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3.4 虛擬內(nèi)存
直接使?物理內(nèi)存會產(chǎn)??些問題
1. 內(nèi)存空間利?率的問題：各個進程對內(nèi)存的使?會導致內(nèi)存碎?化，當要? malloc 分配?塊很?的內(nèi)存空間時，可能會出現(xiàn)雖然有?夠多的空閑物理內(nèi)存，卻沒有?夠?的連續(xù)空閑內(nèi)存這種情況
2. 讀寫內(nèi)存的安全性問題：物理內(nèi)存本身是不限制訪問的，任何地址都可以讀寫
3. 進程間的安全問題：各個進程之間沒有獨?的地址空間，?個進程由于執(zhí)?錯誤指令或是惡意代碼都可以直接修改其它進程的數(shù)據(jù)，甚?修改內(nèi)核地址空間的數(shù)據(jù)，這是操作系統(tǒng)所不愿看到的
4. 內(nèi)存讀寫的效率問題：當多個進程同時運?，需要分配給進程的內(nèi)存總和?于實際可?的物理內(nèi)存時，需要將其他程序暫時拷?到硬盤當中，然后將新的程序裝?內(nèi)存運?。由于?量的數(shù)據(jù)頻繁裝?裝出，內(nèi)存的使?效率會?常低虛擬內(nèi)存 虛擬內(nèi)存是計算機系統(tǒng)內(nèi)存管理的?種技術。它使得應?程序認為它擁有連續(xù)可?的內(nèi)存，?實際上，它通常是被分隔成多個物理內(nèi)存碎?，還有部分暫時存儲在外部磁盤存儲器上，在需要時進?數(shù)據(jù)交換。 [1] 虛擬內(nèi)存有什么作?？
● 解決了多進程之間地址沖突的問題。由于每個進程都有??的?表，進程也沒有辦法訪問其他進程的?表，所以每個進程的虛擬內(nèi)存空間就是相互獨?的。
● 在內(nèi)存訪問??，操作系統(tǒng)提供了更好的安全性。?表?的?表項中除了物理地址之外，還有?些標記屬性，?如控制?個?的讀寫權限，標記該?是否存在等。
????????虛擬地址空間
? 對于?個單?進程的概念，這個進程看到的將是地址從0開始的整個內(nèi)存空間。虛擬存儲器是?個抽象概念，它為每?個進程提供了?個假象，好像每個進程都在獨占主存，每個進程看到的存儲器是?致的，稱為虛擬地址空間。在 Linux 操作系統(tǒng)中，虛擬地址空間的內(nèi)部?被分為內(nèi)核空間和?戶空間兩部分，不同位數(shù)的系統(tǒng)，地址空間的范圍也不同。?如最常?的 32 位和 64 位系統(tǒng)，如下所示。雖然每個進程都各?有獨?的虛擬內(nèi)存，但是每個虛擬內(nèi)存中的內(nèi)核地址，其實關聯(lián)的都是相同的物理內(nèi)存。這樣，進程切換到內(nèi)核態(tài)后，就可以很?便地訪問內(nèi)核空間內(nèi)存。
?戶空間內(nèi)存，從低到?分別是 6 種不同的內(nèi)存段：
● 程序?件段（.text），包括?進制可執(zhí)?代碼；
● 已初始化數(shù)據(jù)段（.data），包括靜態(tài)常量；
● 未初始化數(shù)據(jù)段（.bss），包括未初始化的靜態(tài)變量；
● 堆段，包括動態(tài)分配的內(nèi)存，從低地址開始向上增?；
● ?件映射段，包括動態(tài)庫、共享內(nèi)存等，從低地址開始向上增?；
● 棧段，包括局部變量和函數(shù)調(diào)?的上下?等。棧的??是固定的，?般是 8 MB。當然系統(tǒng)也提供了參數(shù)，以便我們?定義??；
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虛擬內(nèi)存實現(xiàn)思路
1. 在系統(tǒng)中為每個程序定義?個虛擬地址空間，虛擬地址空間中的地址都是連續(xù)的
2. 虛擬地址空間被分割成多個塊，每塊稱為?個?或者??
