán)境下也支持COW技術(shù)，即例如：
string str1 = "hello world"; string str2 = str1;
之后執(zhí)行代碼:
str1[1]='q'; str2[1]='w';
在開始的兩個(gè)語(yǔ)句后，str1和str2存放數(shù)據(jù)的地址是一樣的，而在修改內(nèi)容后，str1的地址發(fā)生了變化，而str2的地址還是原來(lái)的,這就是C++中的COW技術(shù)的應(yīng)用，不過(guò)VS2005似乎已經(jīng)不支持COW。

1.61 Linux替換文本該如何操作呢？

參考回答

通過(guò)vi編輯器來(lái)替換
vi/vim 中可以使用 😒 命令來(lái)替換字符串。
😒/well/good/ 替換當(dāng)前行第一個(gè) well 為 good
😒/well/good/g 替換當(dāng)前行所有 well 為 good
:n,[外鏈圖片轉(zhuǎn)存失敗,源站可能有防盜鏈機(jī)制,建議將圖片保存下來(lái)直接上傳(img-VClxZXz9-1641561861422)(https://www.nowcoder.com/equation?tex=s%2Fwell%2Fgood%2F%20%E6%9B%BF%E6%8D%A2%E7%AC%AC%20n%20%E8%A1%8C%E5%BC%80%E5%A7%8B%E5%88%B0%E6%9C%80%E5%90%8E%E4%B8%80%E8%A1%8C%E4%B8%AD%E6%AF%8F%E4%B8%80%E8%A1%8C%E7%9A%84%E7%AC%AC%E4%B8%80%E4%B8%AA%20well%20%E4%B8%BA%20good%0A%3An%2C&preview=true)]s/well/good/g 替換第 n 行開始到最后一行中每一行所有 well 為 good
n 為數(shù)字，若 n 為 .，表示從當(dāng)前行開始到最后一行
:%s/well/good/（等同于 :g/well/s//good/）替換每一行的第一個(gè) well 為 good
:%s/well/good/g（等同于 :g/well/s//good/g）替換每一行中所有 well 為 good，可以使用 # 作為分隔符，此時(shí)中間出現(xiàn)的 / 不會(huì)作為分隔符
😒#well/#good/# 替換當(dāng)前行第一個(gè) well/ 為 good/
:%s#/usr/bin#/bin#g 可以把文件中所有路徑/usr/bin換成/bin

直接替換文件中的字符串。(此法不用打開文件即可替換字符串，而且可以批量替換多個(gè)文件。)

（1）perl命令替換，參數(shù)含義如下：
-a 自動(dòng)分隔模式，用空格分隔$_并保存到@F中。相當(dāng)于@F = split ”。分隔符可以使用-F參數(shù)指定 -F 指定-a的分隔符，可以使用正則表達(dá)式 -e 執(zhí)行指定的腳本。 -i<擴(kuò)展名> 原地替換文件，并將舊文件用指定的擴(kuò)展名備份。不指定擴(kuò)展名則不備份。 -l 對(duì)輸入內(nèi)容自動(dòng)chomp，對(duì)輸出內(nèi)容自動(dòng)添加換行 -n 自動(dòng)循環(huán)，相當(dāng)于 while(<>) { 腳本; } -p 自動(dòng)循環(huán)+自動(dòng)輸出，相當(dāng)于 while(<>) { 腳本; print; } **用法示例：** perl -p -i.bak -e 's/\bfoo\b/bar/g' *.c 將所有C程序中的foo替換成bar，舊文件備份成.bak
perl -p -i -e “s/shan/hua/g” ./lishan.txt ./lishan.txt.bak
? 將當(dāng)前文件夾下lishan.txt和lishan.txt.bak中的“shan”都替換為“hua”

perl -i.bak -pe ‘s/(\d+)/ 1 + $1 /ge’ file1 file2
? 將每個(gè)文件中出現(xiàn)的數(shù)值都加一

