0基础面试3

08　进程上下文切换

Q：什么是进程上下文切换？切换过程中内核主要做了哪些工作？为什么线程上下文切换的开销远小于进程？

一、什么是进程上下文切换

进程上下文切换是指内核剥夺当前正在运行进程的 CPU 使用权，将其置回就绪态或睡眠态，再通过调度器从就绪队列中选出另一个进程，把 CPU 使用权交给它的过程。切换的核心是保存旧进程的硬件上下文、恢复新进程的硬件上下文，保证新进程能够从上次被打断的指令位置继续执行，且整个过程对进程透明。

触发切换的典型时机包括：进程的时间片耗尽被抢占、进程因等待 IO 或锁而主动阻塞、进程调用 sched_yield 主动让出、系统调用或中断处理结束时调度器发现有更高优先级进程、进程退出等。

需要区分两个概念：用户态通过系统调用/中断陷入内核态称为模式切换，此时只保存当前进程的陷入现场，并不一定发生进程切换；只有调度器决定换一个进程运行时，才是进程上下文切换。

二、切换过程中内核的主要工作

1. 保存现场并陷入内核：切换由时钟中断、系统调用或异常引发，CPU 进入内核态，把当前的程序计数器、程序状态字、通用寄存器等压入该进程的内核栈（保存为 pt_regs 结构）。
2. 保存旧进程的硬件上下文：调度器把与进程恢复相关的寄存器（栈指针、指令指针、callee-saved 寄存器，以及浮点/向量寄存器 FPU/SSE/AVX 状态、TLS 基址 fsbase 等）保存到旧进程 task_struct 的 thread 结构中，并切换记录内核栈指针。
3. 调度选择新进程：调用 schedule()，由调度算法（如 Linux 的 CFS 完全公平调度器）从就绪队列中选出下一个运行的进程，完成当前任务指针（current）的更换。
4. 切换地址空间：调用内存管理的切换逻辑，把新进程的页表基址（物理地址）加载到 CR3 寄存器；如果新旧进程属于同一进程（线程切换），地址空间相同则跳过这一步。
5. 切换内核栈并恢复上下文：切换到新进程自己的内核栈，从其 task_struct->thread 中恢复栈指针、指令指针和通用寄存器，必要时恢复 FPU 与 TLS 状态。
6. TLB 与缓存的处理：加载新 CR3 意味着地址空间改变，旧的 TLB 翻译失效（带全局位 G 的内核页除外），后续地址翻译需要重新走多级页表，造成一段时间的 TLB miss；现代 CPU 通过 PCID/ASID 等机制可以部分避免全量刷新。
7. 返回用户态继续执行：从内核栈恢复现场，跳转到新进程上次被打断的程序计数器位置继续执行。

三、为什么线程切换开销远小于进程

进程切换必须更换整个地址空间，而同一进程内的线程共享同一个地址空间（同一个 mm_struct），因此：

1. 不切换页表、不加载 CR3：线程切换时内核发现新旧任务的 mm 相同，直接跳过地址空间切换；
2. 不引发 TLB 刷新：没有 CR3 更换，TLB 中缓存的虚拟地址到物理地址的翻译继续有效，避免了切换后大量内存访问因 TLB miss 而变慢；
3. 保存恢复的数据量更少：线程切换只需更换内核栈并保存恢复各自私有的栈指针、寄存器、线程局部存储等少量上下文，而进程切换还要处理页表、内存映射等全套状态。

09　TCP 流量控制与拥塞控制

Q：请说明 TCP 的流量控制和拥塞控制的核心区别，以及各自的基本实现机制。

一、二者的核心区别

流量控制解决的是"发送方不能把接收方灌爆"的问题：接收方的应用程序可能来不及读取数据，内核接收缓冲区会被填满，它是端到端、由接收方主导的，手段是接收方在确认报文中显式通告自己的接收窗口。

拥塞控制解决的是发送方不能把网络灌爆"的问题：网络中的路由器、链路带宽和缓存是所有连接共享的，发送过快会导致中间设备排队、丢包甚至全网瘫痪，它是全局性、由发送方主导的，发送方无法直接知道网络容量，只能通过 ACK 返回速率、RTT 变化和丢包等隐含信号推断网络拥塞程度并自我约束。

