前言

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计算机结构

现代计算机模型是基于-冯诺依曼计算机模型

计算机在运行时，先从内存中取出第一条指令，通过控制器的译码，按指令的要求，从存储器中取出数据进行指定的运算和逻辑操作等加工，然后再按地址把结果送到内存中去，接下来，再取出第二条指令，在控制器的指挥下完成规定操作，依此进行下去。直至遇到停止指令

程序与数据一样存贮，按程序编排的顺序，一步一步地取出指令，自动地完成指令规定的操作是计算机最基本的工作模型

计算机五大核心组成部分

控制器：是整个计算机的中枢神经，其功能是对程序规定的控制信息进行解释，根据其要求进行控制，调度程序、数据、地址，协调计算机各部分工作及内存与外设的访问等。

运算器：运算器的功能是对数据进行各种算术运算和逻辑运算，即对数据进行加工处理。

存储器：存储器的功能是存储程序、数据和各种信号、命令等信息，并在需要时提供这些信息。

输入：输入设备是计算机的重要组成部分，输入设备与输出设备合你为外部设备，简称外设，输入设备的作用是将程序、原始数据、文字、字符、控制命令或现场采集的数据等信息输入到计算机。

常见的输入设备有键盘、鼠标器、光电输入机、磁带机、磁盘机、光盘机等。

输出：输出设备与输入设备同样是计算机的重要组成部分，它把外算机的中间结果或最后结果、机内的各种数据符号及文字或各种控制信号等信息输出出来，微机常用的输出设备有显示终端CRT、打印机、激光印字机、绘图仪及磁带、光盘机等。

计算机结构分成以下 5 个部分：

输入设备；输出设备；内存；中央处理器；总线。

内存

在冯诺依曼模型中，程序和数据被存储在一个被称作内存的线性排列存储区域。

存储的数据单位是一个二进制位，英文是 bit，最小的存储单位叫作字节，也就是 8 位，英文是 byte，每一个字节都对应一个内存地址。

内存地址由 0 开始编号，比如第 1 个地址是 0，第 2 个地址是 1，然后自增排列，最后一个地址是内存中的字节数减 1。

我们通常说的内存都是随机存取器，也就是读取任何一个地址数据的速度是一样的，写入任何一个地址数据的速度也是一样的。

CPU

冯诺依曼模型中 CPU 负责控制和计算，为了方便计算较大的数值，CPU 每次可以计算多个字节的数据。

如果 CPU 每次可以计算 4 个 byte，那么我们称作 32 位 CPU；
如果 CPU 每次可以计算 8 个 byte，那么我们称作 64 位 CPU。

这里的 32 和 64，称作 CPU 的位宽。

为什么 CPU 要这样设计呢？

因为一个 byte 最大的表示范围就是 0~255。

比如要计算 20000*50，就超出了byte 最大的表示范围了。

因此，CPU 需要支持多个 byte 一起计算，当然，CPU 位数越大，可以计算的数值就越大，但是在现实生活中不一定需要计算这么大的数值，比如说 32 位 CPU 能计算的最大整数是 4294967295，这已经非常大了。

控制单元和逻辑运算单元

CPU 中有一个控制单元专门负责控制 CPU 工作；还有逻辑运算单元专门负责计算。

寄存器

CPU 要进行计算，比如最简单的加和两个数字时，因为 CPU 离内存太远，所以需要一种离自己近的存储来存储将要被计算的数字。

这种存储就是寄存器，寄存器就在 CPU 里，控制单元和逻辑运算单元非常近，因此速度很快。

常见的寄存器种类：

通用寄存器，用来存放需要进行运算的数据，比如需要进行加和运算的两个数据。
程序计数器，用来存储 CPU 要执行下一条指令所在的内存地址，注意不是存储了下一条要执行的指令，此时指令还在内存中，程序计数器只是存储了下一条指令的地址。
指令寄存器，用来存放程序计数器指向的指令，也就是指令本身，指令被执行完成之前，指令都存储在这里。

多级缓存

现代CPU为了提升执行效率，减少CPU与内存的交互(交互影响CPU效率)，一般在CPU上集成了多级缓存架构

CPU缓存即高速缓冲存储器，是位于CPU与主内存间的一种容量较小但速度很高的存储器

由于CPU的速度远高于主内存，CPU直接从内存中存取数据要等待一定时间周期，Cache中保存着CPU刚用过或循环使用的一部分数据，当CPU再次使用该部分数据时可从Cache中直接调用，减少CPU的等待时间，提高了系统的效率，具体包括以下几种：

L1-Cache

L1- 缓存在 CPU 中，相比寄存器，虽然它的位置距离 CPU 核心更远，但造价更低，通常 L1-Cache 大小在几十 Kb 到几百 Kb 不等，读写速度在 2~4 个 CPU 时钟周期。

L2-Cache

L2- 缓存也在 CPU 中，位置比 L1- 缓存距离 CPU 核心更远，它的大小比 L1-Cache 更大，具体大小要看 CPU 型号，有 2M 的，也有更小或者更大的，速度在 10~20 个 CPU 周期。

