操作系统-基础知识

冯诺依曼计算机模型

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

1. 控制器(Control)：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。

2. 运算器(Datapath)：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。

3. 存储器(Memory)：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。

4. 输入(Input system)：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。

5. 输出(Output system)：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。

下图-冯诺依曼计算机模型图

 

上面的模型是一个理论的抽象简化模型，它的具体应用就是现代计算机当中的硬件结构设计：

在上图硬件结构当中，配件很多，但最核心的只有两部分：CPU、内存。

CPU指令结构

CPU内部结构

• 控制单元
• 运算单元
• 数据单元

控制单元

控制单元是整个CPU的指挥控制中心，由指令寄存器IR（Instruction Register）、指令译码器ID（Instruction Decoder）和 操作控制器OC（Operation Controller） 等组成，对协调整个电脑有序工作极为重要。它根据用户预先编好的程序，依次从存储器中取出各条指令，放在指令寄存器IR中，通过指令译码（分析）确定应该进行什么操作，然后通过操作控制器OC，按确定的时序，向相应的部件发出微操作控制信号。操作控制器OC中主要包括：节拍脉冲发生器、控制矩阵、时钟脉冲发生器、复位电路和启停电路等控制逻辑。

运算单元

运算单元是运算器的核心。可以执行算术运算（包括加减乘数等基本运算及其附加运算）和逻辑运算（包括移位、逻辑测试或两个值比较）。相对控制单元而言，运算器接受控制单元的命令而进行动作，即运算单元所进行的全部操作都是由控制单元发出的控制信号来指挥的，所以它是执行部件。

存储单元

存储单元包括 CPU 片内缓存Cache和寄存器组，是 CPU 中暂时存放数据的地方，里面保存着那些等待处理的数据，或已经处理过的数据，CPU 访问寄存器所用的时间要比访问内存的时间短。 寄存器是CPU内部的元件，寄存器拥有非常高的读写速度，所以在寄存器之间的数据传送非常快。采用寄存器，可以减少 CPU 访问内存的次数，从而提高了 CPU 的工作速度。

寄存器组可分为专用寄存器和通用寄存器。专用寄存器的作用是固定的，分别寄存相应的数据；而通用寄存器用途广泛并可由程序员规定其用途。

CPU缓存结构

CPU在摩尔定律的指导下以每18个月翻一番的速度在发展，然而内存和硬盘的发展速度远远不及CPU。这就造成了高性能能的内存和硬盘价格及其昂贵。然而CPU的高度运算需要高速的数据。为了解决这个问题，CPU厂商在CPU中内置了少量的高速缓存以解决I\O速度和CPU运算速度之间的不匹配问题。

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，常见的为三级缓存结构

• L1 Cache，分为数据缓存和指令缓存，逻辑核独占
• L2 Cache，物理核独占，逻辑核共享
• L3 Cache，所有物理核共享

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。

一级Cache(L1 Cache)

二级Cache(L2 Cache)

三级Cache(L3 Cache)

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；

还有一点值得注意的是：缓存是由最小的存储区块-缓存行(cacheline)组成，缓存行大小通常为64byte。

缓存行是什么意思呢？

比如你的L1缓存大小是512kb,而cacheline = 64byte,那么就是L1里有512 * 1024/64个cacheline

CPU读取存储器数据过程

1、CPU要取寄存器X的值，只需要一步：直接读取。

2、CPU要取L1 cache的某个值，需要1-3步（或者更多）：把cache行锁住，把某个数据拿来，解锁，如果没锁住就慢了。

3、CPU要取L2 cache的某个值，先要到L1 cache里取，L1当中不存在，在L2里，L2开始加锁，加锁以后，把L2里的数据复制到L1，再执行读L1的过程，上面的3步，再解锁。

4、CPU取L3 cache的也是一样，只不过先由L3复制到L2，从L2复制到L1，从L1到CPU。

5、CPU取内存则最复杂：通知内存控制器占用总线带宽，通知内存加锁，发起内存读请求，等待回应，回应数据保存到L3（如果没有就到L2），再从L3/2到L1，再从L1到CPU，之后解除总线锁定。

多核CPU

一个现代计算机通常由两个或者多个CPU，如果要运行多个程序（进程）的话，假如只有 一个CPU的话，就意味着要经常进行进程上下文切换，因为单CPU即便是多核的，也只是多个 处理器核心，其他设备都是共用的，所以 多个进程就必然要经常进行进程上下文切换，这个代 价是很高的。

