● 请你来说一说协程
参考回答：
1、概念：
协程，又称微线程，纤程，英文名Coroutine。协程看上去也是子程序，但执行过程中，在子程序内部可中断，然后转而执行别的子程序，在适当的时候再返回来接着执行。
例如：
def A() : print '1' print '2' print '3' def B() : print 'x' print 'y' print 'z'
由协程运行结果可能是12x3yz。在执行A的过程中，可以随时中断，去执行B，B也可能在执行过程中中断再去执行A。但协程的特点在于是一个线程执行。
2）协程和线程区别
那和多线程比，协程最大的优势就是协程极高的执行效率。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。
第二大优势就是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。
3）其他
在协程上利用多核CPU呢——多进程+协程，既充分利用多核，又充分发挥协程的高效率，可获得极高的性能。
Python对协程的支持还非常有限，用在generator中的yield可以一定程度上实现协程。虽然支持不完全，但已经可以发挥相当大的威力了。
● 系统调用是什么，你用过哪些系统调用
参考回答：
1）概念：
在计算机中，系统调用（英语：system call），又称为系统呼叫，指运行在使用者空间的程序向操作系统内核请求需要更高权限运行的服务。系统调用提供了用户程序与操作系统之间的接口（即系统调用是用户程序和内核交互的接口）。
操作系统中的状态分为管态（核心态）和目态（用户态）。大多数系统交互式操作需求在内核态执行。如设备IO操作或者进程间通信。特权指令：一类只能在核心态下运行而不能在用户态下运行的特殊指令。不同的操作系统特权指令会有所差异，但是一般来说主要是和硬件相关的一些指令。用户程序只在用户态下运行，有时需要访问系统核心功能，这时通过系统调用接口使用系统调用。
应用程序有时会需要一些危险的、权限很高的指令，如果把这些权限放心地交给用户程序是很危险的(比如一个进程可能修改另一个进程的内存区，导致其不能运行)，但是又不能完全不给这些权限。于是有了系统调用，危险的指令被包装成系统调用，用户程序只能调用而无权自己运行那些危险的指令。另外，计算机硬件的资源是有限的，为了更好的管理这些资源，所有的资源都由操作系统控制，进程只能向操作系统请求这些资源。操作系统是这些资源的唯一入口，这个入口就是系统调用。
2）系统调用举例：
对文件进行写操作，程序向打开的文件写入字符串“hello world”，open和write都是系统调用。如下：
#include<stdio.h> #include<stdlib.h> #include<string.h> #include<errno.h> #include<unistd.h> #include<sys/types.h> #include<sys/stat.h> #include<fcntl.h> int main(int argc, char *argv[]) { if (argc<2) return 0; //用读写追加方式打开一个已经存在的文件 int fd = open(argv[1], O_RDWR | O_APPEND); if (fd == -1) { printf("error is %s ", strerror(errno)); } else { //打印文件描述符号 printf("success fd = %d ", fd); char buf[100]; memset(buf, 0, sizeof(buf)); strcpy(buf, "hello world "); write(fd, buf, strlen(buf)); close(fd); } return 0; }
还有写数据write，创建进程fork，vfork等都是系统调用。
● 请你来手写一下fork调用示例
参考回答：
1、概念：
Fork：创建一个和当前进程映像一样的进程可以通过fork( )系统调用：
成功调用fork( )会创建一个新的进程，它几乎与调用fork( )的进程一模一样，这两个进程都会继续运行。在子进程中，成功的fork( )调用会返回0。在父进程中fork( )返回子进程的pid。如果出现错误，fork( )返回一个负值。
最常见的fork( )用法是创建一个新的进程，然后使用exec( )载入二进制映像，替换当前进程的映像。这种情况下，派生（fork）了新的进程，而这个子进程会执行一个新的二进制可执行文件的映像。这种“派生加执行”的方式是很常见的。
在早期的Unix系统中，创建进程比较原始。当调用fork时，内核会把所有的内部数据结构复制一份，复制进程的页表项，然后把父进程的地址空间中的内容逐页的复制到子进程的地址空间中。但从内核角度来说，逐页的复制方式是十分耗时的。现代的Unix系统采取了更多的优化，例如Linux，采用了写时复制的方法，而不是对父进程空间进程整体复制。
2、fork实例
int main(void) { pid_t pid; signal(SIGCHLD, SIG_IGN); printf("before fork pid:%d ", getpid()); int abc = 10; pid = fork(); if (pid == -1) { //错误返回 perror("tile"); return -1; } if (pid > 0) { //父进程空间 abc++; printf("parent:pid:%d ", getpid()); printf("abc:%d ", abc); sleep(20); } else if (pid == 0) { //子进程空间
abc++; printf("child:%d,parent: %d
", getpid(), getppid()); printf("abc:%d", abc); } printf("fork after...
