操作系统

1. 进程和线程有什么区别？为什么要有线程？

进程是操作系统分配资源（内存、打开的文件等）的基本单位，线程是 CPU 调度（时间片分配）的基本单位。一个进程至少有一个线程，同一进程内的多个线程共享这个进程的地址空间、打开的文件、全局变量，但各自有独立的栈、寄存器和程序计数器——共享的是"东西放在哪儿"，独立的是"执行到哪一步"。

之所以要有线程，是因为进程太重了。创建进程要复制一整套地址空间和资源表；进程切换要换页表、清空 TLB（地址翻译的硬件缓存），代价很高；进程之间地址空间互相隔离，想共享数据还得绕道 IPC。而一个程序内部的并发任务（比如 Web 服务器同时处理多个请求）本来就该共享同一份数据，用线程既能并发，切换又轻——线程切换只需要换寄存器和栈指针，页表不用动。

代价是隔离性没了。一个线程写坏了内存，整个进程都会崩；多个线程同时改同一份数据，还要自己加锁保证正确。所以浏览器这类要求"一个页面崩了不能拖垮整个浏览器"的场景，反而会退回多进程。

2. 进程有哪几种状态？什么时候从运行态变成阻塞态？

三个基本状态：就绪（万事俱备只差 CPU）、运行（正在 CPU 上执行）、阻塞（在等某个事件，就算给它 CPU 也跑不了）。加上创建态和终止态就是五态模型。

转换关系里有个容易混的点：就绪→运行和运行→就绪是调度器决定的（时间片用完、被更高优先级的进程抢占），进程本身没有主动权；而运行→阻塞是进程自己触发的——它调用了一个暂时完不成的操作，比如读磁盘、等网络数据、申请一把已经被别人拿走的锁，操作系统就把它挂起，把 CPU 让给别人。阻塞结束后它进的是就绪态，不是直接回到运行态，因为这会儿 CPU 多半已经被别的进程占了。

Linux 里 ps 看到的 STAT 列就是这套状态：R 是运行或就绪，S 是可中断睡眠（等 IO、等信号，最常见），D 是不可中断睡眠（通常卡在磁盘 IO，kill -9 都杀不掉），Z 是僵尸态——进程已经退出，但父进程还没回收它的退出码。

3. 进程间怎么通信？管道、共享内存、消息队列有什么区别？

进程地址空间互相隔离，A 进程的指针在 B 进程里毫无意义，所以进程间通信必须借助内核提供的通道。常说的有六种：管道、消息队列、共享内存、Socket、信号、信号量，其中前四种才是真正用来传数据的。

方式	怎么传	特点
管道	内核里的一段缓冲区，一端写一端读	单向、字节流、无消息边界。匿名管道只能父子进程用，命名管道（FIFO）在文件系统里有名字，无亲缘关系的进程也能用
消息队列	内核维护一个链表，按消息为单位收发	有边界，支持按类型取，收发双方不用同时在线
共享内存	两个进程把同一块物理内存映射到各自地址空间	最快，数据不经内核中转；但内核不管同步，要自己配信号量
Socket	走网络协议栈	唯一能跨机器的，本机通信可以用 Unix domain socket 省掉协议栈开销

速度差异的根源在拷贝次数。管道和消息队列都要走"用户态 → 内核缓冲区 → 用户态"两次拷贝，共享内存映射好之后一次都不用拷，进程直接读写同一块物理页。代价就是内核完全不介入，谁先写谁后读得自己管，通常要配一个信号量来同步。

信号和信号量是另一类，它们都不传数据。信号只传一个事件编号，用来通知进程发生了什么，比如 SIGTERM 让你退出、SIGHUP 让你重读配置；信号量传的是一个计数，用来协调多个进程访问共享资源的先后，最常见的搭配就是给共享内存配一个信号量。

4. 互斥锁和信号量有什么区别？什么时候用哪个？

互斥锁只有两个状态（锁上、没锁），语义是"这段临界区同一时刻只能有一个线程进"，而且有归属——谁加的锁谁来解。信号量是一个计数器，P 操作（申请）减一、减到负数就阻塞，V 操作（释放）加一，语义是"有 N 份资源可用"，任何线程都能 V，不要求 V 的人一定是 P 的人。

值为 1 的信号量看起来跟互斥锁等价，但因为没有归属，它可以被 A 线程 P、B 线程 V——这正好用来做线程间的顺序同步：A 干完活 V 一下，B 在那儿 P 着等 A。

