协程是一种用户态的轻量级线程，协程的调度完全由用户控制。协程拥有自己的寄存器上下文和栈。协程调度切换时，将寄存器上下文和栈保存到其他地方，在切回来的时候，恢复先前保存的寄存器上下文和栈，直接操作栈则基本没有内核切换的开销，可以不加锁的访问全局变量，所以上下文的切换非常快。
为什么需要线程同步：线程有时候会和其他线程共享一些资源，比如内存、数据库等。当多个线程同时读写同一份共享资源的时候，可能会发生冲突。因此需要线程的同步，多个线程按顺序访问资源。
ReleaseSemaphore函数将当前可用资源数加1。如果信号量的取值只能为0或1，那么信号量就成为了互斥量；并发：在一个时间段中同时有多个程序在运行，但其实任一时刻，只有一个程序在CPU上运行，宏观上的并发是通过不断的切换实现的；
多线程：并发运行的一段代码。是实现异步的手段
并行（和串行相比）：在多CPU系统中，多个程序无论宏观还是微观上都是同时执行的
异步（和同步相比）：同步是顺序执行，异步是在等待某个资源的时候继续做自己的事
批处理系统：
先来先服务 first-come first-serverd（FCFS）
按照请求的顺序进行调度。非抢占式，开销小，无饥饿问题，响应时间不确定（可能很慢）；
对短进程不利，对IO密集型进程不利。
最短作业优先 shortest job first（SJF）
按估计运行时间最短的顺序进行调度。非抢占式，吞吐量高，开销可能较大，可能导致饥饿问题；
对短进程提供好的响应时间，对长进程不利。
最短剩余时间优先 shortest remaining time next（SRTN）
按剩余运行时间的顺序进行调度。(最短作业优先的抢占式版本)。吞吐量高，开销可能较大，提供好的响应时间；
可能导致饥饿问题，对长进程不利。
最高响应比优先 Highest Response Ratio Next（HRRN）
响应比 = 1+ 等待时间/处理时间。同时考虑了等待时间的长短和估计需要的执行时间长短，很好的平衡了长短进程。非抢占，吞吐量高，开销可能较大，提供好的响应时间，无饥饿问题。
交互式（分时系统）系统：
交互式系统有大量的用户交互操作，在该系统中调度算法的目标是快速地进行响应。
时间片轮转 Round Robin
将所有就绪进程按 FCFS 的原则排成一个队列，用完时间片的进程排到队列最后。抢占式（时间片用完时），开销小，无饥饿问题，为短进程提供好的响应时间；
若时间片小，进程切换频繁，吞吐量低；若时间片太长，实时性得不到保证。
优先级调度算法
为每个进程分配一个优先级，按优先级进行调度。为了防止低优先级的进程永远等不到调度，可以随着时间的推移增加等待进程的优先级。
多级反馈队列调度算法 Multilevel Feedback Queue
设置多个就绪队列1、2、3…，优先级递减，时间片递增。只有等到优先级更高的队列为空时才会调度当前队列中的进程。如果进程用完了当前队列的时间片还未执行完，则会被移到下一队列。
抢占式（时间片用完时），开销可能较大，对IO型进程有利，可能会出现饥饿问题。
高优先级的进程等待被一个低优先级进程占用的资源时，就会出现优先级反转，即优先级较低的进程比优先级较高的进程先执行。此处详细解释优先级反转带来的问题：如果有一个中等优先级的进程将低优先级的进程抢占，那么此时低优先级的进程无法正常进行并在后续释放被占用的资源，导致高优先级的任务一直被挂起，直到中等优先级的进程完成后，低优先级的进程才可以继续并在后续释放占用的资源，最后高优先级的进程才可以执行。导致的问题就是高优先级的进程在中等优先级的进程调度之后。
解决方法：
我们知道在unix/linux中，正常情况下，子进程是通过父进程创建的，子进程在创建新的进程。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。
僵尸进程：一个子进程结束后，它的父进程并没有等待它（调用wait或者waitpid），那么这个子进程将成为一个僵尸进程。僵尸进程是一个已经死亡的进程，但是并没有真正被销毁。它已经放弃了几乎所有内存空间，没有任何可执行代码，也不能被调度，仅仅在进程表中保留一个位置，记载该进程的进程ID、终止状态以及资源利用信息(CPU时间，内存使用量等等)供父进程收集，除此之外，僵尸进程不再占有任何内存空间。这个僵尸进程可能会一直留在系统中直到系统重启。