L3-Cache

L3- 缓存同样在 CPU 中，位置比 L2- 缓存距离 CPU 核心更远，大小通常比 L2-Cache 更大，读写速度在 20~60 个 CPU 周期。

L3 缓存大小也是看型号的，比如 i9 CPU 有 512KB L1 Cache；有 2MB L2 Cache；有16MB L3 Cache。

当 CPU 需要内存中某个数据的时候，如果寄存器中有这个数据，我们可以直接使用；如果寄存器中没有这个数据，我们就要先查询 L1 缓存；L1 中没有，再查询 L2 缓存；L2 中没有再查询 L3 缓存；L3 中没有，再去内存中拿。

总结：

存储器存储空间大小：内存>L3>L2>L1>寄存器；

存储器速度快慢排序：寄存器>L1>L2>L3>内存；

安全等级

CPU运行安全等级

CPU有4个运行级别，分别为：

ring0，ring1，ring2，ring3

ring0只给操作系统用，ring3谁都能用。

ring0是指CPU的运行级别，是最高级别，ring1次之，ring2更次之……

系统（内核）的代码运行在最高运行级别ring0上，可以使用特权指令，控制中断、修改页表、访问设备等等。

应用程序的代码运行在最低运行级别上ring3上，不能做受控操作。

如果要做，比如要访问磁盘，写文件，那就要通过执行系统调用（函数），执行系统调用的时候，CPU的运行级别会发生从ring3到ring0的切换，并跳转到系统调用对应的内核代码位置执行，这样内核就为你完成了设备访问，完成之后再从ring0返回ring3。

这个过程也称作用户态和内核态的切换。

局部性原理

在CPU访问存储设备时，无论是存取数据抑或存取指令，都趋于聚集在一片连续的区域中，这就被称为局部性原理

时间局部性（Temporal Locality）：

如果一个信息项正在被访问，那么在近期它很可能还会被再次访问。

比如循环、递归、方法的反复调用等。

空间局部性（Spatial Locality）：

如果一个存储器的位置被引用，那么将来他附近的位置也会被引用。

比如顺序执行的代码、连续创建的两个对象、数组等。

程序的执行过程

程序实际上是一条一条指令，所以程序的运行过程就是把每一条指令一步一步的执行起来，负责执行指令的就是 CPU 了。

那 CPU 执行程序的过程如下：

第一步，CPU 读取程序计数器的值，这个值是指令的内存地址，然后 CPU 的控制单元操作地址总线指定需要访问的内存地址，接着通知内存设备准备数据，数据准备好后通过数据总线将指令数据传给 CPU，CPU 收到内存传来的数据后，将这个指令数据存入到指令寄存器。
第二步，CPU 分析指令寄存器中的指令，确定指令的类型和参数，如果是计算类型的指令，就把指令交给逻辑运算单元运算；如果是存储类型的指令，则交由控制单元执行；
第三步，CPU 执行完指令后，程序计数器的值自增，表示指向下一条指令。这个自增的大小，由 CPU 的位宽决定，比如 32 位的 CPU，指令是 4 个字节，需要 4 个内存地址存放，因此程序计数器的值会自增 4；

简单总结一下就是，一个程序执行的时候，CPU 会根据程序计数器里的内存地址，从内存里面把需要执行的指令读取到指令寄存器里面执行，然后根据指令长度自增，开始顺序读取下一条指令。

CPU 从程序计数器读取指令、到执行、再到下一条指令，这个过程会不断循环，直到程序执行结束，这个不断循环的过程被称为 CPU 的指令周期。

总线

CPU 和内存以及其他设备之间，也需要通信，因此我们用一种特殊的设备进行控制，就是总线。

地址总线，用于指定 CPU 将要操作的内存地址；
数据总线，用于读写内存的数据；
控制总线，用于发送和接收信号，比如中断、设备复位等信号，CPU 收到信号后自然进行响应，这时也需要控制总线；

当 CPU 要读写内存数据的时候，一般需要通过两个总线：

首先要通过地址总线来指定内存的地址；
再通过数据总线来传输数据；

输入、输出设备

输入设备向计算机输入数据，计算机经过计算，将结果通过输出设备向外界传达。

如果输入设备、输出设备想要和 CPU 进行交互，比如说用户按键需要 CPU 响应，这时候就需要用到控制总线。

基础知识

中断

中断的类型

按照中断的触发方分成同步中断和异步中断；
根据中断是否强制触发分成可屏蔽中断和不可屏蔽中断。

中断可以由 CPU 指令直接触发，这种主动触发的中断，叫作同步中断。

同步中断有几种情况。

比如系统调用，需要从用户态切换内核态，这种情况需要程序触发一个中断，叫作陷阱（Trap），中断触发后需要继续执行系统调用。
还有一种同步中断情况是错误（Fault），通常是因为检测到某种错误，需要触发一个中断，中断响应结束后，会重新执行触发错误的地方，比如后面我们要学习的缺页中断。
最后还有一种情况是程序的异常，这种情况和 Trap 类似，用于实现程序抛出的异常。