"); }
● 请你来说一说用户态到内核态的转化原理
参考回答：
1）用户态切换到内核态的3种方式
1、系统调用
这是用户进程主动要求切换到内核态的一种方式，用户进程通过系统调用申请操作系统提供的服务程序完成工作。而系统调用的机制其核心还是使用了操作系统为用户特别开放的一个中断来实现，例如Linux的ine 80h中断。
2、异常
当CPU在执行运行在用户态的程序时，发现了某些事件不可知的异常，这是会触发由当前运行进程切换到处理此。异常的内核相关程序中，也就到了内核态，比如缺页异常。
3、外围设备的中断
当外围设备完成用户请求的操作之后，会向CPU发出相应的中断信号，这时CPU会暂停执行下一条将要执行的指令，转而去执行中断信号的处理程序，如果先执行的指令是用户态下的程序，那么这个转换的过程自然也就发生了有用户态到内核态的切换。比如硬盘读写操作完成，系统会切换到硬盘读写的中断处理程序中执行后续操作等。
2）切换操作
从出发方式看，可以在认为存在前述3种不同的类型，但是从最终实际完成由用户态到内核态的切换操作上来说，涉及的关键步骤是完全一样的，没有任何区别，都相当于执行了一个中断响应的过程，因为系统调用实际上最终是中断机制实现的，而异常和中断处理机制基本上是一样的，用户态切换到内核态的步骤主要包括：
1、从当前进程的描述符中提取其内核栈的ss0及esp0信息。
2、使用ss0和esp0指向的内核栈将当前进程的cs,eip，eflags，ss,esp信息保存起来，这个过程也完成了由用户栈找到内核栈的切换过程，同时保存了被暂停执行的程序的下一条指令。
3、将先前由中断向量检索得到的中断处理程序的cs，eip信息装入相应的寄存器，开始执行中断处理程序，这时就转到了内核态的程序执行了。
● 请你来说一下微内核与宏内核
参考回答：
宏内核：除了最基本的进程、线程管理、内存管理外，将文件系统，驱动，网络协议等等都集成在内核里面，例如linux内核。
优点：效率高。
缺点：稳定性差，开发过程中的bug经常会导致整个系统挂掉。
微内核：内核中只有最基本的调度、内存管理。驱动、文件系统等都是用户态的守护进程去实现的。
优点：稳定，驱动等的错误只会导致相应进程死掉，不会导致整个系统都崩溃
缺点：效率低。典型代表QNX，QNX的文件系统是跑在用户态的进程，称为resmgr的东西，是订阅发布机制，文件系统的错误只会导致这个守护进程挂掉。不过数据吞吐量就比较不乐观了。
● 请你说一下僵尸进程
参考回答：
1）正常进程
正常情况下，子进程是通过父进程创建的，子进程再创建新的进程。子进程的结束和父进程的运行是一个异步过程，即父进程永远无法预测子进程到底什么时候结束。 当一个进程完成它的工作终止之后，它的父进程需要调用wait()或者waitpid()系统调用取得子进程的终止状态。
unix提供了一种机制可以保证只要父进程想知道子进程结束时的状态信息， 就可以得到：在每个进程退出的时候，内核释放该进程所有的资源，包括打开的文件，占用的内存等。 但是仍然为其保留一定的信息，直到父进程通过wait / waitpid来取时才释放。保存信息包括：
1进程号the process ID
2退出状态the termination status of the process
3运行时间the amount of CPU time taken by the process等
2）孤儿进程
一个父进程退出，而它的一个或多个子进程还在运行，那么那些子进程将成为孤儿进程。孤儿进程将被init进程(进程号为1)所收养，并由init进程对它们完成状态收集工作。
3）僵尸进程
一个进程使用fork创建子进程，如果子进程退出，而父进程并没有调用wait或waitpid获取子进程的状态信息，那么子进程的进程描述符仍然保存在系统中。这种进程称之为僵尸进程。
僵尸进程是一个进程必然会经过的过程：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。