危害：占用进程号，而系统所能使用的进程号是有限的；占用内存。
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。
IO多路复用（IO Multiplexing）是指单个进程/线程就可以同时处理多个IO请求。
实现原理：用户将想要监视的文件描述符（File Descriptor）添加到select/poll/epoll函数中，由内核监视，函数阻塞。一旦有文件描述符就绪（读就绪或写就绪），或者超时（设置timeout），函数就会返回，然后该进程可以进行相应的读/写操作。
select：将文件描述符放入一个集合中，调用select时，将这个集合从用户空间拷贝到内核空间（缺点1：每次都要复制，开销大），由内核根据就绪状态修改该集合的内容。（缺点2）集合大小有限制，32位机默认是1024（64位：2048）；采用水平触发机制。select函数返回后，需要通过遍历这个集合，找到就绪的文件描述符（缺点3：轮询的方式效率较低），当文件描述符的数量增加时，效率会线性下降；poll：和select几乎没有区别，区别在于文件描述符的存储方式不同，poll采用链表的方式存储，没有最大存储数量的限制；epoll：通过内核和用户空间共享内存，避免了不断复制的问题；支持的同时连接数上限很高（1G左右的内存支持10W左右的连接数）；文件描述符就绪时，采用回调机制，避免了轮询（回调函数将就绪的描述符添加到一个链表中，执行epoll_wait时，返回这个链表）；支持水平触发和边缘触发，采用边缘触发机制时，只有活跃的描述符才会触发回调函数。总结，区别主要在于：
什么时候使用select/poll，什么时候使用epoll？
当连接数较多并且有很多的不活跃连接时，epoll的效率比其它两者高很多；但是当连接数较少并且都十分活跃的情况下，由于epoll需要很多回调，因此性能可能低于其它两者。
什么是文件描述符？
文件描述符在形式上是一个非负整数。实际上，它是一个索引值，指向内核为每一个进程所维护的该进程打开文件的记录表。当程序打开一个现有文件或者创建一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。
内核通过文件描述符来访问文件。文件描述符指向一个文件。
为了限制不同程序的访问能力，防止一些程序访问其它程序的内存数据，CPU划分了用户态和内核态两个权限等级。
所有用户程序都运行在用户态，但有时需要进行一些内核态的操作，比如从硬盘或者键盘读数据，这时就需要进行系统调用，使用陷阱指令，CPU切换到内核态，执行相应的服务，再切换为用户态并返回系统调用的结果。
在两个或者多个并发进程中，每个进程持有某种资源而又等待其它进程释放它们现在保持着的资源，在未改变这种状态之前都不能向前推进，称这一组进程产生了死锁(deadlock)。
死锁产生的必要条件？
鸵鸟策略
直接忽略死锁。因为解决死锁问题的代价很高，因此鸵鸟策略这种不采取任务措施的方案会获得更高的性能。当发生死锁时不会对用户造成多大影响，或发生死锁的概率很低，可以采用鸵鸟策略。
死锁预防
基本思想是破坏形成死锁的四个必要条件：
死锁避免
动态地检测资源分配状态，以确保系统处于安全状态，只有处于安全状态时才会进行资源的分配。所谓安全状态是指：即使所有进程突然请求需要的所有资源，也能存在某种对进程的资源分配顺序，使得每一个进程运行完毕。
银行家算法
死锁解除
如何检测死锁：检测有向图是否存在环；或者使用类似死锁避免的检测算法。
死锁解除的方法：
利用抢占：挂起某些进程，并抢占它的资源。但应防止某些进程被长时间挂起而处于饥饿状态；
利用回滚：让某些进程回退到足以解除死锁的地步，进程回退时自愿释放资源。要求系统保持进程的历史信息，设置还原点；
利用杀死进程：强制杀死某些进程直到死锁解除为止，可以按照优先级进行。
区别：
虚拟内存是计算机系统内存管理的一种技术。它使得应用程序认为它拥有连续的可用的内存（一个连续完整的地址空间），而实际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎片，还有部分暂时存储在外部磁盘存储器上，在需要时进行数据交换。