另一部分中断不是由 CPU 直接触发，是因为需要响应外部的通知，比如响应键盘、鼠标等设备而触发的中断，这种中断我们称为异步中断。

CPU 通常都支持设置一个中断屏蔽位（一个寄存器），设置为 1 之后 CPU 暂时就不再响应中断。

对于键盘鼠标输入，比如陷阱、错误、异常等情况，会被临时屏蔽。

但是对于一些特别重要的中断，比如 CPU 故障导致的掉电中断，还是会正常触发。

可以被屏蔽的中断我们称为可屏蔽中断，多数中断都是可屏蔽中断。

内核态和用户态

什么是用户态和内核态

Kernel 运行在超级权限模式下，所以拥有很高的权限。

按照权限管理的原则，多数应用程序应该运行在最小权限下。

因此，很多操作系统，将内存分成了两个区域：

内核空间（Kernal Space），这个空间只有内核程序可以访问；
用户空间（User Space），这部分内存专门给应用程序使用。

用户空间中的代码被限制了只能使用一个局部的内存空间，我们说这些程序在用户态执行。

内核空间中的代码可以访问所有内存，我们称这些程序在内核态执行。

按照级别分：

当程序运行在0级特权级上时，就可以称之为运行在内核态

当程序运行在3级特权级上时，就可以称之为运行在用户态

运行在用户态下的程序不能直接访问操作系统内核数据结构和程序。

当我们在系统中执行一个程序时，大部分时间是运行在用户态下的，在其需要操作系统帮助完成某些它没有权力和能力完成的工作时就会切换到内核态（比如操作硬件）

这两种状态的主要差别

处于用户态执行时，进程所能访问的内存空间和对象受到限制，其所处于占有的处理器是可被抢占的

处于内核态执行时，则能访问所有的内存空间和对象，且所占有的处理器是不允许被抢占的。

为什么要有用户态和内核态

由于需要限制不同的程序之间的访问能力，防止他们获取别的程序的内存数据，或者获取外围设备的数据，并发送到网络

用户态与内核态的切换

所有用户程序都是运行在用户态的，但是有时候程序确实需要做一些内核态的事情，例如从硬盘读取数据，或者从键盘获取输入等，而唯一可以做这些事情的就是操作系统，所以此时程序就需要先操作系统请求以程序的名义来执行这些操作

用户态和内核态的转换

系统调用

用户态进程通过系统调用申请使用操作系统提供的服务程序完成工作，比如fork()实际上就是执行了一个创建新进程的系统调用

而系统调用的机制其核心还是使用了操作系统为用户特别开放的一个中断来实现，例如Linux的int 80h中断

举例：

如上图所示：内核程序执行在内核态（Kernal Mode），用户程序执行在用户态（User Mode）。

当发生系统调用时，用户态的程序发起系统调用，因为系统调用中牵扯特权指令，用户态程序权限不足，因此会中断执行，也就是 Trap（Trap 是一种中断）。

发生中断后，当前 CPU 执行的程序会中断，跳转到中断处理程序，内核程序开始执行，也就是开始处理系统调用。

内核处理完成后，主动触发 Trap，这样会再次发生中断，切换回用户态工作。

异常

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

外围设备的中断

当外围设备完成用户请求的操作后，会向CPU发出相应的中断信号，这时CPU会暂停执行下一条即将要执行的指令转而去执行与中断信号对应的处理程序，如果先前执行的指令是用户态下的程序，那么这个转换的过程自然也就发生了由用户态到内核态的切换

比如硬盘读写操作完成，系统会切换到硬盘读写的中断处理程序中执行后续操作等

线程

线程：系统分配处理器时间资源的基本单元，是程序执行的最小单位

线程可以看做轻量级的进程，共享内存空间，每个线程都有自己独立的运行栈和程序计数器，线程之间切换的开销小。

在同一个进程（程序）中有多个线程同时执行（通过CPU调度，在每个时间片中只有一个线程执行）

进程可以通过 API 创建用户态的线程，也可以通过系统调用创建内核态的线程。

用户态线程

用户态线程也称作用户级线程，操作系统内核并不知道它的存在，它完全是在用户空间中创建。

用户级线程有很多优势，比如：

管理开销小：创建、销毁不需要系统调用。
切换成本低：用户空间程序可以自己维护，不需要走操作系统调度。

但是这种线程也有很多的缺点：

与内核协作成本高：比如这种线程完全是用户空间程序在管理，当它进行 I/O 的时候，无法利用到内核的优势，需要频繁进行用户态到内核态的切换。
线程间协作成本高：设想两个线程需要通信，通信需要 I/O，I/O 需要系统调用，因此用户态线程需要额外的系统调用成本。
无法利用多核优势：比如操作系统调度的仍然是这个线程所属的进程，所以无论每次一个进程有多少用户态的线程，都只能并发执行一个线程，因此一个进程的多个线程无法利用多核的优势。

操作系统无法针对线程调度进行优化：当一个进程的一个用户态线程阻塞（Block）了，操作系统无法及时发现和处理阻塞问题，它不会更换执行其他线程，从而造成资源浪费。

内核态线程

内核态线程也称作内核级线程（Kernel Level Thread），这种线程执行在内核态，可以通过系统调用创造一个内核级线程。

内核级线程有很多优势：

可以利用多核 CPU 优势：内核拥有较高权限，因此可以在多个 CPU 核心上执行内核线程。
操作系统级优化：内核中的线程操作 I/O 不需要进行系统调用；一个内核线程阻塞了，可以立即让另一个执行。