（2）sed命令下批量替換文件內(nèi)容

格式: sed -i “s/查找字段/替換字段/g” grep 查找字段 -rl 路徑文件名

-i 表示inplace edit，就地修改文件

-r 表示搜索子目錄

-l 表示輸出匹配的文件名
? s表示替換，d表示刪除

用法示例：

sed -i “s/shan/hua/g” lishan.txt

把當(dāng)前目錄下lishan.txt里的shan都替換為hua

答案解析

sed的其他用法如下：

刪除行首空格
sed ‘s/¹//g’ filename
sed ‘s/^ *//g’ filename
sed 's/²//g’ filename
行后和行前添加新行
行后：sed ‘s/pattern/&\n/g’ filename
行前：sed ‘s/pattern/\n&/g’ filename
&代表pattern
使用變量替換(使用雙引號(hào))
sed -e “s/[外鏈圖片轉(zhuǎn)存失敗,源站可能有防盜鏈機(jī)制,建議將圖片保存下來(lái)直接上傳(img-EUFj54xO-1641561861423)(https://www.nowcoder.com/equation?tex=var1%2F&preview=true)]var2/g” filename
在第一行前插入文本
sed -i ‘1 i\插入字符串’ filename
在最后一行插入
sed -i ‘$ a\插入字符串’ filename
在匹配行前插入
sed -i ‘/pattern/ i “插入字符串”’ filename
在匹配行后插入
sed -i ‘/pattern/ a “插入字符串”’ filename
刪除文本中空行和空格組成的行以及#號(hào)注釋的行
馬上運(yùn)行一個(gè)可執(zhí)行的文件，這種優(yōu)化可以避免拷貝大量根本就不會(huì)被使用的數(shù)據(jù)（地址空間里常常包含數(shù)十兆的數(shù)據(jù)）。由于Unix強(qiáng)調(diào)進(jìn)程快速執(zhí)行的能力，所以這個(gè)優(yōu)化是很重要的。這里補(bǔ)充一點(diǎn)：Linux COW與exec沒(méi)有必然聯(lián)系。

實(shí)際上COW技術(shù)不僅僅在Linux進(jìn)程上有應(yīng)用，其他例如C++的String在有的IDE環(huán)境下也支持COW技術(shù)，即例如：
string str1 = "hello world"; string str2 = str1;
之后執(zhí)行代碼:
str1[1]='q'; str2[1]='w';
在開始的兩個(gè)語(yǔ)句后，str1和str2存放數(shù)據(jù)的地址是一樣的，而在修改內(nèi)容后，str1的地址發(fā)生了變化，而str2的地址還是原來(lái)的,這就是C++中的COW技術(shù)的應(yīng)用，不過(guò)VS2005似乎已經(jīng)不支持COW。

1.61 Linux替換文本該如何操作呢？

參考回答

通過(guò)vi編輯器來(lái)替換
vi/vim 中可以使用 😒 命令來(lái)替換字符串。
😒/well/good/ 替換當(dāng)前行第一個(gè) well 為 good
😒/well/good/g 替換當(dāng)前行所有 well 為 good
:n,[外鏈圖片轉(zhuǎn)存中…(img-VClxZXz9-1641561861422)]s/well/good/g 替換第 n 行開始到最后一行中每一行所有 well 為 good
n 為數(shù)字，若 n 為 .，表示從當(dāng)前行開始到最后一行
:%s/well/good/（等同于 :g/well/s//good/）替換每一行的第一個(gè) well 為 good
:%s/well/good/g（等同于 :g/well/s//good/g）替換每一行中所有 well 為 good，可以使用 # 作為分隔符，此時(shí)中間出現(xiàn)的 / 不會(huì)作為分隔符
😒#well/#good/# 替換當(dāng)前行第一個(gè) well/ 為 good/
:%s#/usr/bin#/bin#g 可以把文件中所有路徑/usr/bin換成/bin

直接替換文件中的字符串。(此法不用打開文件即可替換字符串，而且可以批量替換多個(gè)文件。)

（1）perl命令替換，參數(shù)含義如下：
-a 自動(dòng)分隔模式，用空格分隔$_并保存到@F中。相當(dāng)于@F = split ”。分隔符可以使用-F參數(shù)指定 -F 指定-a的分隔符，可以使用正則表達(dá)式 -e 執(zhí)行指定的腳本。 -i<擴(kuò)展名> 原地替換文件，并將舊文件用指定的擴(kuò)展名備份。不指定擴(kuò)展名則不備份。 -l 對(duì)輸入內(nèi)容自動(dòng)chomp，對(duì)輸出內(nèi)容自動(dòng)添加換行 -n 自動(dòng)循環(huán)，相當(dāng)于 while(<>) { 腳本; } -p 自動(dòng)循環(huán)+自動(dòng)輸出，相當(dāng)于 while(<>) { 腳本; print; } **用法示例：** perl -p -i.bak -e 's/\bfoo\b/bar/g' *.c 將所有C程序中的foo替換成bar，舊文件備份成.bak
perl -p -i -e “s/shan/hua/g” ./lishan.txt ./lishan.txt.bak
? 將當(dāng)前文件夾下lishan.txt和lishan.txt.bak中的“shan”都替換為“hua”

perl -i.bak -pe ‘s/(\d+)/ 1 + $1 /ge’ file1 file2
? 將每個(gè)文件中出現(xiàn)的數(shù)值都加一