3. 物理內(nèi)存被分成和????相同的多個區(qū)域，稱作?框
4. 程序加載時，可將任意?個??放?內(nèi)存中的任意?個?框
5. CPU 的硬件負責將虛擬地址映射到物理內(nèi)存中的地址（?? -> ?框）
6. 程序的整個地址空間?需全部載?物理內(nèi)存，還有部分暫時存儲在外存上，需要時再換?內(nèi)存
7. 如果程序引?到?部分不在虛擬地址時，會發(fā)?缺?中斷，由操作系統(tǒng)負責將缺失的??加載??框中，并重新執(zhí)?失敗的指令
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內(nèi)存管理單元（MMU）：將CPU中 負責地址轉(zhuǎn)換 的部分統(tǒng)稱為內(nèi)存管理單元。利?地址轉(zhuǎn)換，操作系統(tǒng)就可以控制進程的所有內(nèi)存訪問，確保訪問在地址空間的界限內(nèi)。這個技術的關鍵是硬件?持，硬件可以快速地將內(nèi)存訪問操作中的虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址。對于?個?式內(nèi)存地址轉(zhuǎn)換，有三個步驟：
● 把虛擬內(nèi)存地址，切分成?號和偏移量；
● 根據(jù)?號，從?表??，查詢對應的物理?號；
● 直接拿物理?號，加上前?的偏移量，就得到了物理內(nèi)存地址。
TLB 的原理
現(xiàn)代操作系統(tǒng)中，?表的個數(shù)是很多的，?每次執(zhí)?語句時都需要先查找?表，將虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理內(nèi)存地址。這部分切換的時間開銷是很?的。因此，解決?案是為計算機設置?個轉(zhuǎn)換檢測緩沖區(qū)（TLB，translation-lookaside buffer），是 MMU（內(nèi)存管理單元）的?部分。它提供?個緩沖區(qū)， 89 記錄虛擬??號到物理?框號的映射，這樣可以在 O(1) 的時間?直接將虛擬??映射到物理?框，不需要訪問?表，從?節(jié)省時間。
?作流程：如果??號在 TLB 中，得到?框號，訪問內(nèi)存；否則，從內(nèi)存中的?表中得到?框號，將其存? TLB，訪問內(nèi)存。
內(nèi)存管理?法
段式內(nèi)存管理：按照邏輯意義將程序分成若?個段，每個段獨?載?到內(nèi)存的不同區(qū)間中，通過段表對物理地址進?映射
優(yōu)點：按照邏輯關系劃分，能產(chǎn)?連續(xù)的內(nèi)存空間。
缺點：每個段必須連續(xù)、全部加載到內(nèi)存中，會產(chǎn)?內(nèi)存碎?；連續(xù)空間不?，與硬盤交互導致內(nèi)存交換的效率低的問題。
?式內(nèi)存管理：?式管理把內(nèi)存空間按?的??劃分成若???，然后把?式虛擬地址與內(nèi)存地址建? ??對應的?表。?當進程訪問的虛擬地址在?表中查不到時，系統(tǒng)會產(chǎn)??個缺?異常，進?系統(tǒng)內(nèi)核空間分配物理內(nèi)存、更新進程?表，最后再返回?戶空間，恢復進程的運?。
優(yōu)點：不存在外部碎?，只在每個進程的最后?個?中存在內(nèi)部碎?
缺點：程序全部裝?內(nèi)存，要求有相應的硬件?持。例如地址轉(zhuǎn)換模塊缺?中斷的產(chǎn)?和選擇淘汰??等都要求有相應的硬件?持。這增加了機器成本和系統(tǒng)開銷。
段?式內(nèi)存管理：把分段和分?兩種?式結合，先把程序按照邏輯意義分成段，然后每個段再分成固定??的?。這樣，地址結構就由段號、段內(nèi)?號和?內(nèi)位移三部分組成。Linux 系統(tǒng)主要采?了分?管理，但是由于 Intel 處理器的發(fā)展史，Linux 系統(tǒng)?法避免分段管理。于是 Linux 就把所有段的基地址設為 0，也就意味著所有程序的地址空間都是線性地址空間（虛擬地址），相當于屏蔽了 CPU 邏輯地址的概念，所以段只被?于訪問控制和內(nèi)存保護。
??放置算法
????????空閑鏈表與內(nèi)存池：https://zhuanlan.zhihu.com/p/73468738
1. 最佳適應算法：檢查所有空閑分區(qū)，選擇和新進程申請內(nèi)存??最接近的空閑分區(qū)
優(yōu)點：該算法保留?的空閑區(qū)
缺點：檢查所有空閑分區(qū)需要時間。外部碎?多：會留下許多難以利?的，很?的空閑分區(qū)，稱為外部碎??？梢圆?內(nèi)存緊湊的?法，將被使?的分區(qū)都移動到?起，減少外部碎?。但是移動內(nèi)存中的代碼和數(shù)據(jù)也需要很多時間
2. 最差適應算法：每次為進程分配分區(qū)時，都選擇最?的空閑分區(qū)分配。最差適應算法使鏈表中的結點??趨于均勻，適?于請求分配的內(nèi)存??范圍較窄的系統(tǒng)
優(yōu)點：該算法保留?的空閑區(qū)，盡量減少外部碎?的產(chǎn)?