当然内核线程也有一些缺点：

创建成本高：创建的时候需要系统调用，也就是切换到内核态。
扩展性差：由一个内核程序管理，不可能数量太多。
切换成本较高：切换的时候，也同样存在需要内核操作，需要切换内核态。

用户态线程和内核态线程之间的映射关系

如果有一个用户态的进程，它下面有多个线程，如果这个进程想要执行下面的某一个线程，应该如何做呢？

这时，比较常见的一种方式，就是将需要执行的程序，让一个内核线程去执行。

毕竟，内核线程是真正的线程，因为它会分配到 CPU 的执行资源。

如果一个进程所有的线程都要自己调度，相当于在进程的主线程中实现分时算法调度每一个线程，也就是所有线程都用操作系统分配给主线程的时间片段执行。

这种做法，相当于操作系统调度进程的主线程；进程的主线程进行二级调度，调度自己内部的线程。

这样操作劣势非常明显，比如无法利用多核优势，每个线程调度分配到的时间较少，而且这种线程在阻塞场景下会直接交出整个进程的执行权限。

由此可见，用户态线程创建成本低，问题明显，不可以利用多核。

内核态线程，创建成本高，可以利用多核，切换速度慢。

因此通常我们会在内核中预先创建一些线程，并反复利用这些线程。

协程

协程，是一种比线程更加轻量级的存在，协程不是被操作系统内核所管理，而完全是由程序所控制（也就是在用户态执行）。

这样带来的好处就是性能得到了很大的提升，不会像线程切换那样消耗资源。

子程序

或者称为函数，在所有语言中都是层级调用，比如A调用B，B在执行过程中又调用了C，C执行完毕返回，B执行完毕返回，最后是A执行完毕。

所以子程序调用是通过栈实现的，一个线程就是执行一个子程序。

子程序调用总是一个入口，一次返回，调用顺序是明确的。

协程的特点在于是一个线程执行，那和多线程比，协程有何优势？

极高的执行效率：因为子程序切换不是线程切换，而是由程序自身控制，因此，没有线程切换的开销，和多线程比，线程数量越多，协程的性能优势就越明显；
不需要多线程的锁机制：因为只有一个线程，也不存在同时写变量冲突，在协程中控制共享资源不加锁，只需要判断状态就好了，所以执行效率比多线程高很多。

线程安全

如果你的代码所在的进程中有多个线程在同时运行，而这些线程可能会同时运行这段代码。

如果每次运行结果和单线程运行的结果是一样的，而且其他的变量的值也和预期的是一样的，就是线程安全的。

进程

在系统中正在运行的一个应用程序；程序一旦运行就是进程；是资源分配的最小单位。

在操作系统中能同时运行多个进程；

开机的时候，磁盘的内核镜像被导入内存作为一个执行副本，成为内核进程。

进程可以分成用户态进程和内核态进程两类，用户态进程通常是应用程序的副本，内核态进程就是内核本身的进程。

如果用户态进程需要申请资源，比如内存，可以通过系统调用向内核申请。

每个进程都有独立的内存空间，存放代码和数据段等，程序之间的切换会有较大的开销；

分时和调度

每个进程在执行时都会获得操作系统分配的一个时间片段，如果超出这个时间，就会轮到下一个进程（线程）执行。

注意，现代操作系统都是直接调度线程，不会调度进程。

分配时间片段

如下图所示，进程 1 需要 2 个时间片段，进程 2 只有 1 个时间片段，进程 3 需要 3 个时间片段。

因此当进程 1 执行到一半时，会先挂起，然后进程 2 开始执行；进程 2 一次可以执行完，然后进程 3 开始执行，不过进程 3 一次执行不完，在执行了 1 个时间片段后，进程 1 开始执行；就这样如此周而复始，这个就是分时技术。

创建进程

用户想要创建一个进程，最直接的方法就是从命令行执行一个程序，或者双击打开一个应用，但对于程序员而言，显然需要更好的设计。

首先，应该有 API 打开应用，比如可以通过函数打开某个应用；

另一方面，如果程序员希望执行完一段代价昂贵的初始化过程后，将当前程序的状态复制好几份，变成一个个单独执行的进程，那么操作系统提供了 fork 指令。

也就是说，每次 fork 会多创造一个克隆的进程，这个克隆的进程，所有状态都和原来的进程一样，但是会有自己的地址空间。

如果要创造 2 个克隆进程，就要 fork 两次。

那如果我就是想启动一个新的程序呢？

操作系统提供了启动新程序的 API。

如果我就是想用一个新进程执行一小段程序，比如说每次服务端收到客户端的请求时，我都想用一个进程去处理这个请求。

如果是这种情况，建议你不要单独启动进程，而是使用线程。

因为进程的创建成本实在太高了，因此不建议用来做这样的事情：要创建条目、要分配内存，特别是还要在内存中形成一个个段，分成不同的区域。所以通常，我们更倾向于多创建线程。

不同程序语言会自己提供创建线程的 API，比如 Java 有 Thread 类；go 有 go-routine（注意不是协程，是线程）。

进程状态

创建状态

进程由创建而产生，创建进程是一个非常复杂的过程，一般需要通过多个步骤才能完成：如首先由进程申请一个空白的进程控制块(PCB)，并向PCB中填写用于控制和管理进程的信息；然后为该进程分配运行时所必须的资源；最后，把该进程转入就绪状态并插入到就绪队列中