所以选哪个看你要表达什么。保护一份共享数据不被并发修改，用互斥锁；控制资源池的并发数量（比如连接池最多 10 个连接），用计数信号量；让线程 B 等线程 A 完成某件事，用信号量或条件变量，别用互斥锁硬凑。

5. 死锁的四个必要条件是什么？怎么预防？

四个条件必须同时成立才会死锁：互斥（资源同一时刻只能被一个进程占有）、占有并等待（拿着已有资源的同时去申请新资源）、不可剥夺（资源只能由持有者主动释放）、循环等待（多个进程首尾相接地等对方手里的资源）。

预防就是破坏其中任意一个。互斥通常破坏不了，那是资源本身的性质。剩下三个：破坏"占有并等待"，让进程一次性申请齐所有资源，要么全拿到要么一个不拿；破坏"不可剥夺"，申请不到就把已经拿到的全部放掉、过会儿重来，对应代码里拿不到锁就立刻返回的 trylock；破坏"循环等待"最实用——给所有资源编个全局序号，规定必须按序号从小到大申请，环就不可能形成。

工程上真正常用的就是最后一条，也就是约定加锁顺序。经典的转账死锁：线程 A 锁住账户 1 再去锁账户 2，线程 B 锁住账户 2 再去锁账户 1，改成两边都按账户 ID 从小到大加锁，问题直接消失。

除了预防还有另外两条路。避免是指每次分配资源前先判断会不会进入不安全状态（银行家算法），开销大，实际系统很少用。检测加恢复是指定期检查资源分配图里有没有环，有就挑一个进程杀掉解环——数据库的死锁检测走的就是这条路，因为它没法要求业务 SQL 按固定顺序加锁。

6. 常见的进程调度算法有哪些？FCFS 和 RR 有什么区别？

算法	规则	问题
FCFS 先来先服务	按到达顺序排队，非抢占	一个长任务排在前面，后面的短任务全被拖死（护航效应）
SJF 短作业优先	选预计运行时间最短的	平均等待时间最优，但要预知运行时间，长任务可能饿死
RR 时间片轮转	每个进程跑一个时间片，用完排到队尾	响应快、公平；时间片太小则切换开销占比过高，太大则退化成 FCFS
优先级调度	按优先级选	低优先级可能饿死，需要"老化"机制——等得越久优先级越高
多级反馈队列	多个优先级队列，新进程进最高级，用完时间片降一级	综合了上面几种，实际系统用的就是这类

FCFS 和 RR 的核心区别是抢不抢占。FCFS 一旦开始执行就跑到底或跑到主动阻塞为止，追求的是吞吐量和实现简单；RR 靠时钟中断强制打断，追求的是响应时间。交互式系统必须用 RR 这类抢占式算法，否则你敲一个键要等前面那个跑一小时的任务结束。

多级反馈队列之所以是实际系统的选择，是因为它不需要预知运行时间就近似实现了短作业优先：短任务在最高优先级队列里就跑完了，长任务会一级级往下掉，自然让出高优先级给新来的交互任务。

7. 虚拟内存解决什么问题？页表是什么？

虚拟内存让每个进程都以为自己独占一整块连续的地址空间，实际的物理内存由操作系统在背后分配。它同时解决三个问题：隔离——进程 A 的地址 0x1000 和进程 B 的地址 0x1000 映射到不同物理页，互相访问不到；不连续——进程看到的连续地址在物理上可以是零散的页，不要求物理内存连续；容量——物理内存装不下时可以把暂时不用的页换到磁盘，让程序用的内存超过实际内存。

页表就是这个映射表，记录"虚拟页号 → 物理页框号"，还带着有效位、权限位、修改位这些标记。CPU 每访问一个地址，MMU（内存管理单元）就查一次页表，把虚拟地址翻译成物理地址。因为页表本身也存在内存里，每次访存都要额外读一次内存太慢，所以 CPU 里有个 TLB（快表）缓存最近用过的页表项；又因为 32 位地址空间按 4KB 分页会有一百多万个页表项、全放一张表太占内存，实际用的是多级页表——只给真正用到的那段地址空间分配下一级页表。

访问的页不在物理内存里就触发缺页中断，操作系统去磁盘把它换进来，必要时挑一页换出去。进程切换要换页表，TLB 里缓存的是旧进程的映射，必须失效掉重新填——这正是进程切换比线程切换贵的地方。