如果父进程在子进程结束之前退出，则子进程将由init接管。init将会以父进程的身份对僵尸状态的子进程进行处理。
危害：
如果进程不调用wait / waitpid的话， 那么保留的那段信息就不会释放，其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，如果大量的产生僵死进程，将因为没有可用的进程号而导致系统不能产生新的进程。
外部消灭：
通过kill发送SIGTERM或者SIGKILL信号消灭产生僵尸进程的进程，它产生的僵死进程就变成了孤儿进程，这些孤儿进程会被init进程接管，init进程会wait()这些孤儿进程，释放它们占用的系统进程表中的资源
内部解决：
1、子进程退出时向父进程发送SIGCHILD信号，父进程处理SIGCHILD信号。在信号处理函数中调用wait进行处理僵尸进程。
2、fork两次，原理是将子进程成为孤儿进程，从而其的父进程变为init进程，通过init进程可以处理僵尸进程。
● 请你来介绍一下5种IO模型
参考回答：
1.阻塞IO:调用者调用了某个函数，等待这个函数返回，期间什么也不做，不停的去检查这个函数有没有返回，必须等这个函数返回才能进行下一步动作
2.非阻塞IO:非阻塞等待，每隔一段时间就去检测IO事件是否就绪。没有就绪就可以做其他事。
3.信号驱动IO:信号驱动IO:linux用套接口进行信号驱动IO，安装一个信号处理函数，进程继续运行并不阻塞，当IO时间就绪，进程收到SIGIO信号。然后处理IO事件。
4.IO复用/多路转接IO:linux用select/poll函数实现IO复用模型，这两个函数也会使进程阻塞，但是和阻塞IO所不同的是这两个函数可以同时阻塞多个IO操作。而且可以同时对多个读操作、写操作的IO函数进行检测。知道有数据可读或可写时，才真正调用IO操作函数
5.异步IO:linux中，可以调用aio_read函数告诉内核描述字缓冲区指针和缓冲区的大小、文件偏移及通知的方式，然后立即返回，当内核将数据拷贝到缓冲区后，再通知应用程序。
● 请你说一说异步编程的事件循环
参考回答：
事件循环就是不停循环等待时间的发生，然后将这个事件的所有处理器，以及他们订阅这个事件的时间顺序依次依次执行。当这个事件的所有处理器都被执行完毕之后，事件循环就会开始继续等待下一个事件的触发，不断往复。当同时并发地处理多个请求时，以上的概念也是正确的，可以这样理解：在单个的线程中，事件处理器是一个一个按顺序执行的。即如果某个事件绑定了两个处理器，那么第二个处理器会在第一个处理器执行完毕后，才开始执行。在这个事件的所有处理器都执行完毕之前，事件循环不会去检查是否有新的事件触发。在单个线程中，一切都是有顺序地一个一个地执行的！
● 请你回答一下操作系统为什么要分内核态和用户态
参考回答：
为了安全性。在cpu的一些指令中，有的指令如果用错，将会导致整个系统崩溃。分了内核态和用户态后，当用户需要操作这些指令时候，内核为其提供了API，可以通过系统调用陷入内核，让内核去执行这些操作。
● 请你回答一下为什么要有page cache，操作系统怎么设计的page cache
参考回答：
加快从磁盘读取文件的速率。page cache中有一部分磁盘文件的缓存，因为从磁盘中读取文件比较慢，所以读取文件先去page cache中去查找，如果命中，则不需要去磁盘中读取，大大加快读取速度。在 Linux 内核中，文件的每个数据块最多只能对应一个 Page Cache 项，它通过两个数据结构来管理这些 Cache
项，一个是radix tree，另一个是双向链表。Radix tree 是一种搜索树，Linux
内核利用这个数据结构来通过文件内偏移快速定位Cache 项
● server端监听端口，但还没有客户端连接进来，此时进程处于什么状态？
参考回答：