就绪状态

这是指进程已经准备好运行的状态，即进程已分配到除CPU以外所有的必要资源后，只要再获得CPU，便可立即执行，如果系统中有许多处于就绪状态的进程，通常将它们按照一定的策略排成一个队列，该队列称为就绪队列，有执行资格，没有执行权的进程

运行状态

这里指进程已经获取CPU，其进程处于正在执行的状态。对任何一个时刻而言，在单处理机的系统中，只有一个进程处于执行状态而在多处理机系统中，有多个进程处于执行状态，既有执行资格，又有执行权的进程

阻塞状态

这里是指正在执行的进程由于发生某事件（如I/O请求、申请缓冲区失败等）暂时无法继续执行的状态，即进程执行受到阻塞，此时引起进程调度，操作系统把处理机分配给另外一个就绪的进程，而让受阻的进程处于暂停的状态，一般将这个暂停状态称为阻塞状态

终止状态

进程间通信IPC

每个进程各自有不同的用户地址空间，任何一个进程的全局变量在另一个进程中都看不到，所以进程之间要交换数据必须通过内核，在内核中开辟一块缓冲区，进程1把数据从用户空间拷到内核缓冲区，进程2再从内核缓冲区把数据读走，内核提供的这种机制称为进程间通信

管道/匿名管道

管道是半双工的，数据只能向一个方向流动；需要双方通信时，需要建立起两个管道。

只能用于父子进程或者兄弟进程之间(具有亲缘关系的进程);
单独构成一种独立的文件系统：管道对于管道两端的进程而言，就是一个文件，但它不是普通的文件，它不属于某种文件系统，而是自立门户，单独构成一种文件系统，并且只存在与内存中。
数据的读出和写入：一个进程向管道中写的内容被管道另一端的进程读出，写入的内容每次都添加在管道缓冲区的末尾，并且每次都是从缓冲区的头部读出数据。

有名管道(FIFO)

匿名管道，由于没有名字，只能用于亲缘关系的进程间通信。

为了克服这个缺点，提出了有名管道(FIFO)。

有名管道不同于匿名管道之处在于它提供了一个路径名与之关联，以有名管道的文件形式存在于文件系统中，这样，即使与有名管道的创建进程不存在亲缘关系的进程，只要可以访问该路径，就能够彼此通过有名管道相互通信，因此，通过有名管道不相关的进程也能交换数据。

信号

信号是Linux系统中用于进程间互相通信或者操作的一种机制，信号可以在任何时候发给某一进程，而无需知道该进程的状态。

如果该进程当前并未处于执行状态，则该信号就有内核保存起来，知道该进程回复执行并传递给它为止。

如果一个信号被进程设置为阻塞，则该信号的传递被延迟，直到其阻塞被取消是才被传递给进程。

消息队列

消息队列是存放在内核中的消息链表，每个消息队列由消息队列标识符表示。

与管道（无名管道：只存在于内存中的文件；命名管道：存在于实际的磁盘介质或者文件系统）不同的是消息队列存放在内核中，只有在内核重启(即操作系统重启)或者显示地删除一个消息队列时，该消息队列才会被真正的删除。

另外与管道不同的是，消息队列在某个进程往一个队列写入消息之前，并不需要另外某个进程在该队列上等待消息的到达

共享内存

使得多个进程可以直接读写同一块内存空间，是最快的可用IPC形式，是针对其他通信机制运行效率较低而设计的。

为了在多个进程间交换信息，内核专门留出了一块内存区，可以由需要访问的进程将其映射到自己的私有地址空间，进程就可以直接读写这一块内存而不需要进行数据的拷贝，从而大大提高效率。

由于多个进程共享一段内存，因此需要依靠某种同步机制（如信号量）来达到进程间的同步及互斥。

共享内存示意图：

一旦这样的内存映射到共享它的进程的地址空间，这些进程间数据传递不再涉及到内核，换句话说是进程不再通过执行进入内核的系统调用来传递彼此的数据。

信号量

信号量是一个计数器，用于多进程对共享数据的访问，信号量的意图在于进程间同步。

为了获得共享资源，进程需要执行下列操作：

创建一个信号量：这要求调用者指定初始值，对于二值信号量来说，它通常是1，也可是0。
等待一个信号量：该操作会测试这个信号量的值，如果小于0，就阻塞，也称为P操作。
挂出一个信号量：该操作将信号量的值加1，也称为V操作。

套接字(Socket)

套接字是一种通信机制，凭借这种机制，客户/服务器（即要进行通信的进程）系统的开发工作既可以在本地单机上进行，也可以跨网络进行。也就是说它可以让不在同一台计算机但通过网络连接计算机上的进程进行通信。