二者共同决定发送速率，关系为：实际发送窗口 = min(接收窗口 rwnd, 拥塞窗口 cwnd)。

二、流量控制的实现机制：滑动窗口

TCP 头部携带 16 位窗口字段（在窗口扩大选项 Window Scale 支持下可按倍数放大），接收方在每个 ACK 中通告自己当前剩余的接收缓冲区空间，即接收窗口 rwnd。发送方已发送但未确认的数据量不得超过该窗口，从而保证接收缓冲区不会溢出。

当接收缓冲区被占满时，接收方通告窗口为 0，发送方停止发送数据但仍保持连接。为防止"窗口更新通告丢失"导致双方永久僵持，发送方会启动持续定时器（persist timer），定期向接收方发送单字节的零窗口探测报文，强制接收方回报当前窗口，直到窗口恢复非零再继续发送。此外接收方还会通过延迟 ACK、避免"糊涂窗口综合征"（窗口刚腾出一点就通告、发送方发极小报文）等策略保证效率。

三、拥塞控制的实现机制

发送方维护拥塞窗口 cwnd（单位为 MSS），经典实现（Tahoe/Reno/NewReno）分为以下阶段：

1. 慢启动：连接建立后 cwnd 从初始值开始，每收到一个 ACK，cwnd 增加 1 个 MSS，效果是每经过一个 RTT，cwnd 翻倍的指数增长，快速探测网络可用容量；当 cwnd 增长到慢启动阈值 ssthresh 时，转入拥塞避免阶段。（注：经典教材中初始值为 1，现代实现按 RFC 6928 初始 cwnd 约为 10 个 MSS。）
2. 拥塞避免：cwnd 改为线性增长，每个 RTT 约增加 1 个 MSS（具体为每收到一个 ACK 增加 MSS²/cwnd），谨慎地逼近网络容量。
3. 拥塞的判定与响应，分两种情况：
   • 超时重传（RTO 超时）：认为发生了严重拥塞，处理最严厉——ssthresh 设为 cwnd/2，cwnd 重置为 1，重新进入慢启动；
   • 收到 3 个重复 ACK：说明个别报文丢失但后续报文仍能到达，拥塞较轻，触发快速重传（立即重传丢失报文，不等超时）和快速恢复，不回到 cwnd=1。
4. 快速恢复（快速重传后的阶段）：先令 ssthresh = cwnd/2，然后 cwnd 取 ssthresh（经典实现为 ssthresh+3，之后每收到一个重复 ACK 再临时 +1 以维持管道），期间允许继续发送新数据；当收到确认了新数据的 ACK 后，把 cwnd 降为 ssthresh，平滑进入拥塞避免阶段。注意：并不是"cwnd 线性增长到 ssthresh"，而是直接从 ssthresh 附近继续，避免速率骤降。

10　缺页中断

Q：什么是缺页中断？当进程访问一个没有对应物理内存的虚拟地址时，内核的完整处理流程是什么？

一、什么是缺页中断

缺页中断（Page Fault）是内存管理中的一种 CPU 异常：进程访问某个虚拟地址时，MMU 按多级页表进行翻译，发现该地址对应的页表项无效（页不在物理内存中），或权限校验不通过（如写只读页、用户态访问内核页），CPU 就会触发缺页异常并陷入内核态，由内核的缺页处理程序决定是"把页补上"还是"杀死进程"。它是按需分页、写时复制、swap 等虚拟内存机制得以工作的基础。