（2）sed命令下批量替換文件內(nèi)容

格式: sed -i “s/查找字段/替換字段/g” grep 查找字段 -rl 路徑文件名

-i 表示inplace edit，就地修改文件

-r 表示搜索子目錄

-l 表示輸出匹配的文件名
? s表示替換，d表示刪除

用法示例：

sed -i “s/shan/hua/g” lishan.txt

把當(dāng)前目錄下lishan.txt里的shan都替換為hua

答案解析

sed的其他用法如下：

刪除行首空格
sed ‘s/³//g’ filename
sed ‘s/^ *//g’ filename
sed 's/⁴//g’ filename
行后和行前添加新行
行后：sed ‘s/pattern/&\n/g’ filename
行前：sed ‘s/pattern/\n&/g’ filename
&代表pattern
使用變量替換(使用雙引號(hào))
sed -e “s/[外鏈圖片轉(zhuǎn)存中…(img-EUFj54xO-1641561861423)]var2/g” filename
在第一行前插入文本
sed -i ‘1 i\插入字符串’ filename
在最后一行插入
sed -i ‘$ a\插入字符串’ filename
在匹配行前插入
sed -i ‘/pattern/ i “插入字符串”’ filename
在匹配行后插入
sed -i ‘/pattern/ a “插入字符串”’ filename
刪除文本中空行和空格組成的行以及#號(hào)注釋的行
grep -v ^# filename | sed /⁵*[外鏈圖片轉(zhuǎn)存失敗,源站可能有防盜鏈機(jī)制,建議將圖片保存下來(lái)直接上傳(img-Kuj7fz2H-1641561861424)(https://gitee.com/RedemptionXU/pic-md/raw/master/20220106210352.svg+xml;%20charset=utf-8)]/d

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[:space:] ??

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[:space:] ??

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總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的操作系统面试题目详解的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問(wèn)題。

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题目

详解

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Screenshots

befor

SIGHUP	當(dāng)用戶退出終端時(shí)，由該終端開啟的所有進(jìn)程都退接收到這個(gè)信號(hào)，默認(rèn)動(dòng)作為終止進(jìn)程。
SIGINT	程序終止(interrupt)信號(hào), 在用戶鍵入INTR字符(通常是Ctrl+C)時(shí)發(fā)出，用于通知前臺(tái)進(jìn)程組終止進(jìn)程。
SIGQUIT	和SIGINT類似, 但由QUIT字符(通常是Ctrl+\)來(lái)控制. 進(jìn)程在因收到SIGQUIT退出時(shí)會(huì)產(chǎn)生core文件, 在這個(gè)意義上類似于一個(gè)程序錯(cuò)誤信號(hào)。
SIGKILL	用來(lái)立即結(jié)束程序的運(yùn)行. 本信號(hào)不能被阻塞、處理和忽略。
SIGTERM	程序結(jié)束(terminate)信號(hào), 與SIGKILL不同的是該信號(hào)可以被阻塞和處理。通常用來(lái)要求程序自己正常退出。
SIGSTOP	停止(stopped)進(jìn)程的執(zhí)行. 注意它和terminate以及interrupt的區(qū)別:該進(jìn)程還未結(jié)束, 只是暫停執(zhí)行. 本信號(hào)不能被阻塞, 處理或忽略.