8. LRU 怎么实现？和 FIFO 有什么区别？

物理内存装不下时要挑一页换出去，挑的策略就是页面置换算法。FIFO 按进入内存的先后淘汰，最早进来的先走；LRU 淘汰最久没被访问过的那一页。

区别在于拿什么预测未来。FIFO 只看"什么时候进来的"，一个从头到尾都在被频繁访问的页，只因为进来得早也会被换出去；LRU 看"什么时候被访问过"，依据的是程序的局部性原理——刚用过的数据很可能马上还要用，所以命中率通常明显高于 FIFO。FIFO 还有个反直觉的 Belady 异常：增加物理页框数，缺页次数反而可能变多，LRU 不会有这个问题。

LRU 的标准实现是哈希表加双向链表。哈希表存 key 到链表节点的映射，用来 O(1) 定位；双向链表按访问时间排序，头部是最近用过的，尾部是最久没用的。get 命中就把节点摘下来挪到头部；put 时如果超出容量，就删掉尾部节点，同时把它的 key 从哈希表里删掉。两个结构都是 O(1)，合起来 get/put 都是 O(1)。用双向链表而不是单链表，是因为要在 O(1) 时间内摘除任意一个中间节点，必须能拿到它的前驱。

操作系统内核其实不会用严格的 LRU——每次访存都去改链表代价太高。实际用的是时钟算法这类近似方案：给每页一个访问位，硬件在访问时置 1，淘汰时指针转一圈，遇到 1 就清零放过，遇到 0 就淘汰。严格 LRU 更多出现在应用层缓存和面试手撕题里。

9. 分段和分页有什么区别？为什么现代操作系统用分页？

分段按程序的逻辑结构切——代码段、数据段、栈段，每段长度不一样，地址写成"段号 + 段内偏移"。分页按固定大小切（通常 4KB），跟程序逻辑无关，地址写成"页号 + 页内偏移"。

	分段	分页
划分依据	程序的逻辑单元，长度可变	固定大小，跟逻辑无关
地址形式	二维，段号加段内偏移，程序员可见	一维线性地址，程序员不可见
碎片	外部碎片——段与段之间留下用不上的空隙	内部碎片——最后一页装不满，平均浪费半页
共享与保护	天然，按逻辑段设权限	靠页表项里的权限位拼出来

现代系统选分页，关键在内存分配。段长可变意味着反复分配回收之后，物理内存会被切得七零八落，出现大量"每块都不够大"的外部碎片，只能靠内存紧缩来整理，代价极高。分页把所有单位定死成同样大小，任何一个空闲页框都能装任何一页，外部碎片彻底消失，只剩下最后一页装不满造成的内部碎片——平均浪费半页，也就是 2KB 左右，完全可以接受。而且固定大小让换入换出的粒度统一，跟磁盘块大小也能对齐。

x86 实际是段页式：逻辑地址先经段机制转成线性地址，再经页机制转成物理地址。但 Linux 把所有段的基址都设成 0、界限设成整个地址空间，等于把分段架空，只留分页真正干活。

10. 什么是系统调用？用户态怎么切到内核态？

CPU 有特权级，内核态能执行任何指令、访问任何内存和硬件，用户态既不能直接碰硬件也不能访问内核内存。应用程序想读文件、发网络包、创建进程，只能请内核代劳——这个请求接口就是系统调用。

切换靠的是中断和异常机制。用户程序执行一条陷入指令（x86-64 上是 syscall），CPU 硬件自动完成特权级切换、跳到内核预设的入口，内核根据寄存器里的系统调用号查表找到对应的处理函数，执行完再返回用户态。关键在于入口是内核规定死的——用户程序不能任意跳进内核的某一行代码，只能从这扇固定的门进来，这才保证了隔离不被绕过。

除了主动陷入，还有两种情况会进内核：硬件中断（网卡收到包、时钟到点）和异常（缺页、除零）。三者走的是同一套切换机制，区别只在触发源是主动还是被动。

系统调用是有成本的，要保存用户态上下文、切特权级、回来时再恢复。所以性能优化里常见的思路就是减少系统调用次数，比如用缓冲区攒一批数据再一次性 write，或者用 mmap 把文件直接映射进地址空间，省掉 read 的那次拷贝。