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
- 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
- 线程间协作成本高
- 无法利用多核优势：
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
- 切换成本较高
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）。
优势：性能得到了很大的提升，不会像线程切换那样消耗资源。
题目：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
内核态：
当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，我们就称进程处于内核运行态。此时处理器处于特权级最高的（0级）内核代码中执行。当进程处于内核态时，执行的内核代码会使用当前进程的内核栈。
用户态：
每个进程都有自己的内核栈。当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态。即此时处理器在特权级最低的（3级）用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然被中断程序中断时，此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核栈。这与处于内核态的进程的状态有些类似。
用户态和内核态的区别：
用户态下和内核态下工作的程序有很多差别，但最重要的差别就在于特权级的不同，即权力的不同。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。
特权级：
举个例子，fork()函数，对于任何操作系统来说，创建一个新的进程都是属于核心功能，因为它要做很多底层细致地工作，消耗系统的物理资源，比如分配物理内存，从父进程拷贝相关信息，拷贝设置页目录页表等等，这些显然不能随便让哪个程序就能去做，于是就自然引出特权级别的概念，显然，最关键性的权力必须由高特权级的程序来执行，这样才可以做到集中管理，减少有限资源的访问和使用冲突。
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；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
进程状态
创建状态
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
终止也分为两个步骤：首先，等待操作系统进行善后处理，最后将PCB清零，并将PCB空间返还系统。当一个进程到达自然结束点，或者出现了无法克服的错误，或是被操作系统终结，或者被其他有终止权的进程所终结，将进入一个终止状态
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。
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。
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
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。
常见面试题
进程、线程的区别
操作系统会以进程为单位，分配系统资源（CPU时间片、内存等资源），进程是资源分配的最小单位。
进程是拥有资源的一个独立单位，线程不拥有系统资源，但可以访问隶属于进程的资源。
进程所维护的是程序所包含的资源（静态资源）， 如：地址空间，打开的文件句柄集，文件系统状态，信号处理handler等；
线程所维护的运行相关的资源（动态资源），如：运行栈，调度相关的控制信息，待处理的信号集等；
系统开销：
在创建或撤消进程时，由于系统都要为之分配和回收资源，导致系统的开销明显大于创建或撤消线程时的开销。
但是进程有独立的地址空间，一个进程崩溃后，在保护模式下不会对其它进程产生影响，而线程只是一个进程中的不同执行路径。
线程有自己的堆栈和局部变量，但线程之间没有单独的地址空间，一个进程死掉就等于所有的线程死掉，所以多进程的程序要比多线程的程序健壮，但在进程切换时，耗费资源较大，效率要差一些。
外中断和异常有什么区别
外中断是指由 CPU 执行指令以外的事件引起，如 I/O 完成中断，表示设备输入/输出处理已经完成，处理器能够发送下一个输入/输出请求，此外还有时钟中断、控制台中断等。
而异常时由 CPU 执行指令的内部事件引起，如非法操作码、地址越界、算术溢出等。
解决Hash冲突四种方法
开放定址法
- 开放定址法就是一旦发生了冲突，就去寻找下一个空的散列地址，只要散列表足够大，空的散列地址总能找到，并将记录存入。
链地址法
- 将哈希表的每个单元作为链表的头结点，所有哈希地址为i的元素构成一个同义词链表。即发生冲突时就把该关键字链在以该单元为头结点的链表的尾部。
再哈希法
- 当哈希地址发生冲突用其他的函数计算另一个哈希函数地址，直到冲突不再产生为止。
建立公共溢出区
- 将哈希表分为基本表和溢出表两部分，发生冲突的元素都放入溢出表中。
分页机制和分段机制有哪些共同点和区别
共同点
- 分页机制和分段机制都是为了提高内存利用率，较少内存碎片。
- 页和段都是离散存储的，所以两者都是离散分配内存的方式。但是，每个页和段中的内存是连续的。
区别
- 页的大小是固定的，由操作系统决定；而段的大小不固定，取决于我们当前运行的程序。
- 分页仅仅是为了满足操作系统内存管理的需求，而段是逻辑信息的单位，在程序中可以体现为代码段，数据段，能够更好满足用户的需要。
- 分页是一维地址空间，分段是二维的。
介绍一下几种典型的锁
读写锁
- 可以同时进行多个读
- 写者必须互斥（只允许一个写者写，也不能读者写者同时进行）
- 写者优先于读者（一旦有写者，则后续读者必须等待，唤醒时优先考虑写者）
互斥锁
一次只能一个线程拥有互斥锁，其他线程只有等待
互斥锁是在抢锁失败的情况下主动放弃CPU进入睡眠状态直到锁的状态改变时再唤醒，而操作系统负责线程调度，为了实现锁的状态发生改变时唤醒阻塞的线程或者进程，需要把锁交给操作系统管理，所以互斥锁在加锁操作时涉及上下文的切换。
互斥锁实际的效率还是可以让人接受的，加锁的时间大概100ns左右，而实际上互斥锁的一种可能的实现是先自旋一段时间，当自旋的时间超过阀值之后再将线程投入睡眠中，因此在并发运算中使用互斥锁（每次占用锁的时间很短）的效果可能不亚于使用自旋锁
条件变量
互斥锁一个明显的缺点是他只有两种状态：锁定和非锁定。
而条件变量通过允许线程阻塞和等待另一个线程发送信号的方法弥补了互斥锁的不足，他常和互斥锁一起使用，以免出现竞态条件。
当条件不满足时，线程往往解开相应的互斥锁并阻塞线程然后等待条件发生变化。
一旦其他的某个线程改变了条件变量，他将通知相应的条件变量唤醒一个或多个正被此条件变量阻塞的线程。
总的来说互斥锁是线程间互斥的机制，条件变量则是同步机制。
自旋锁
如果进线程无法取得锁，进线程不会立刻放弃CPU时间片，而是一直循环尝试获取锁，直到获取为止。
如果别的线程长时期占有锁，那么自旋就是在浪费CPU做无用功，但是自旋锁一般应用于加锁时间很短的场景，这个时候效率比较高。
虽然它的效率比互斥锁高，但是它也有些不足之处：
- 自旋锁一直占用CPU，在未获得锁的情况下，一直进行自旋，所以占用着CPU，如果不能在很短的时间内获得锁，无疑会使CPU效率降低。
- 在用自旋锁时有可能造成死锁，当递归调用时有可能造成死锁。
参考资料：
tobebetterjavaer.com/cs/os.html
计算机操作系统（第四版）汤子瀛 汤小丹等编著