缺點：檢查?較所有的空閑區(qū)間需要時間；系統(tǒng)中不會存在?積很?的空閑區(qū)間，難滿??進程的要求
3. ?次適應法：只要發(fā)現(xiàn)能?的分區(qū)就分配。這種?法?的在于減少查找時間。為適應這種算法，空閑分區(qū)表（空閑區(qū)鏈）中的空閑分區(qū)要按地址由低到?進?排序。該算法優(yōu)先使?低址部分空閑
區(qū)，在低址空間造成許多?的空閑區(qū)，在?地址空間保留?的空閑區(qū)
優(yōu)點：可以剩下?的分區(qū)
缺點：外部碎?多，集中在低址部分；并且每次查找都是從低址部分開始的，這?疑?會增加查找可?空閑分區(qū)時的開銷
4. 下次適應法：操作系統(tǒng)記住接下來該檢查的空閑分區(qū)的位置，給進程分配分區(qū)時，系統(tǒng)從記錄的分區(qū)開始依次向后查找直到碰到能?的分區(qū)為?，如果到鏈表尾還沒有找到，就再從頭開始
缺點：很難剩下?積很?的區(qū)間，會使剩余分區(qū)的???較平均。
??置換算法
當出現(xiàn)缺?異常需調(diào)?新???內(nèi)存已滿時，選擇被置換的物理??，也就是說選擇?個物理??換出到磁盤，然后把需要訪問的??換?到物理?。
1. 最佳??置換算法：置換在「未來」最?時間不訪問的??。最佳??置換算法作?是為了衡量你的算法的效率，你的算法效率越接近該算法的效率，那么說明你的算法是?效的。
2. 先進先出置換算法（FIFO）：直接換出最早裝?的??。
優(yōu)點：簡單
缺點：性能不是很好，因為它淘汰的可能是常?的??
適?場景：數(shù)據(jù)只??次，將來不太可能使?；
3. 時鐘置換法（Clock）：將??保存在環(huán)形鏈表中，只需要后移隊頭指針。如果該位為 0，淘汰該?；如果該位為 1，將該位設為 0
優(yōu)點：避免了移動鏈表節(jié)點的開銷
4. 最近最少使?法（LRU：Least Recently Used）：優(yōu)先淘汰最久未被訪問的??。根據(jù)局部性原理，?個進程在?段時間內(nèi)要訪問的指令和數(shù)據(jù)都集中在?起。如果?個??很久沒有被訪問，那么將來被訪問的可能性也?較?。
優(yōu)點：實驗證明 LRU 的性能較好，能夠降低置換頻率
缺點：存在緩存污染問題，即由于偶發(fā)性或周期性的冷數(shù)據(jù)批量查詢，熱點數(shù)據(jù)被擠出去，導致緩存命中率下降
適?場景：訪問分布未知的情況
5. 最少頻率使?法（LFU：Least Frequently Used）：優(yōu)先淘汰最近訪問頻率最少的數(shù)據(jù)。
優(yōu)點：能夠避免緩存污染問題對 LRU 的命中影響
缺點：存在訪問模式問題，即如果訪問內(nèi)容發(fā)?較?變化，LFU 需要?更?的時間來適應，導致緩存命中率下降；維護相關數(shù)據(jù)結構的開銷?