这个需要看服务端的编程模型，如果如上一个问题的回答描述的这样，则处于阻塞状态，如果使用了epoll,select等这样的io复用情况下，处于运行状态
● 请问如何设计server，使得能够接收多个客户端的请求
参考回答：
多线程，线程池，io复用
● 就绪状态的进程在等待什么？
参考回答：
被调度使用cpu的运行权
● 死循环+来连接时新建线程的方法效率有点低，怎么改进？
参考回答：
提前创建好一个线程池，用生产者消费者模型，创建一个任务队列，队列作为临界资源，有了新连接，就挂在到任务队列上，队列为空所有线程睡眠。改进死循环：使用select epoll这样的技术
● 请你说一下多线程的同步，锁的机制
参考回答：
同步的时候用一个互斥量，在访问共享资源前对互斥量进行加锁，在访问完成后释放互斥量上的锁。对互斥量进行加锁以后，任何其他试图再次对互斥量加锁的线程将会被阻塞直到当前线程释放该互斥锁。如果释放互斥锁时有多个线程阻塞，所有在该互斥锁上的阻塞线程都会变成可运行状态，第一个变为运行状态的线程可以对互斥量加锁，其他线程将会看到互斥锁依然被锁住，只能回去再次等待它重新变为可用。在这种方式下，每次只有一个线程可以向前执行。
● 两个进程访问临界区资源，会不会出现都获得自旋锁的情况？
参考回答：
单核cpu，并且开了抢占可以造成这种情况。
● 请问怎么实现线程池
参考回答：
1.设置一个生产者消费者队列，作为临界资源
2.初始化n个线程，并让其运行起来，加锁去队列取任务运行
3.当任务队列为空的时候，所有线程阻塞
4.当生产者队列来了一个任务后，先对队列加锁，把任务挂在到队列上，然后使用条件变量去通知阻塞中的一个线程
● Linux下怎么得到一个文件的100到200行
参考回答：
sed -n '100,200p' inputfile
awk 'NR>=100&&NR<=200{print}' inputfile
head -200 inputfile|tail -100
● 请你来说一下awk的使用
参考回答：
1）作用：
样式扫描和处理语言。它允许创建简短的程序，这些程序读取输入文件、为数据排序、处理数据、对输入执行计算以及生成报表，还有无数其他的功能。
2）用法：
awk [-F field-separator] 'commands' input-file(s)
3）内置变量
|
ARGC |
命令行参数个数 |
|
ARGV |
命令行参数排列 |
|
ENVIRON |
支持队列中系统环境变量的使用 |
|
FILENAME |
awk浏览的文件名 |
|
FNR |
浏览文件的记录数 |
|
FS |
设置输入域分隔符，等价于命令行 -F选项 |
|
NF |
浏览记录的域的个数 |
|
NR |
已读的记录数 |
|
OFS |
输出域分隔符 |
|
ORS |
输出记录分隔符 |
|
RS |
控制记录分隔符 |
4）实例：
1、找到当前文件夹下所有的文件和子文件夹,并显示文件大小
> ls -l | awk '{print $5 " " $9}'
读入有' '换行符分割的一条记录，然后将记录按指定的域分隔符划分域，填充域。$0则表示所有域,$1表示第一个域,$n表示第n个域。默认域分隔符是"空白键" 或 "[tab]键"。
2、找到当前文件夹下所有的文件和子文件夹，并显示文件大小，并显示排序
> ls -l | awk 'BEGIN {COUNT = -1; print "BEGIN COUNT"}
{COUNT = COUNT + 1; print COUNT" "$5" "$9}
END {print "END, COUNT = "COUNT}'
先处理BEGIN， 然后进行文本分析，进行第二个{}的操作，分析完进行END操作。
3、找到当前文件夹下所有的子文件夹,并显示排序
> ls -l | awk 'BEGIN {print "BEGIN COUNT"} /4096/{print NR" "$5" "$9}
