操作系统相关的一些问题总结

进程优先级调度

什么是进程优先级调度？

简单说，OS 会给每个进程分配一个 "优先级数值"，调度器每次选 CPU 时，优先挑优先级最高的就绪进程运行。比如我们电脑里的杀毒软件后台扫描（低优先级），不会打断正在打字的编辑器（中优先级）；而系统的内存管理进程（高优先级），哪怕编辑器在运行，也能优先占用 CPU 处理关键任务 ------ 这就是优先级调度的核心目的：资源向核心任务倾斜，平衡 "响应速度" 和 "资源利用率"

动态、静态优先级是什么？

• 静态优先级：进程创建时就定好，后续基本不变（比如程序员通过nice命令设置，或系统默认分配）。比如 Linux 里nice值范围是 -20~19，值越小，优先级越高-------20 是最高，19 是最低

• 动态优先级：进程运行中，OS 根据行为动态调整。比如：

  • IO 密集型进程（比如浏览器、数据库，经常等磁盘 / 网络）：OS 会提高优先级，因为它 "占着 CPU 的时间短"，多给机会能让用户感觉更流畅；

  • CPU 密集型进程（比如视频渲染、数学计算，一直占 CPU）：OS 会降低优先级，避免它独占 CPU，导致其他进程卡壳。

什么是两种调度策略？

• 抢占式：高优先级进程就绪后，能直接 "打断" 正在运行的低优先级进程，抢占 CPU。比如你正在用播放器（中优先级），突然系统弹出杀毒提醒（高优先级）------ 播放器会暂时暂停，让提醒先显示，这就是抢占式的好处：关键任务响应快。

• 非抢占式：低优先级进程没跑完之前，高优先级进程只能等着，不能打断。现在很少用，缺点很明显：如果低优先级进程卡死，高优先级进程也没法运行。

什么时候换进程？

• 进程主动放弃 CPU（比如调用sleep、等待 IO 完成）；

• 进程时间片用完（哪怕优先级高，也不能一直占着，比如 Linux 里高优先级进程时间片更长，但还是会轮换）；

• 新的高优先级进程就绪（比如刚创建的系统进程，或之前等待 IO 的高优先级进程完成等待）；

• 发生中断（比如键盘输入、网络数据到达）

常见的调度器

一、O(N)调度器

what？

这是最早期的调度器，它通过遍历整个就绪队列来寻找优先级最高的进程，时间复杂度是 O (N)

1、核心

• 系统维护一个按优先级排序的链表数组，每个优先级对应一个链表。

• 调度时，从最高优先级开始，逐个遍历链表，找到第一个可运行的进程。

• 进程运行时，会消耗时间片，时间片用完后被移到低优先级队列或重新计算优先级

2、特点

• 优点：实现简单，逻辑直观。

• 缺点：

  • 当就绪进程数量多时，遍历开销大，调度延迟高（比如几百个进程时，遍历要花不少时间）。

  • 高优先级进程可能长期霸占 CPU，导致低优先级进程 "饥饿"

二、O(1)调度器

what?

为解决 O (N) 的遍历开销而生，调度决策的时间复杂度是 O (1)，不随就绪进程数量变化

1、核心

• 双数组结构：

  • active 数组：存放当前有时间片的进程，按优先级分组。

  • expired 数组：存放时间片用完的进程。

• 位图索引：用一个位图（bitmask）记录哪些优先级有可运行进程，调度时通过位图快速定位最高优先级（位运算直接找第一个置1的位）。

• 时间片分配 ：高优先级进程时间片长，低优先级短，用完后移到 expired 数组，当 active 为空时，交换两个数组

2、特点

• 优点：调度速度快，无论多少进程，找最高优先级进程都是 O (1) 操作。

• 缺点：

  • 对交互式进程优化不足（比如 IO 密集型进程可能因时间片用完被打入低优先级）。

  • 优先级数量有限（比如 256 个），灵活性不够

三、时钟中断

what？

调度器的 "触发器"，通过硬件时钟定期触发调度，保证系统公平性和及时性

1、核心

• 硬件时钟每 10ms ~ 100ms 产生一次中断（时钟节拍）。

• 中断发生时，内核会：

  1. 更新系统时间。

  2. 减少当前进程的时间片，时间片为 0 时标记为 "需要重新调度"。

  3. 检查是否有更高优先级进程就绪，若有则触发抢占。

  4. 定期进行负载均衡（比如把进程从繁忙 CPU 移到空闲 CPU）

2、作用

• 避免进程无限占用 CPU，保证时间片轮转。

• 及时响应高优先级进程，实现抢占式调度。

• 维护系统时间和进程运行统计信息

四、CFS（完全公平调度器）

what?

目前 Linux 默认调度器，基于 "完全公平" 思想，用虚拟运行时间（vruntime） 替代固定时间片，时间复杂度 O (logN)

1、核心

• vruntime ：进程的 "虚拟运行时间"，计算公式为 实际运行时间 × (1024 / 进程权重)。优先级越高，权重越大，vruntime 增长越慢。

• 红黑树：所有就绪进程按 vruntime 排序存入红黑树，调度时取树中 vruntime 最小的进程（最 "饥饿" 的进程）。

• 时间片动态调整：没有固定时间片，进程运行一段时间后，若 vruntime 超过其他进程，会被抢占。

• 交互式优化：IO 密集型进程（如键盘输入、鼠标操作）因经常睡眠，vruntime 增长慢，会被优先调度，保证响应速度

2、特点

• 公平性好，每个进程获得的 CPU 时间与优先级成正比。

• 对交互式进程友好，响应速度快。

• 支持动态优先级调整，适应不同负载场景

五、总结

O (N)（简单但低效）→ O (1)（高效但不够灵活）→ CFS（公平且灵活） ，而时钟中断调度是所有调度器的基础触发机制

早期 Linux 用 O (N) 调度，遍历队列找进程，简单但进程多了就卡；后来升级到 O (1)，用位图快速定位优先级，解决了遍历开销；现在主流是 CFS，用 vruntime 和红黑树实现完全公平，还优化了交互式体验；而这一切都离不开时钟中断，它定期触发调度，保证系统能及时切换进程，不卡顿

