Java面试之操作系统

1、冯诺依曼模型

运算器、控制器、存储器、输入设备、输出设备

32位和64位CPU最主要区别是一次性能计算多少字节数据，如果计算的数额不超过 32 位数字的情况下，32 位和 64 位 CPU 之间没什么区别的，只有当计算超过 32 位数字的情况下，64 位的优势才能体现出来。

线路位宽  cpu能操作的内存大小 比如cpu想要操作4G的内存，就需要32条地址总线。2^32=4G

2、程序执行的基本过程

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。

3、指令的执行速度

程序的CPU执行时间=指令数*每条指令的平均时钟周期数*时钟周期时间

时钟周期时间=1/电脑主频  如1/2.4G

4、存储

寄存器

CPU cache SRAM 静态随机存储器  

• 每个 CPU 核心都有一块属于自己的 L1 高速缓存，指令和数据在 L1 是分开存放的，所以 L1 高速缓存通常分成指令缓存和数据缓存。
•  L2 高速缓存位置比 L1 高速缓存距离 CPU 核心 更远 大小比 L1 高速缓存更大
• L3 高速缓存通常是多个 CPU 核心共用的

内存   DRAM （Dynamic Random Access Memory，动态随机存取存储器） 的芯片。数据会被存储在电容里，电容会不断漏电，所以需要「定时刷新」电容，才能保证数据不会被丢失

CPU 从 L1 Cache 读取数据的速度，相比从内存读取的速度，会快 100 多倍

硬盘

• 固态硬盘：断电后数据还是存在的，而内存、寄存器、高速缓存断电后数据都会丢失。内存的读写速度比 SSD 大概快 10~1000 倍。
• 机械硬盘：通过物理读写的方式来访问数据的，因此它访问速度是非常慢的，它的速度比内存慢 10W 倍左右。

每个存储器只和相邻的一层存储器设备打交道

5、如何写出让CPU 跑的快的代码

CPU Cache 的数据是从内存中读取过来的，它是以一小块一小块读取数据的

CPU L1 Cache 分为数据缓存和指令缓存，因而需要分别提高它们的缓存命中率：

• 对于数据缓存，我们在遍历数据的时候，应该按照内存布局的顺序操作，这是因为 CPU Cache 是根据 CPU Cache Line 批量操作数据的，所以顺序地操作连续内存数据时，性能能得到有效的提升；
• 对于指令缓存，有规律的条件分支语句能够让 CPU 的分支预测器发挥作用，进一步提高执行的效率；

对于多核 CPU 系统，线程可能在不同 CPU 核心来回切换，这样各个核心的缓存命中率就会受到影响，于是要想提高线程的缓存命中率，可以考虑把线程绑定 CPU 到某一个 CPU 核心。 

6、cpu缓存一致性

写数据

写直达 如果cache已经存在，则更新后写入内存  如果cache不存在，则把数据更新到内存

写回     对于已经缓存在 Cache 的数据的写入，只需要更新其数据就可以，不用写入到内存，只有在需要把缓存里面的脏数据交换出去的时候，才把数据同步到内存里，这种方式在缓存命中率高的情况，性能会更好

如何缓存一致

• 写传播，也就是当某个 CPU 核心发生写入操作时，需要把该事件广播通知给其他核心；
• 第二点是事物的串行化，顺序

 总线嗅探机制的 MESI 协议  已修改、独占、共享、已失效  

对于在「已修改」或者「独占」状态的 Cache Line，修改更新其数据不需要发送广播给其他 CPU 核心。

7、伪共享

CPU Cache Line 大小一般是 64 个字节 这种因为多个线程同时读写同一个 Cache Line 的不同变量时，而导致 CPU Cache 失效的现象称为伪共享 