一个多核的CPU也就是一个CPU上 有多个处理器核心，这样有什么好处呢？

比如说现在我们要在一台计算机上跑一个多线程的程 序，因为是一个进程里的线程，所以需要一些共享一些存储变量，如果这台计算机都是单核单 线程CPU的话，就意味着这个程序的不同线程需要经常在CPU之间的外部总线上通信，同时还 要处理不同CPU之间不同缓存导致数据不一致的问题，所以在这种场景下多核单CPU的架构就 能发挥很大的优势，通信都在内部总线，共用同一个缓存。

CPU运行安全等级

CPU有4个运行级别，分别为：

• ring0
• ring1
• ring2
• ring3

Linux与Windows只用到了2个级别:ring0、ring3，操作系统内部内部程序指令通常运行在ring0级别，操作系统以外的第三方程序运行在ring3级别，第三方程序如果要调用操作系统内部函数功能，由于运行安全级别不够,必须切换CPU运行状态，从ring3切换到ring0,然后执行系统函数，说到这里相信同学们明白为什么JVM创建线程，线程阻塞唤醒是重型操作了，因为CPU要切换运行状态。

下面我大概梳理一下JVM创建线程CPU的工作过程

step1：CPU从ring3切换ring0创建线程

step2：创建完毕,CPU从ring0切换回ring3

step3：线程执行JVM程序

step4：线程执行完毕，销毁还得切会ring0

CPU Load Average

load average，3个值，分别记录了1min，5min,15min的系统平均负载

（用uptime命令也可以查看到这三个值）

load average 表示的是CPU的负载，包含的信息不是CPU的使用率状况，而是在一段时间内CPU正在处理以及等待CPU处理的进程数之和的统计信息，也就是CPU使用队列的长度的统计信息。

我们举个例子：高速公路收费站10个车道，那当有1-9辆车在不同的通道通过时，认为收费站的load<1;

当正好10辆车在不同的通道时，load=1;

当超过10辆车（假设每个通道是均匀有车）时，load>1

假设有100辆车，每个通道10辆，那就说明能有10辆车能过去，另外90辆车则需要等待。此时收费站的load为100/10=10. 这个10的负载表示系统当前满负荷运转，且还有相当于90%的满负载的请求在等待

一般业界能够被接受的值是， load average <= CPU核数 *0.7。  但现在硬件越来越便宜，核数庞大的机器也越来越大，如遇到机器的CPU核数很大，那么剩余的30%部分也越大，这个时候可以适当的调整下，只要不要到整个核数都用满。

综合，理想的系统load是既没有进程（线程）等待也没有CPU空闲，可最大限度的利用CPU资源。

回到上面的图，我们可以看到1min,5min,15min 的平均load值。这三个字是要结合起来看的，如果机器持续在一段时间内都是load很高的，那么也许机器性能下降了，可能需要进一步排查问题，也许是要增加机器了。

有时候也会遇到一种情况，Load很高，但系统的CPU使用率却比较低。可能的原因是频繁的上下文切换导致耗费了大量的CPU时间，以至于用在运算的CPU时间片比较少，却有很多进程在等待运行。

并行和并发

为什么用到并发

并发编程的本质其实就是利用多线程技术，在现代多核的CPU的背景下，催生了并发编程的趋势，通过并发编程的形式可以将多核CPU的计算能力发挥到极致，性能得到提升。除此之外，面对复杂业务模型，并行程序会比串行程序更适应业务需求，而并发编程更能吻合这种业务拆分 。

即使是单核处理器也支持多线程执行代码，CPU通过给每个线程分配CPU时间片来实现这个机制

时间片是CPU分配给各个线程的时间，因为时间片非常短，所以CPU通过不停地切换线程执行，让我们感觉多个线程是同时执行的，时间片一般是几十毫秒（ms）。

并发不等于并行：并发指的是多个任务交替进行，而并行则是指真正意义上的“同时进行”。实际上，如果系统内只有一个CPU，而使用多线程时，那么真实系统环境下不能并行，只能通过切换时间片的方式交替进行，而成为并发执行任务。真正的并行也只能出现在拥有多个CPU的系统中。