二、内核的完整处理流程

1. 异常触发与现场保存：CPU 发现页表项无效后触发缺页异常，把触发异常的虚拟地址记入专用寄存器（x86 上为 CR2），并生成一个错误码标明原因（读/写/执行、用户态/内核态、是页不存在还是权限违例），随后陷入内核态并保存被中断指令的现场。
2. 查找内存区域（VMA 校验）：内核缺页处理程序（如 handle_mm_fault）在进程的 mm_struct 中查找该虚拟地址所属的虚拟内存区域 VMA（即通过 mmap/brk 等建立的合法区间）。
3. 合法性判断：如果该地址不属于任何 VMA（野指针、越界访问），或访问类型违反 VMA 与页表项的权限（写只读区域、执行不可执行页、用户态访问内核地址），内核不会补页，而是直接向进程发送 SIGSEGV 信号，即常见的段错误。
4. 按页的类型准备物理页：
   • 匿名页首次访问（按需分配）：malloc 只预留虚拟区间，读未写入的页时映射到全局共享的零页；首次写入时才通过伙伴系统分配真实页框，这是次要缺页；
   • 写时复制缺页（COW）：fork 后父子共享标记为只读的物理页，任一方写入时触发缺页，内核分配新页框、拷贝旧页内容并建立私有可写映射；
   • 文件映射页：先查页缓存 page cache，命中则直接建立映射（次要缺页）；未命中则从磁盘文件（可执行文件、mmap 文件）中读入页数据（主要缺页，进程在此期间进入 D 状态等待 IO）；
   • swap 换出页：该页此前被换出到交换区，内核分配页框并从 swap 读回（主要缺页）；
   • 栈自动增长：访问地址恰好在栈 VMA 边界下方一个保护页范围内时，内核自动扩展栈映射而非报段错误。
5. 建立页表映射：补齐多级页表中缺失的中间层页表，分配/填充最终页表项 PTE，写入物理页框号、读写执行权限及存在位。
6. 恢复执行：刷新与该映射相关的 TLB，返回到用户态，重新执行当初触发缺页的那同一条指令（触发异常时程序计数器并未前进）；此时翻译成功，指令正常完成，进程对整个过程无感知。

11　阻塞/非阻塞 IO 与同步/异步 IO

Q：阻塞 IO 和非阻塞 IO 的核心区别是什么？它们和同步 IO、异步 IO 是什么关系？

一、阻塞 IO 与非阻塞 IO 的区别

二者区分的是第一阶段——等待数据就绪期间，调用是否阻塞当前线程：

• 阻塞 IO：线程发起 read/recvfrom 后，若内核数据尚未就绪，线程会被挂起（让出 CPU 进入睡眠），一直等到数据就绪、并且数据从内核缓冲区拷贝到用户缓冲区完成，调用才返回。期间线程不占 CPU 但无法做别的事。
• 非阻塞 IO：fd 被设置为非阻塞后，若数据尚未就绪，调用立即返回错误码 EAGAIN/EWOULDBLOCK，线程不会被挂起；线程必须自己反复轮询调用，直到某次调用时数据已就绪。纯轮询会空转浪费 CPU，因此实践中非阻塞 IO 几乎总是配合 IO 多路复用使用，而不是盲目轮询。

二、同步 IO 与异步 IO 的区别

这组概念区分的是第二阶段——数据从内核缓冲区拷贝到用户缓冲区期间，调用者是否需要亲自参与（是否阻塞），这也是 POSIX 对同步/异步 IO 的定义：

• 同步 IO：请求发出后，调用者需要亲自等待或轮询直到整个 IO 完成；即使第一阶段不阻塞（如非阻塞 IO、IO 多路复用），在数据就绪后真正执行 read 的拷贝阶段，调用仍然会阻塞当前线程，因此都属于同步 IO。
• 异步 IO：调用者发起 IO 请求后立即返回，两个阶段都不参与：由内核负责等待数据就绪、再把数据拷贝到用户事先提供的缓冲区，全部完成后通过信号、回调或完成事件通知调用者；调用者在等待期间可以执行其他工作。

三、五种 IO 模型的归类

1. 阻塞 IO：两个阶段都阻塞，同步 IO；
2. 非阻塞 IO：第一阶段不阻塞但要轮询，第二阶段阻塞，同步 IO；
3. IO 多路复用（select/poll/epoll）：线程阻塞在多路复用调用上等待任一 fd 就绪，就绪后再调用 read 完成拷贝（拷贝阶段仍阻塞），同步 IO；它的价值是一个线程同时管理大量连接，而非异步；
4. 信号驱动 IO（SIGIO）：数据就绪时内核给进程发信号，进程在信号处理中执行 read，但拷贝阶段仍阻塞，仍属同步 IO；
5. 异步 IO（POSIX AIO、Linux 的 io_uring/libaio）：就绪等待与数据拷贝全由内核完成，完成后才通知，是唯一真正的异步 IO。

转载自 CSDN-专业IT技术社区

原文链接：https://blog.csdn.net/bksczm/article/details/167390069