如何避免？

 多个线程共享的热点数据，即经常会修改的数据，应该避免这些数据刚好在同一个 Cache Line 中，否则就会出现为伪共享的问题。

在 Linux 内核中存在 __cacheline_aligned_in_smp 宏定义，是用于解决伪共享的问题。是用空间换时间

字节填充

8、cpu选择线程

• SCHED_DEADLINE：是按照 deadline 进行调度的，距离当前时间点最近的 deadline 的任务会被优先调度；实时任务总是会比普通任务优先被执行
• SCHED_FIFO：对于相同优先级的任务，按先来先服务的原则，但是优先级更高的任务，可以抢占低优先级的任务，也就是优先级高的可以「插队」；
• SCHED_RR：对于相同优先级的任务，轮流着运行，每个任务都有一定的时间片，当用完时间片的任务会被放到队列尾部，以保证相同优先级任务的公平性，但是高优先级的任务依然可以抢占低优先级的任务；

9、软中断 

中断处理程序的上部分和下半部可以理解为：

• 上半部直接处理硬件请求，也就是硬中断，主要是负责耗时短的工作，特点是快速执行；
• 下半部是由内核触发，也就说软中断，主要是负责上半部未完成的工作，通常都是耗时比较长的事情，特点是延迟执行；

 Linux 中的软中断包括网络收发、定时、调度、RCU 锁等各种类型  软中断的处理是通过“ksoftirqd”内核线程来实现的

10、补码

有了补码，负数的加减法操作，实际上是和正数加减法操作一样的

十进制整数转二进制使用的是「除 2 取余法」，倒序     

十进制小数使用的是「乘 2 取整法」正序

计算机存小数 符号位 指数位 尾数位

小数计算不精确的原因

因为有的小数无法可以用「完整」的二进制来表示，所以计算机里只能采用近似数的方式来保存，那两个近似数相加，得到的必然也是一个近似数。

11、内核

内核作为应用连接硬件设备的桥梁

• 进程调度
• 内存管理
• 为进程与硬件设备之间提供通信
• 提供系统调用 应用程序要运行更高权限运行的服务，那么就需要有系统调用，它是用户程序与操作系统之间的接口。

linux内核设计的理念

• 多任务  并发并行
• 对称多处理  每个 CPU 的地位是相等的
• 可执行文件链接格式   Linux 可执行文件格式叫作 ELF，Windows 可执行文件格式叫作 PE。
• 宏内核    Linux 的内核是宏内核    Windows的内核设计是混合型内核，   

微内核，有一个最小版本的内核，一些模块和服务则由用户态管理；

混合内核，是宏内核和微内核的结合体，内核中抽象出了微内核的概念，也就是内核中会有一个小型的内核，其他模块就在这个基础上搭建，整个内核是个完整的程序；

宏内核，包含多个模块，整个内核像一个完整的程序；

12、虚拟内存

 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。多进程之间地址冲突问题

虚拟内存还可以是的进程对运行内存超过物理内存的大小

页表里的页表项中除了物理地址之外，还有一些标记属性的比特，比如控制一个页的读写权限，标记该页是否存在等。在内存访问方面，操作系统提供了更好的安全性。

操作系统是如何管理虚拟地址与物理地址之间的关系？ 

内存分段  虚拟地址是通过段表与物理地址进行映射的，分段机制会把程序的虚拟地址分成 4 个段，每个段在段表中有一个项，在这一项找到段的基地址，再加上偏移量，于是就能找到物理内存中的地址

问题：内存碎片   内存交换的效率低

• 每个段的长度不固定，所以多个段未必能恰好使用所有的内存空间，会产生了多个不连续的小物理内存，导致新的程序无法被装载，所以会出现外部内存碎片的问题

内存分页 

分页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小  在 Linux 下，每一页的大小为 4KB。采用了分页，页与页之间是紧密排列的，所以不会有外部碎片。如果内存空间不够，操作系统会把其他正在运行的进程中的「最近没被使用」的内存页面给释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为换出（Swap Out）。一旦需要的时候，再加载进来，称为换入（Swap In）。所以，一次性写入磁盘的也只有少数的一个页或者几个页，不会花太多时间，内存交换的效率就相对比较高。