END {print "END"}'
* /4096/ 正则匹配式子
* 使用print $NF可以打印出一行中的最后一个字段，使用$(NF-1)则是打印倒数第二个字段，其他以此类推。
● 请你来说一下linux内核中的Timer 定时器机制
参考回答：
1）低精度时钟
Linux 2.6.16之前，内核只支持低精度时钟，内核定时器的工作方式：
1、系统启动后，会读取时钟源设备(RTC, HPET，PIT…)，初始化当前系统时间。
2、内核会根据HZ(系统定时器频率，节拍率)参数值，设置时钟事件设备，启动tick(节拍)中断。HZ表示1秒种产生多少个时钟硬件中断，tick就表示连续两个中断的间隔时间。
3、设置时钟事件设备后，时钟事件设备会定时产生一个tick中断，触发时钟中断处理函数，更新系统时钟,并检测timer wheel，进行超时事件的处理。
在上面工作方式下，Linux 2.6.16 之前，内核软件定时器采用timer wheel多级时间轮的实现机制，维护操作系统的所有定时事件。timer wheel的触发是基于系统tick周期性中断。
所以说这之前，linux只能支持ms级别的时钟，随着时钟源硬件设备的精度提高和软件高精度计时的需求，有了高精度时钟的内核设计。
2）高精度时钟
Linux 2.6.16 ，内核支持了高精度的时钟，内核采用新的定时器hrtimer，其实现逻辑和Linux 2.6.16 之前定时器逻辑区别：
hrtimer采用红黑树进行高精度定时器的管理，而不是时间轮；
高精度时钟定时器不在依赖系统的tick中断，而是基于事件触发。
旧内核的定时器实现依赖于系统定时器硬件定期的tick，基于该tick，内核会扫描timer wheel处理超时事件，会更新jiffies，wall time(墙上时间，现实时间)，process的使用时间等等工作。
新的内核不再会直接支持周期性的tick，新内核定时器框架采用了基于事件触发，而不是以前的周期性触发。新内核实现了hrtimer(high resolution timer)：于事件触发。
hrtimer的工作原理：
通过将高精度时钟硬件的下次中断触发时间设置为红黑树中最早到期的Timer 的时间，时钟到期后从红黑树中得到下一个 Timer 的到期时间，并设置硬件，如此循环反复。
在高精度时钟模式下，操作系统内核仍然需要周期性的tick中断，以便刷新内核的一些任务。hrtimer是基于事件的，不会周期性出发tick中断，所以为了实现周期性的tick中断(dynamic tick)：系统创建了一个模拟 tick 时钟的特殊 hrtimer，将其超时时间设置为一个tick时长，在超时回来后，完成对应的工作，然后再次设置下一个tick的超时时间，以此达到周期性tick中断的需求。
引入了dynamic tick，是为了能够在使用高精度时钟的同时节约能源，这样会产生tickless 情况下，会跳过一些 tick。
新内核对相关的时间硬件设备进行了统一的封装，定义了主要有下面两个结构：
时钟源设备(closk source device)：抽象那些能够提供计时功能的系统硬件，比如 RTC(Real Time Clock)、TSC(Time Stamp Counter)，HPET，ACPI PM-Timer，PIT等。不同时钟源提供的精度不一样，现在pc大都是支持高精度模式(high-resolution mode)也支持低精度模式(low-resolution mode)。
时钟事件设备(clock event device)：系统中可以触发 one-shot（单次）或者周期性中断的设备都可以作为时钟事件设备。
当前内核同时存在新旧timer wheel 和 hrtimer两套timer的实现，内核启动后会进行从低精度模式到高精度时钟模式的切换，hrtimer模拟的tick中断将驱动传统的低精度定时器系统（基于时间轮）和内核进程调度。