每个程序都拥有自己的地址空间，这个地址空间被分成大小相等的页，这些页被映射到物理内存；但不需要所有的页都在物理内存中，当程序引用到不在物理内存中的页时，由操作系统将缺失的部分装入物理内存。这样，对于程序来说，逻辑上似乎有很大的内存空间，只是实际上有一部分是存储在磁盘上，因此叫做虚拟内存。
虚拟内存的优点是让程序可以获得更多的可用内存。
在程序运行过程中，如果要访问的页面不在内存中，就发生缺页中断从而将该页调入内存中。此时如果内存已无空闲空间，系统必须从内存中调出一个页面到磁盘中来腾出空间。页面置换算法的主要目标是使页面置换频率最低（也可以说缺页率最低）。
过程：磁头（找到对应的盘面）；磁道（一个盘面上的同心圆环，寻道时间）；扇区（旋转时间）。为减小寻道时间的调度算法：
先来先服务算法（FCFS），
最短寻道时间优先算法（SSTF），
扫描算法（SCAN），又叫电梯算法：电梯总是保持一个方向运行，直到该方向没有请求为止，然后改变运行方向。
循环扫描算法（C-SCAN），
FSCAN：分步电梯调度算法(分两个队列)
内核态（Kernel Mode）：运行操作系统程序，操作硬件
用户态（User Mode）：运行用户程序
R3级特权级上时，就可以称之为运行在用户态。因为这是最低特权级，是普通的用户进程运行的特权级，大部分用户直接面对的程序都是运行在用户态；R0级特权级上时，就可以称之为运行在内核态。区别：
指令划分：
特权指令：只能由操作系统使用、用户程序不能使用的指令。 举例：启动I/O 内存清零 修改程序状态字 设置时钟 允许/禁止终端 停机
非特权指令：用户程序可以使用的指令。 举例：控制转移 算数运算 取数指令 访管指令（使用户程序从用户态陷入内核态）
用户态—>内核态：唯一途径是通过中断、异常、陷入机制（访管指令）
内核态—>用户态：设置程序状态字PSW
伙伴（Buddy）分配算法
伙伴系统算法（Buddy system），顾名思义，就是把相同大小的页通过链表串起来，多张页就像手拉手的好伙伴（算法名称的由来）。伙伴算法负责大块连续物理内存的分配和释放，以页为基本单位。
伙伴分配算法的原理就是：将所有的空闲页框分组为 11 个块链表，每个块链表分别包含大小为 1，2，4，8，16，32，64，128，256，512 和 1024 个连续页的页块。最大可以申请 1024 个连续页，对应 4MB 大小的连续内存。因为任何正整数都可以由 2^n 的和组成，所以总能找到合适大小的内存块分配出去，减少了外部碎片产生 。
Slab 算法
它的基本思想是：将内核中经常使用的对象放到高速缓存中，并且由系统保持为初始的可利用状态。比如进程描述符，内核中会频繁对此数据进行申请和释放。
Slab 内存分配器是对伙伴分配算法的补充。Slab 缓存负责小块物理内存的分配，并且它也作为高速缓存，主要针对内核中经常分配并释放的对象。
kmem_cache 是一个cache_chain 的链表组成节点，代表的是一个内核中的相同类型对象的高速缓存，每个kmem_cache 通常是一段连续的内存块，包含了三种类型的 slabs 链表：
slabs_full：完全分配的 slab 链表
slabs_partial：部分分配的 slab 链表
slabs_empty：没有被分配对象的 slab 链表
| 技术 | 说明 | 适用范围 |
|---|---|---|
| 每CPU变量 | 在CPU之间复制数据结构 | 所有CPU |
| 原子操作 | 对一个计数器原子地“读-修改-写”的指令 | 所有CPU |
| 内存屏障 | 避免指令重新排序 | 本地CPU或所有CPU |
| 自旋锁 | 加锁时忙等 | 所有CPU |
| 信号量 | 加锁时阻塞等待 | 所有CPU |
| 顺序锁 | 基于访问计数器的锁 | 所有CPU |
| 本地中断的禁止 | 禁止单个CPU上的中断处理 | 本地CPU |
| 本地软中断的禁止 | 禁止单个CPU上的可延迟函数处理 | 本地CPU |
| 读-复制-更新（RCU） | 通过指针而不是锁来访问共享数据结构 | 所有CPU |