问题：页表会非常的庞大

解决方案：多级页表

问题：多了几道转换的工序，这显然就降低了这俩地址转换的速度

解决方案：在 CPU 芯片中，加入了一个专门存放程序最常访问的页表项的 Cache，这个 Cache 就是 TLB

13、malloc是如何分配内存的  

malloc() 源码里默认定义了一个阈值：

• 如果用户分配的内存小于 128 KB，则通过 brk() 申请内存；
• 如果用户分配的内存大于 128 KB，则通过 mmap() 申请内存；

malloc()分配的是虚拟内存  如果分配后的虚拟内存没有被访问的话，虚拟内存是不会映射到物理内存的，这样就不会占用物理内存了  只有在访问已分配的虚拟地址空间的时候，操作系统通过查找页表，发现虚拟内存对应的页没有在物理内存中，就会触发缺页中断，然后操作系统会建立虚拟内存和物理内存之间的映射关系。

malloc 申请的内存，free 释放内存会归还给操作系统吗？

• malloc 通过 brk() 方式申请的内存，free 释放内存的时候，并不会把内存归还给操作系统，而是缓存在 malloc 的内存池中，待下次使用；
• malloc 通过 mmap() 方式申请的内存，free 释放内存的时候，会把内存归还给操作系统，内存得到真正的释放

mmap()是通过系统调用来实现的，会发生运行态的切换 

14、内存回收 

应用程序通过 malloc 函数申请内存的时候，实际上申请的是虚拟内存，此时并不会分配物理内存。

当应用程序读写了这块虚拟内存，CPU 就会去访问这个虚拟内存， 这时会发现这个虚拟内存没有映射到物理内存， CPU 就会产生缺页中断，进程会从用户态切换到内核态，并将缺页中断交给内核的 Page Fault Handler （缺页中断函数）处理。

缺页中断处理函数会看是否有空闲的物理内存：

• 如果有，就直接分配物理内存，并建立虚拟内存与物理内存之间的映射关系。
• 如果没有空闲的物理内存，那么内核就会开始进行回收内存 (opens new window)的工作，如果回收内存工作结束后，空闲的物理内存仍然无法满足此次物理内存的申请，那么内核就会放最后的大招了触发 OOM （Out of Memory）机制。

后台内存回收 异步

直接内存回收 同步

• 文件页的回收：对于干净页是直接释放内存，这个操作不会影响性能，而对于脏页会先写回到磁盘再释放内存，这个操作会发生磁盘 I/O 的，这个操作是会影响系统性能的。
• 匿名页的回收：如果开启了 Swap 机制，那么 Swap 机制会将不常访问的匿名页换出到磁盘中，下次访问时，再从磁盘换入到内存中，这个操作是会影响系统性能的。

直接回收 但是空闲的物理内存仍然无法满足此次物理内存的申请，那么内核就会触发 OOM 机制

针对回收内存导致的性能影响，常见的解决方式。

• 设置 /proc/sys/vm/swappiness，调整文件页和匿名页的回收倾向，尽量倾向于回收文件页；
• 设置 /proc/sys/vm/min_free_kbytes，调整 kswapd 内核线程异步回收内存的时机；
• 设置 /proc/sys/vm/zone_reclaim_mode，调整 NUMA 架构下内存回收策略，建议设置为 0，这样在回收本地内存之前，会在其他 Node 寻找空闲内存，从而避免在系统还有很多空闲内存的情况下，因本地 Node 的本地内存不足，发生频繁直接内存回收导致性能下降的问题；

15、 在4G物理内存的机器上，申请8G内存会怎么样

• 在 32 位操作系统，因为进程理论上最大能申请 3 GB 大小的虚拟内存，所以直接申请 8G 内存，会申请失败。
• 在 64位 位操作系统，因为进程理论上最大能申请 128 TB 大小的虚拟内存，即使物理内存只有 4GB，申请 8G 内存也是没问题，因为申请的内存是虚拟内存。如果这块虚拟内存被访问了，要看系统有没有 Swap 分区：
  • 如果没有 Swap 分区，因为物理空间不够，进程会被操作系统杀掉，原因是 OOM（内存溢出）；
  • 如果有 Swap 分区，即使物理内存只有 4GB，程序也能正常使用 8GB 的内存，进程可以正常运行；