windows

操作系统面试题目详解

文章目錄

1.13 什么是協(xié)程？

1.14 為什么協(xié)程比線程切換的開銷小？

1.15 線程和進(jìn)程的區(qū)別？

1.16 進(jìn)程切換為什么比線程更消耗資源？

1.17 介紹一下進(jìn)程之間的通信。

1.18 介紹一下信號(hào)量。

1.19 說(shuō)說(shuō)僵尸進(jìn)程和孤兒進(jìn)程。

1.20 請(qǐng)介紹進(jìn)程之間的通信方式。

1.21 請(qǐng)介紹線程之間的通信方式。

1.22 說(shuō)一說(shuō)進(jìn)程的狀態(tài)。

1.23 CPU調(diào)度的最小單位是什么？線程需要CPU調(diào)度嗎？

1.24 進(jìn)程之間共享內(nèi)存的通信方式有什么好處？

1.25 如何殺死一個(gè)進(jìn)程？

1.26 說(shuō)一說(shuō)kill的原理。

1.27 介紹下你知道的鎖。

1.28 什么情況下會(huì)產(chǎn)生死鎖？

1.29 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)自旋鎖的理解。

1.30 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)悲觀鎖的理解。

1.31 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)樂(lè)觀鎖的理解。

1.32 CAS在什么地方用到過(guò)嗎？

1.33 談?wù)処O多路復(fù)用。

1.34 談?wù)刾oll和epoll的區(qū)別。

1.35 談?wù)剆elect和epoll的區(qū)別。

1.36 epoll有哪兩種模式？

1.37 說(shuō)一下epoll的原理，它的查詢速度是O(1)的嗎？

1.38 介紹域名解析成IP的全過(guò)程。

1.39 如何在Linux上配置一個(gè)IP地址，如果給定端口號(hào)如何解析出域名？

1.40 解釋一下IP地址、子網(wǎng)掩碼、網(wǎng)關(guān)。

1.41 說(shuō)說(shuō)IP如何尋址？

1.42 操作系統(tǒng)的地址有幾種，請(qǐng)具體說(shuō)明。

1.43 Linux的靜態(tài)網(wǎng)絡(luò)怎么配置？

1.44 DNS用了哪些協(xié)議？

1.45 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)Linux內(nèi)核的了解。

1.46 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)Linux內(nèi)核態(tài)與用戶態(tài)的了解。

1.47 Linux負(fù)載是什么？

1.48 Linux如何設(shè)置開機(jī)啟動(dòng)？

1.49 談?wù)凩inux的內(nèi)存管理。

1.50 談?wù)剝?nèi)存映射文件。

1.51 談?wù)勌摂M內(nèi)存模型。

1.52 什么是物理內(nèi)存和虛擬內(nèi)存，為什么要有虛擬內(nèi)存？

1.53 內(nèi)存和緩存有什么區(qū)別？

1.54 請(qǐng)你說(shuō)說(shuō)緩存溢出。

1.55 深拷貝和淺拷貝的區(qū)別是什么，它們各自的使用場(chǎng)景是什么？

1.56 說(shuō)說(shuō)IO模型。

1.57 Linux中的軟鏈接和硬鏈接有什么區(qū)別？

1.58 說(shuō)說(shuō)缺頁(yè)中斷機(jī)制。

1.59 軟中斷和硬中斷有什么區(qū)別？

1.60 介紹一下你對(duì)CopyOnWrite的了解。

1.61 Linux替換文本該如何操作呢？

1.61 Linux替換文本該如何操作呢？

總結(jié)

1.19 說(shuō)說(shuō)僵尸進(jìn)程和孤兒進(jìn)程。

1.20 請(qǐng)介紹進(jìn)程之間的通信方式。

1.21 請(qǐng)介紹線程之間的通信方式。

1.22 說(shuō)一說(shuō)進(jìn)程的狀態(tài)。

1.26 說(shuō)一說(shuō)kill的原理。

1.27 介紹下你知道的鎖。

1.30 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)悲觀鎖的理解。

1.31 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)樂(lè)觀鎖的理解。

1.33 談?wù)処O多路復(fù)用。

1.34 談?wù)刾oll和epoll的區(qū)別。

1.35 談?wù)剆elect和epoll的區(qū)別。

1.40 解釋一下IP地址、子網(wǎng)掩碼、網(wǎng)關(guān)。

1.42 操作系統(tǒng)的地址有幾種，請(qǐng)具體說(shuō)明。

1.46 說(shuō)一說(shuō)你對(duì)Linux內(nèi)核態(tài)與用戶態(tài)的了解。

1.49 談?wù)凩inux的內(nèi)存管理。

1.50 談?wù)剝?nèi)存映射文件。

1.56 說(shuō)說(shuō)IO模型。

1.58 說(shuō)說(shuō)缺頁(yè)中斷機(jī)制。

1.60 介紹一下你對(duì)CopyOnWrite的了解。