并发的优点：

充分利用多核CPU的计算能力；

方便进行业务拆分，提升应用性能；

并发产生的问题：

高并发场景下，导致频繁的上下文切换

临界区线程安全问题，容易出现死锁的，产生死锁就会造成系统功能不可用

CPU通过时间片分配算法来循环执行任务，当前任务执行一个时间片后会切换到下一个任务。但是，在切换前会保存上一个任务的状态，以便下次切换回这个任务时，可以再加载这个任务的状态。所以任务从保存到再加载的过程就是一次上下文切换。

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。

多线程环境下存在的问题

缓存一致性问题

在多处理器系统中，每个处理器都有自己的高速缓存，而它们又共享同一主内存（MainMemory）。

基于高速缓存的存储交互很好地解决了处理器与内存的速度矛盾，但是也引入了新的问题：缓存一致性（CacheCoherence）。当多个处理器的运算任务都涉及同一块主内存区域时，将可能导致各自的缓存数据不一致的情况，如果真的发生这种情况，那同步回到主内存时以谁的缓存数据为准呢？

为了解决一致性的问题，需要各个处理器访问缓存时都遵循一些协议，在读写时要根据协议来进行操作，这类协议有MSI、MESI（IllinoisProtocol）、MOSI、Synapse、Firefly及DragonProtocol，等等

指令重排序问题

为了使得处理器内部的运算单元能尽量被充分利用，处理器可能会对输入代码进行乱序执行（Out-Of-Order Execution）优化，处理器会在计算之后将乱序执行的结果重组，保证该结果与顺序执行的结果是一致的，但并不保证程序中各个语句计算的先后顺序与输入代码中的顺序一致。因此，如果存在一个计算任务依赖另一个计算任务的中间结果，那么其顺序性并不能靠代码的先后顺序来保证。

与处理器的乱序执行优化类似，Java虚拟机的即时编译器中也有类似的指令重排序（Instruction Reorder）优化

操作系统内存管理

执行空间保护

操作系统有用户空间与内核空间两个概念，目的也是为了做到程序运行安全隔离与稳定，以32位操作系统4G大小的内存空间为例

Linux为内核代码和数据结构预留了几个页框，这些页永远不会被转出到磁盘上。从 0x00000000 到 0xC0000000（PAGE_OFFSET） 的线性地址可由用户代码 和 内核代码进行引用（即用户空间）。从0xC0000000（PAGE_OFFSET）到 0xFFFFFFFFF的线性地址只能由内核代码进行访问（即内核空间）。

内核代码及其数据结构都必须位于这 1 GB的地址空间中，但是对于此地址空间而言，更大的消费者是物理地址的虚拟映射。

这意味着在 4 GB 的内存空间中，只有 3 GB 可以用于用户应用程序。进程与线程只能运行在用户方式（usermode）或内核方式（kernelmode）下。用户程序运行在用户方式下，而系统调用运行在内核方式下。

 

在这两种方式下所用的堆栈不一样：用户方式下用的是一般的堆栈(用户空间的堆栈)，而内核方式下用的是固定大小的堆栈（内核空间的对战，一般为一个内存页的大小），即每个进程与线程其实有两个堆栈，分别运行与用户态与内核态。

 

由空间划分我们再引深一下，CPU调度的基本单位线程，也划分为：

1、内核线程模型(KLT)

2、用户线程模型(ULT)

内核线程模型

内核线程(KLT)：系统内核管理线程(KLT),内核保存线程的状态和上下文信息，线程阻塞不会引起进程阻塞。在多处理器系统上，多线程在多处理器上并行运行。线程的创建、调度和管理由内核完成，效率比ULT要慢，比进程操作快。

用户线程模型

用户线程(ULT)：用户程序实现,不依赖操作系统核心,应用提供创建、同步、调度和管理线程的函数来控制用户线程。不需要用户态/内核态切换，速度快。内核对ULT无感知，线程阻塞则进程（包括它的所有线程）阻塞。

虚拟内存

操作系统为每个进程分配独立的一套「虚拟地址」，人人都有，大家自己玩自己的地址就行，互不干涉。但是有个前提每个进程都不能访问物理地址，至于虚拟地址最终怎么落到物理内存里，对进程来说是透明的，操作系统已经把这些都安排的明明白白了

 