6. 隨機淘汰法（Random）：實現(xiàn)簡單，不需要保留有關訪問歷史記錄的任何信息
適?場景：如果應?對于緩存的訪問概率相等，則可以使?這個算法。
磁盤調(diào)度算法
為了提?磁盤的訪問性能，?般是通過優(yōu)化磁盤的訪問請求順序來做到的。尋道的時間是磁盤訪問最 耗時的部分，如果請求順序優(yōu)化得當，必然可以節(jié)省?些不必要的尋道時間，從?提?磁盤的訪問性能。
1. 先來先服務
2. 最短尋道時間優(yōu)先（Shortest Seek First，SSF）算法：優(yōu)先選擇從當前磁頭位置所需尋道時間最短的請求。但這個算法可能存在某些請求的饑餓
3. 掃描算法：為了防?上述饑餓問題，可以規(guī)定：磁頭在?個?向上移動，訪問所有未完成的請求，直到磁頭到達該?向上的最后的磁道，才調(diào)換?向，這就是掃描（Scan）算法。
4. 循環(huán)掃描（Circular Scan, CSCAN ）：只有磁頭朝某個特定?向移動時，才處理磁道訪問請求，?返回時直接快速移動?最靠邊緣的磁道，也就是復位磁頭，這個過程是很快的，并且返回中途不處理任何請求，該算法的特點，就是磁道只響應?個?向上的請求。
5. LOOK 與 C-LOOK算法：掃描算法和循環(huán)掃描算法，都是磁頭移動到磁盤「最始端或最末端」才開始調(diào)換?向。優(yōu)化的思路就是磁頭在移動到「最遠的請求」位置，然后?即反向移動。
內(nèi)存不?會發(fā)?什么
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主要有兩類內(nèi)存可以被回收，?且它們的回收?式也不同。?件?和匿名?的回收都是基于 LRU 算法，也就是優(yōu)先回收不常訪問的內(nèi)存。
● ?件?：內(nèi)核緩存的磁盤數(shù)據(jù)（Buffer）和內(nèi)核緩存的?件數(shù)據(jù)（Cache）都叫作?件?。?部分?件?，都可以直接釋放內(nèi)存，以后有需要時，再從磁盤重新讀取就可以了。?那些被應?程序修改過，并且暫時還沒寫?磁盤的數(shù)據(jù)（也就是臟?），就得先寫?磁盤，然后才能進?內(nèi)存釋放。所以，回收?凈?的?式是直接釋放內(nèi)存，回收臟?的?式是先寫回磁盤后再釋放內(nèi)存。
● 匿名?：這部分內(nèi)存沒有實際載體，不像?件緩存有硬盤?件這樣?個載體，?如堆、棧數(shù)據(jù)等。這部分內(nèi)存很可能還要再次被訪問，所以不能直接釋放內(nèi)存，它們回收的?式是通過 Linux 的
Swap 機制，Swap 會把不常訪問的內(nèi)存先寫到磁盤中，然后釋放這些內(nèi)存。再次訪問這些內(nèi)存 時，重新從磁盤讀?內(nèi)存就可以了。
在 4GB 物理內(nèi)存的機器上，申請 8G 內(nèi)存會怎么樣？
這個問題要考慮三個前置條件：
● 操作系統(tǒng)是 32 位的，還是 64 位的？因為 32 位操作系統(tǒng)，進程最多只能申請 3 GB ??的虛擬
內(nèi)存空間，所以進程申請 8GB 內(nèi)存的話，在申請?zhí)摂M內(nèi)存階段就會失敗
● 申請完 8G 內(nèi)存后會不會被使?？程序申請的是虛擬內(nèi)存，如果沒有被使?，它是不會占?物理空間的。當訪問這塊虛擬內(nèi)存后，操作系統(tǒng)才會進?物理內(nèi)存分配。
● 操作系統(tǒng)有沒有使? Swap 機制？如果沒有開啟 Swap 機制，程序就會直接 OOM（內(nèi)存溢出簡稱OOM，是指應?系統(tǒng)中存在?法回收的內(nèi)存或使?的內(nèi)存過多，最終使得程序運?要?到的內(nèi)存?于能提供的最?內(nèi)存）；如果有開啟 Swap 機制，程序可以正常運?。
3.5 緩存區(qū)
緩存區(qū)溢出