信号

信号是进程间通信机制中唯一的异步通信机制，可以看作是异步通知，通知接收信号的进程有哪些事情发生了。

也可以简单理解为信号是某种形式上的软中断

可运行kill -l查看Linux支持的信号列表：

kill -l
 1) SIGHUP	 2) SIGINT	 3) SIGQUIT	 4) SIGILL	 5) SIGTRAP
 6) SIGABRT	 7) SIGBUS	 8) SIGFPE	 9) SIGKILL	10) SIGUSR1
11) SIGSEGV	12) SIGUSR2	13) SIGPIPE	14) SIGALRM	15) SIGTERM
16) SIGSTKFLT	17) SIGCHLD	18) SIGCONT	19) SIGSTOP	20) SIGTSTP
21) SIGTTIN	22) SIGTTOU	23) SIGURG	24) SIGXCPU	25) SIGXFSZ
26) SIGVTALRM	27) SIGPROF	28) SIGWINCH	29) SIGIO	30) SIGPWR
31) SIGSYS	34) SIGRTMIN	35) SIGRTMIN+1	36) SIGRTMIN+2	37) SIGRTMIN+3
38) SIGRTMIN+4	39) SIGRTMIN+5	40) SIGRTMIN+6	41) SIGRTMIN+7	42) SIGRTMIN+8
43) SIGRTMIN+9	44) SIGRTMIN+10	45) SIGRTMIN+11	46) SIGRTMIN+12	47) SIGRTMIN+13
48) SIGRTMIN+14	49) SIGRTMIN+15	50) SIGRTMAX-14	51) SIGRTMAX-13	52) SIGRTMAX-12
53) SIGRTMAX-11	54) SIGRTMAX-10	55) SIGRTMAX-9	56) SIGRTMAX-8	57) SIGRTMAX-7
58) SIGRTMAX-6	59) SIGRTMAX-5	60) SIGRTMAX-4	61) SIGRTMAX-3	62) SIGRTMAX-2
63) SIGRTMAX-1	64) SIGRTMAX
复制代码

几个常用的信号：

信号	描述
SIGHUP	当用户退出终端时，由该终端开启的所有进程都会接收到这个信号，默认动作为终止进程。
SIGINT	程序终止(interrupt)信号, 在用户键入INTR字符(通常是`Ctrl+C`)时发出，用于通知前台进程组终止进程。
SIGQUIT	和`SIGINT`类似, 但由QUIT字符(通常是`Ctrl+\`)来控制，进程在因收到`SIGQUIT`退出时会产生`core`文件, 在这个意义上类似于一个程序错误信号。
SIGKILL	用来立即结束程序的运行，本信号不能被阻塞、处理和忽略。
SIGTERM	程序结束(terminate)信号, 与`SIGKILL`不同的是该信号可以被阻塞和处理。通常用来要求程序自己正常退出。
SIGSTOP	停止(stopped)进程的执行. 注意它和terminate以及interrupt的区别:该进程还未结束, 只是暂停执行，本信号不能被阻塞, 处理或忽略

进程同步

临界区

通过对多线程的串行化来访问公共资源或一段代码，速度快，适合控制数据访问

优点：保证在某一时刻只有一个线程能访问数据的简便办法

缺点：虽然临界区同步速度很快，但却只能用来同步本进程内的线程，而不可用来同步多个进程中的线程

互斥量

为协调共同对一个共享资源的单独访问而设计的

互斥量跟临界区很相似，比临界区复杂，互斥对象只有一个，只有拥有互斥对象的线程才具有访问资源的权限

优点：使用互斥不仅仅能够在同一应用程序不同线程中实现资源的安全共享，而且可以在不同应用程序的线程之间实现对资源的安全共享

信号量

为控制一个具有有限数量用户资源而设计，它允许多个线程在同一时刻访问同一资源，但是需要限制在同一时刻访问此资源的最大线程数目，互斥量是信号量的一种特殊情况，当信号量的最大资源数=1就是互斥量了

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

down : 如果信号量大于 0 ，执行 -1 操作；如果信号量等于 0，进程睡眠，等待信号量大于 0；
up ：对信号量执行 +1 操作，唤醒睡眠的进程让其完成 down 操作。

down 和 up 操作需要被设计成原语，不可分割，通常的做法是在执行这些操作的时候屏蔽中断。

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

事件

用来通知线程有一些事件已发生，从而启动后继任务的开始

优点：事件对象通过通知操作的方式来保持线程的同步，并且可以实现不同进程中的线程同步操作

管程

管程有一个重要特性：在一个时刻只能有一个进程使用管程。

进程在无法继续执行的时候不能一直占用管程，否则其它进程永远不能使用管程。

管程引入了 条件变量 以及相关的操作：wait() 和 signal() 来实现同步操作。

对条件变量执行 wait() 操作会导致调用进程阻塞，把管程让出来给另一个进程持有。

signal() 操作用于唤醒被阻塞的进程。

使用信号量机制实现的生产者消费者问题需要客户端代码做很多控制，而管程把控制的代码独立出来，不仅不容易出错，也使得客户端代码调用更容易。

上下文切换

对于单核单线程CPU而言，在某一时刻只能执行一条CPU指令。

上下文切换(Context Switch)是一种将CPU资源从一个进程分配给另一个进程的机制。

从用户角度看，计算机能够并行运行多个进程，这恰恰是操作系统通过快速上下文切换造成的结果。

在切换的过程中，操作系统需要先存储当前进程的状态(包括内存空间的指针，当前执行完的指令等等)，再读入下一个进程的状态，然后执行此进程。

进程调度算法

先来先服务调度算法

该算法既可用于作业调度，也可用于进程调度，当在作业调度中采用该算法时，每次调度都是从后备作业队列中选择一个或多个最先进入该队列的作业，将它们调入内存，为它们分配资源、创建进程，然后放入就绪队列