操作系统会提供一种机制，将不同进程的虚拟地址和不同内存的物理地址映射起来。

如果程序要访问虚拟地址的时候，由操作系统转换成不同的物理地址，这样不同的进程运行的时候，写入的是不同的物理地址，这样就不会冲突了。

 

于是，这里就引出了两种地址的概念：

• 我们程序所使用的内存地址叫做虚拟内存地址（Virtual Memory Address）
• 实际存在硬件里面的空间地址叫物理内存地址（Physical Memory Address）。

 

操作系统引入了虚拟内存，进程持有的虚拟地址会通过 CPU 芯片中的内存管理单元（MMU）的映射关系，来转换变成物理地址，然后再通过物理地址访问内存，如下图所示：

操作系统是如何管理虚拟地址与物理地址之间的关系？

主要有两种方式，分别是内存分段和内存分页，分段是比较早提出的

进程与线程

什么是进程？

现代操作系统在运行一个程序时，会为其创建一个进程；例如，启动一个Java程序，操作系统就会创建一个Java进程。进程是OS(操作系统)资源分配的最小单位。

 

什么是线程？

线程是OS(操作系统)调度CPU的最小单元，也叫轻量级进程（Light Weight Process），在一个进程里可以创建多个线程，这些线程都拥有各自的计数器、堆栈和局部变量等属性，并且能够访问共享的内存变量。CPU在这些线程上高速切换，让使用者感觉到这些线程在同时执行，即并发的概念，相似的概念还有并行！

 

线程上下文切换过程：

根本区别：进程是操作系统资源分配的基本单位，而线程是任务调度和执行的基本单位

 

一个线程只能属于一个进程，而一个进程可以有多个线程，但至少有一个线程

 

每个进程都有独立的代码和数据空间，程序之间的切换会有较大的开销；线程可以看作轻量级的进程，同一类线程共享代码和数据空间，每个线程都有自己独立的运行栈和程序计数器（PC），线程之间切换的开销小

 

线程是进程的一个实体，是 CPU 调度和分派的基本单位，它是比进程更小的能独立运行的基本单位。线程 自己基本上不拥有系统资源，只拥有一点在运行中必不可少的资源(如程序计数器，一组寄存器和栈)，但是 它可与同属一个进程的其他的线程共享进程所拥有的全部资源

 

多线程指在单个程序中可以同时运行多个不同的线程执行不同的任务

 

多线程编程的目的，就是“最大限度地利用 cpu 资源”，当某一线程的处理不需要占用 cpu 而只和 io 等资源 打交道时，让需要占用 Cpu 的其他线程有其他机会获得 cpu 资源。从根本上说，这就是多线程编程的最终 目的

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

进程状态

1.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

 

2.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

 

3.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

 

4.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

 

5.终止状态

进程的终止也要通过两个步骤：首先，是等待操作系统进行善后处理，最后将其PCB清零，并将PCB空间返还给系统。当一个进程到达了自然结束点，或是出现了无法克服的错误，或是被操作系统所终结，或是被其他有终止权的进程所终结，它将进入终止状态。进入终止态的进程以后不能在再执行，但是操作系统中任然保留了一个记录，其中保存状态码和一些计时统计数据，供其他进程进行收集。一旦其他进程完成了对其信息的提取之后，操作系统将删除其进程，即将其PCB清零，并将该空白的PCB返回给系统

 

为什么要分开就绪和阻塞状态

答：因为就绪态只需要等待处理机，而阻塞态可能在等待输入输出，即使分配给处理机也是徒劳，对于调度进程，只需要等待就绪队列里的进程，因为阻塞状态可以转换到就绪队列里去

进程间通信IPC

管道

管道，通常指无名管道

• 它是半双工的（即数据只能在一个方向上流动），具有固定的读端和写端
• 它只能用于具有亲缘关系的进程之间的通信（也是父子进程或者兄弟进程之间）
• 它可以看成是一种特殊的文件，对于它的读写也可以使用普通的read、write 等函数。但是它不是普通的文件，并不属于其他任何文件系统，并且只存在于内存中