软硬链接

一、硬链接

what？

给文件的 inode 起一个新的文件名映射，多个硬链接指向同一个 inode，本质是 "同一个文件的不同名字"，就像引用一样，是不独立的

实现

• 在对应文件中将对应的inode编号所对应的文件名个数加一，ls命令可以展示count，同时加一个该inode与文件名的对应关系

• 硬链接的创建：ln 原文件 硬链接文件 本质是 ------ 在目录的 data block 中，新增一条 "硬链接文件名→原文件 inode 编号" 的目录项

• 关键细节（类比引用）：

  • 原文件和硬链接文件的 inode 编号完全相同；

  • inode 中的 "链接计数（link count）" 会 + 1（比如原文件 link count=1，创建一个硬链接后变成 2）；

  • 数据块和元数据（权限、大小、修改时间等）完全共享，修改任何一个，其他硬链接都会同步变化

二、软链接

what？

创建一个独立的新文件，该文件的 inode 数据块中存储的是 "原文件的路径"，访问软链接时，系统会自动跳转去访问原文件，原文件与链接文件是相互独立的

实现

• 软链接的创建：ln -s 原文件 软链接文件 本质是 ------ 创建一个全新的 inode（有独立的 inode 编号），该 inode 的 data block 中只存储 "原文件的绝对 / 相对路径"（比如/home/user/test.txt）

• 关键细节：

  • 软链接文件有自己独立的 inode，link count 始终为 1；

  • 软链接的文件类型标识为l（用ls -l查看时，首字符是l）；

  • 访问软链接时，系统会先读取其 data block 中的路径，再根据路径去查找原文件的 inode，最终访问原文件的数据

三、对比

对比维度	硬链接（Hard Link）	软链接（Soft link）
inode 编号	与原文件完全相同（共享 inode）	有独立的 inode 编号（独立文件）
链接计数（link count）	原文件和硬链接的 link count 同步增减	软链接自身 link count 始终为 1
存储内容	无独立存储，共享原文件的数据块和数据	独立数据块，存储原文件的路径（绝对 / 相对）
原文件删除后	不影响，其他硬链接仍可正常访问（link count-1）	软链接失效（变成 "断链"，ls 查看呈红色闪烁）
跨文件系统（如 ext4→NTFS）	不支持（inode 编号仅在当前文件系统内唯一）	支持（仅存储路径，与文件系统无关）
指向对象	仅能指向文件，不能指向目录	可指向文件或目录
路径类型	仅支持相对路径（基于当前目录）	支持绝对路径和相对路径
文件类型标识（ls -l）	与原文件一致（如-表示普通文件，d表示目录）	单独标识为l（link）
权限设置	与原文件共享权限（设置硬链接权限会同步影响原文件）	自身权限为rwxrwxrwx（但实际访问权限由原文件决定）

四、小问题

1. 为什么硬链接不能指向目录？

• 核心原因：会导致目录树循环

• 补充：目录的默认 link count 是 2（自身目录项 + 父目录的..指向），如果允许硬链接目录，会破坏目录树的层级结构和 link count 的计算逻辑。

2. 软链接的权限为什么是rwxrwxrwx？实际访问时以什么为准？

• 表面权限是777，但这是 "假权限"，实际访问软链接时，系统会穿透到原文件，以原文件的权限为准；

• 比如软链接link.txt权限是rwxrwxrwx，但原文件test.txt权限是rw-r--r--，则普通用户只能读取link.txt，不能修改

3. 硬链接的 link count 为 0 时，发生了什么？

• link count 为 0 表示没有任何文件名指向该 inode，系统会回收该 inode 及其对应的数据块，文件彻底删除

4. 软链接变成 "断链" 的常见原因？

• 原文件被删除或移动到其他路径

• 软链接使用相对路径，且软链接文件被移动到其他目录（比如在/home创建ln -s test.txt link.txt，再把link.txt移到/root，访问时会找/root/test.txt，而原文件在/home）

软硬链接的核心区别在于是否共享 inode：硬链接是文件的别名，共享 inode 和数据，删除原文件不影响，不能跨文件系统、不能指向目录；软链接是独立文件，存储原文件路径，原文件删除后失效，支持跨文件系统和目录

僵尸进程

what？

僵尸进程是已经终止运行，但父进程未处理其返回信息的进程

僵尸进程的危害

• 进程进入僵尸状态之后，如果父进程一直不做处理，那么操作系统就要一直维护僵尸进程的退出信息，占用了CPU资源

• 同时，内存中还要一直维护进程的PCB进程信息控制块，如果一直不做处理的话，PCB的内存将会泄漏

• 进程pid是有限的，如果有大量的pid被僵尸进程占用，就不能创建新进程了

僵尸进程的处理

1. 父进程调用wait()/waitpid()，回收子进程的退出信息

2. 杀死父进程

为什么kill无法杀死僵尸进程？

• 核心：僵尸进程已经终止运行，不再执行任何代码，kill信号的作用是 "通知进程执行特定操作"（如终止、暂停），但对已终止的进程无效；

• 僵尸进程的残留是 "PCB 未回收"，而非 "进程仍在运行"，所以只能通过回收 PCB 的方式清除，不能用kill