短作业优先调度算法

从后备队列中选择一个或若干个估计运行时间最短的作业，将它们调入内存运行

时间片轮转法

每次调度时，把CPU分配给队首进程，并令其执行一个时间片，时间片的大小从几ms到几百ms，当执行的时间片用完时，由一个计时器发出时钟中断请求，调度程序便据此信号来停止该进程的执行，并将它送往就绪队列的末尾

然后，再把处理机分配给就绪队列中新的队首进程，同时也让它执行一个时间片，这样就可以保证就绪队列中的所有进程在一给定的时间内均能获得一时间片的处理机执行时间

最短剩余时间优先

最短作业优先的抢占式版本，按剩余运行时间的顺序进行调度，当一个新的作业到达时，其整个运行时间与当前进程的剩余时间作比较。

如果新的进程需要的时间更少，则挂起当前进程，运行新的进程。否则新的进程等待。

多级反馈队列调度算法：

前面介绍的几种进程调度的算法都有一定的局限性，如短进程优先的调度算法，仅照顾了短进程而忽略了长进程，多级反馈队列调度算法既能使高优先级的作业得到响应又能使短作业迅速完成，因而它是目前被公认的一种较好的进程调度算法，UNIX 操作系统采取的便是这种调度算法。

举例：

多级队列，就是多个队列执行调度，先考虑最简单的两级模型

上图中设计了两个优先级不同的队列，从下到上优先级上升，上层队列调度紧急任务，下层队列调度普通任务。

只要上层队列有任务，下层队列就会让出执行权限。

低优先级队列可以考虑抢占 + 优先级队列的方式实现，这样每次执行一个时间片段就可以判断一下高优先级的队列中是否有任务。

高优先级队列可以考虑用非抢占（每个任务执行完才执行下一个）+ 优先级队列实现，这样紧急任务优先级有个区分，如果遇到十万火急的情况，就可以优先处理这个任务。

上面这个模型虽然解决了任务间的优先级问题，但是还是没有解决短任务先行的问题，可以考虑再增加一些队列，让级别更多。

比如下图这个模型：

紧急任务仍然走高优队列，非抢占执行。

普通任务先放到优先级仅次于高优任务的队列中，并且只分配很小的时间片；如果没有执行完成，说明任务不是很短，就将任务下调一层。

下面一层，最低优先级的队列中时间片很大，长任务就有更大的时间片可以用。

通过这种方式，短任务会在更高优先级的队列中执行完成，长任务优先级会下调，也就类似实现了最短作业优先的问题。

实际操作中，可以有 n 层，一层层把大任务筛选出来，最长的任务，放到最闲的时间去执行，要知道，大部分时间 CPU 不是满负荷的。

优先级调度

为每个流程分配优先级，首先执行具有最高优先级的进程，依此类推，具有相同优先级的进程以 FCFS 方式执行，可以根据内存要求，时间要求或任何其他资源要求来确定优先级。

守护进程

守护进程是脱离于终端并且在后台运行的进程，脱离终端是为了避免在执行的过程中的信息在终端上显示，并且进程也不会被任何终端所产生的终端信息所打断。

守护进程一般的生命周期是系统启动到系统停止运行。

Linux系统中有很多的守护进程，最典型的就是我们经常看到的服务进程。

当然，我们也经常会利用守护进程来完成很多的系统或者自动化任务。

孤儿进程

父进程早于子进程退出时候子进程还在运行，子进程会成为孤儿进程，Linux会对孤儿进程的处理，把孤儿进程的父进程设为进程号为1的进程，也就是由init进程来托管，init进程负责子进程退出后的善后清理工作

僵尸进程

子进程执行完毕时发现父进程未退出，会向父进程发送 SIGCHLD 信号，但父进程没有使用 wait/waitpid 或其他方式处理 SIGCHLD 信号来回收子进程，子进程变成为了对系统有害的僵尸进程

子进程退出后留下的进程信息没有被收集，会导致占用的进程控制块PCB不被释放，形成僵尸进程，进程已经死去，但是进程资源没有被释放掉

问题及危害

如果系统中存在大量的僵尸进程，他们的进程号就会一直被占用，但是系统所能使用的进程号是有限的，系统将因为没有可用的进程号而导致系统不能产生新的进程

任何一个子进程(init除外)在exit()之后，并非马上就消失掉，而是留下一个称为僵尸进程(Zombie)的数据结构，等待父进程处理，这是每个子进程在结束时都要经过的阶段，如果子进程在exit()之后，父进程没有来得及处理，这时用ps命令就能看到子进程的状态是Z。

如果父进程能及时处理，可能用ps命令就来不及看到子进程的僵尸状态，但这并不等于子进程不经过僵尸状态

产生僵尸进程的元凶其实是他们的父进程，杀掉父进程，僵尸进程就变为了孤儿进程，便可以转交给 init 进程回收处理

死锁

产生原因

系统资源的竞争：系统资源的竞争导致系统资源不足，以及资源分配不当，导致死锁。

进程运行推进顺序不合适：进程在运行过程中，请求和释放资源的顺序不当，会导致死锁。

发生死锁的四个必要条件

互斥条件：一个资源每次只能被一个进程使用，即在一段时间内某资源仅为一个进程所占有，此时若有其他进程请求该资源，则请求进程只能等待

请求与保持条件：进程已经保持了至少一个资源，但又提出了新的资源请求时，该资源已被其他进程占有，此时请求进程被阻塞，但对自己已获得的资源保持不放

不可剥夺条件:进程所获得的资源在未使用完毕之前，不能被其他进程强行夺走，即只能由获得该资源的进程自己来释放（只能是主动释放)