FIFO

FIFO，也称为命名管道，它是一种文件类型

• FIFO可以在无关的进程之间交换数据，与无名管道不同
• FIFO有路径名与之相关联，它以一种特殊设备文件形式存在于文件系统中

消息队列

消息队列，是消息的链接表，存放在内核中。一个消息队列由一个标识符（即队列ID）来标识

• 消息队列是面向记录的，其中的消息具有特定的格式以及特定的优先级
• 消息队列独立于发送与接收进程。进程终止时，消息队列及其内容并不会被删除
• 消息队列可以实现消息的随机查询,消息不一定要以先进先出的次序读取,也可以按消息的类型读取

信号量

信号量（Semaphore）与已经介绍过的 IPC 结构不同，它是一个计数器。信号量用于实现进程间的互斥与同步，而不是用于存储进程间通信数据

1. 信号量用于进程间同步，若要在进程间传递数据需要结合共享内存
2. 信号量基于操作系统的 PV 操作，程序对信号量的操作都是原子操作
3. 每次对信号量的 PV 操作不仅限于对信号量值加 1 或减 1，而且可以加减任意正整数
4. 支持信号量组

共享内存

共享内存（Shared Memory），指两个或多个进程共享一个给定的存储区

1. 共享内存是最快的一种 IPC，因为进程是直接对内存进行存取
2. 因为多个进程可以同时操作，所以需要进行同步
3. 信号量+共享内存通常结合在一起使用，信号量用来同步对共享内存的访问

 

五种通讯方式总结

1.管道：速度慢，容量有限，只有父子进程能通讯

2.FIFO：任何进程间都能通讯，但速度慢

3.消息队列：容量受到系统限制，且要注意第一次读的时候，要考虑上一次没有读完数据的问题

4.信号量：不能传递复杂消息，只能用来同步

5.共享内存区：能够很容易控制容量，速度快，但要保持同步

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

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

死锁

1.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。

2.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。

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

解决死锁的策略

对待死锁的策略主要有：

(1) 死锁预防：破坏导致死锁必要条件中的任意一个就可以预防死锁。例如，要求用户申请资源时一次性申请所需要的全部资源，这就破坏了保持和等待条件；将资源分层，得到上一层资源后，才能够申请下一层资源，它破坏了环路等待条件。预防通常会降低系统的效率

 

(2) 死锁避免：避免是指进程在每次申请资源时判断这些操作是否安全，例如，使用银行家算法。死锁避免算法的执行会增加系统的开销

 

(3) 死锁检测：死锁预防和避免都是事前措施，而死锁的检测则是判断系统是否处于死锁状态，如果是，则执行死锁解除策略

 

(4) 死锁解除：这是与死锁检测结合使用的，它使用的方式就是剥夺。即将某进程所拥有的资源强行收回，分配给其他的进程

银行家算法

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

虚拟机指令集架构

虚拟机指令集架构主要分两种：

1、栈指令集架构

2、寄存器指令集架构

关于指令集架构的wiki详细说明：https://zh.wikipedia.org/wiki/%E6%8C%87%E4%BB%A4%E9%9B%86%E6%9E%B6%E6%A7%8B

栈指令集架构

1. 设计和实现更简单,适用于资源受限的系统;
2. 避开了寄存器的分配难题:使用零地址指令方式分配;
3. 指令流中的指令大部分是零地址指令,其执行过程依赖与操作栈,指令集更小,编译器容易实现;
4. 不需要硬件支持,可移植性更好,更好实现跨平台。

寄存器指令集架构

1. 典型的应用是x86的二进制指令集:比如传统的PC以及Android的Davlik虚拟机。
2. 指令集架构则完全依赖硬件,可移植性差。
3. 性能优秀和执行更高效。
4. 花费更少的指令去完成一项操作。
5. 在大部分情况下,基于寄存器架构的指令集往往都以一地址指令、二地址指令和三地址指令为主,而基于栈式架构的指令集却是以零地址指令为主。

 

Java符合典型的栈指令集架构特征，像Python、Go都属于这种架构。

磁盘

磁盘IO时间 = 寻道 + 磁盘旋转 + 数据传输时间

 

从磁盘读取数据时，系统会将逻辑地址发给磁盘，磁盘将逻辑地址转换为物理地址（哪个磁道，哪个扇区）。 磁头进行机械运动，先找到相应磁道，再找该磁道的对应扇区，扇区是磁盘的最小存储单元

机械硬盘的连续读写性能很好，但随机读写性能很差。

 

零拷贝

https://mp.weixin.qq.com/s/thaNfAUY_1e_WMILuqfF-g