循环等待条件: 若干进程间形成首尾相接循环等待资源的关系

这四个条件是死锁的必要条件，只要系统发生死锁，这些条件必然成立，而只要上述条件之一不满足，就不会发生死锁

只要我们破坏其中一个，就可以成功避免死锁的发生

其中，互斥这个条件我们没有办法破坏，因为我们用锁为的就是互斥

对于占用且等待这个条件，我们可以一次性申请所有的资源，这样就不存在等待了。
对于不可抢占这个条件，占用部分资源的线程进一步申请其他资源时，如果申请不到，可以主动释放它占有的资源，这样不可抢占这个条件就破坏掉了。
对于循环等待这个条件，可以靠按序申请资源来预防，所谓按序申请，是指资源是有线性顺序的，申请的时候可以先申请资源序号小的，再申请资源序号大的，这样线性化后自然就不存在循环了。

处理方法

主要有以下四种方法：

鸵鸟策略
死锁检测与死锁恢复
死锁预防，破坏4个必要条件
死锁避免，银行家算法

鸵鸟策略

把头埋在沙子里，假装根本没发生问题。

因为解决死锁问题的代价很高，因此鸵鸟策略这种不采取任务措施的方案会获得更高的性能。

当发生死锁时不会对用户造成多大影响，或发生死锁的概率很低，可以采用鸵鸟策略。

死锁检测

不试图阻止死锁，而是当检测到死锁发生时，采取措施进行恢复。

每种类型一个资源的死锁检测
每种类型多个资源的死锁检测

死锁恢复

利用抢占恢复
利用回滚恢复
通过杀死进程恢复

哲学家进餐问题

五个哲学家围着一张圆桌，每个哲学家面前放着食物。

哲学家的生活有两种交替活动：吃饭以及思考。

当一个哲学家吃饭时，需要先拿起自己左右两边的两根筷子，并且一次只能拿起一根筷子。

如果所有哲学家同时拿起左手边的筷子，那么所有哲学家都在等待其它哲学家吃完并释放自己手中的筷子，导致死锁。

哲学家进餐问题可看作是并发进程并发执行时处理共享资源的一个有代表性的问题。

为了防止死锁的发生，可以设置两个条件：

必须同时拿起左右两根筷子；
只有在两个邻居都没有进餐的情况下才允许进餐。

银行家算法

银行家算法的命名是它可以用了银行系统，当不能满足所有客户的需求时，银行绝不会分配其资金。

当新进程进入系统时，它必须说明其可能需要的每种类型资源实例的最大数量这一数量不可以超过系统资源的总和。

当用户申请一组资源时，系统必须确定这些资源的分配是否处于安全状态，如何安全，则分配，如果不安全，那么进程必须等待指导某个其他进程释放足够资源为止。

安全状态

在避免死锁的方法中，允许进程动态地申请资源，但系统在进行资源分配之前，应先计算此次资源分配的安全性，若此次分配不会导致系统进入不安全状态，则将资源分配给进程；否则，令进程等待

因此，避免死锁的实质在于：系统在进行资源分配时，如何使系统不进入不安全状态

Fork函数

fork函数用于创建一个与当前进程一样的子进程，所创建的子进程将复制父进程的代码段、数据段、BSS段、堆、栈等所有用户空间信息，在内核中操作系统会重新为其申请一个子进程执行的位置。

fork系统调用会通过复制一个现有进程来创建一个全新的进程，新进程被存放在一个叫做任务队列的双向循环链表中，链表中的每一项都是类型为task_struct的进程控制块PCB的结构。

每个进程都由独特换不相同的进程标识符（PID），通过getpid()函数可获取当前进程的进程标识符，通过getppid()函数可获得父进程的进程标识符。

一个现有的进程可通过调用fork函数创建一个新进程，由fork创建的新进程称为子进程child process，fork函数被调用一次但返回两次，两次返回的唯一区别是子进程中返回0而父进程中返回子进程ID。

为什么fork会返回两次呢？

因为复制时会复制父进程的堆栈段，所以两个进程都停留在fork函数中等待返回，因此会返回两次，一个是在父进程中返回，一次是在子进程中返回，两次返回值是不一样的。

在父进程中将返回新建子进程的进程ID
在子进程中将返回0
若出现错误则返回一个负数

因此可以通过fork的返回值来判断当前进程是子进程还是父进程。

fork执行执行流程

当进程调用fork后控制转入内核，内核将会做4件事儿：

分配新的内存块和内核数据结构给子进程
将父进程部分数据结构内容（数据空间、堆栈等）拷贝到子进程
添加子进程到系统进程列表中
fork返回开始调度器调度

为什么pid在父子进程中不同呢？

其实就相当于链表，进程形成了链表，父进程的pid指向子进程的进程ID，因此子进程没有子进程，所以PID为0，这里的pid相当于链表中的指针。

前言