C 語?使?運?時棧來存儲過程信息。每個函數(shù)的信息存儲在?個棧幀中，包括寄存器、局部變量、參數(shù)、返回地址等。C 對于數(shù)組引?不進?任何邊界檢查，因此對越界的數(shù)組元素的寫操作會破壞存儲在棧中的狀態(tài)信息，這種現(xiàn)象稱為緩沖區(qū)溢出。緩沖區(qū)溢出會破壞程序運?，也可以被?來進?攻擊計算機，如使??個指向攻擊代碼的指針覆蓋返回地址。
防范緩沖區(qū)溢出攻擊的機制：隨機化、棧保護和限制可執(zhí)?代碼區(qū)域。
隨機化
使?緩沖區(qū)溢出進?攻擊，需要知道攻擊代碼的地址。因此常?的防范?法有：
1. 棧隨機化：程序開始時在棧上分配?段隨機??的空間
2. 地址空間布局隨機化（Address-Space Layout Randomization，ASLR）：每次運?時程序的不
同部分，包括代碼段、數(shù)據(jù)段、棧、堆等都會被加載到內(nèi)存空間的不同區(qū)域
但是攻擊者依然可以使?蠻?克服隨機化，這種?式稱為“空操作雪橇（nop sled）”，即在實際的攻擊代碼前插?很?的?段 nop 指令序列，執(zhí)?這條指令只會移動到下?條指令。因此只要攻擊者能夠猜中這段序列的某個地址，程序就會最終經(jīng)過這段序列，到達攻擊代碼。因此棧隨機化和 ASLR 只能增加攻擊?個系統(tǒng)的難度，但不能完全保證安全。
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棧保護
在發(fā)?緩沖區(qū)溢出、造成任何有害結果之前，嘗試檢測到它。即在每個函數(shù)的棧幀的局部變量和棧狀態(tài)之間存儲?個隨機產(chǎn)?的特殊的值，稱為?絲雀值（canary）。在恢復寄存器狀態(tài)和函數(shù)返回之前，程序檢測這個?絲雀值是否被改變了，如果是，那么程序異常終?。
限制可執(zhí)?代碼區(qū)域
內(nèi)存?的訪問形式有三種：可讀、可寫、可執(zhí)?。只有編譯器產(chǎn)?的那部分代碼所處的內(nèi)存才是可執(zhí)?的，其他?應當限制為只允許讀和寫。
3.6 I/O 模型
為什么 Redis 單線程模型依然效率很?：多線程技術是為了充分利? CPU 的計算資源，適?于下層存儲慢速的場景。? redis 是純內(nèi)存操作，讀寫速度??？?。所有的操作都會在內(nèi)存中完成，不涉及任何I/O 操作，因此多線程頻繁的上下?切換反?是?種負優(yōu)化。Redis 選擇基于?阻塞 I/O 的 I/O 多路復?機制，在單線程?并發(fā)處理客戶端的多個連接，減少多線程帶來的系統(tǒng)開銷，同時也有更好的可維護性，?便開發(fā)和調(diào)試。
I/O 模型類型
I/O 同步和異步的區(qū)別在于：將數(shù)據(jù)從內(nèi)核復制到?戶空間時，?戶進程是否會阻塞
I/O 阻塞和?阻塞的區(qū)別在于：進程發(fā)起系統(tǒng)調(diào)?后，是會被掛起直到收到數(shù)據(jù)后再返回、還是?即返 回成功或失敗
I/O 模型類別：阻塞IO、?阻塞IO、IO復?模型、信號驅(qū)動IO模型、異步IO
?平觸發(fā)（LT，Level Trigger）：當?件描述符就緒時，會觸發(fā)通知，如果?戶程序沒有?次性把數(shù)據(jù)讀/寫完，下次還會發(fā)出通知。select 只?持?平觸發(fā)。
邊緣觸發(fā)（ET，Edge Trigger）：僅當描述符從未就緒變?yōu)榫途w時，通知?次，之后不會再通知。
epoll ?持?平觸發(fā)和邊緣觸發(fā)。當循環(huán)讀取 recv 到?jīng)]有數(shù)據(jù)時會出現(xiàn) eagain 現(xiàn)象（LT 是多線程時可能會出現(xiàn)），默認跳過處理。
針對?絡IO的操作，可以分成兩個階段：
● 準備階段（阻塞）：等待數(shù)據(jù)是否可?，是在內(nèi)核進程中完成的；
● 操作階段（同步）：執(zhí)?實際的IO調(diào)?，數(shù)據(jù)從內(nèi)核緩沖區(qū)拷?到?戶進程緩沖區(qū)。
阻塞IO：應?進程調(diào)?I/O操作時阻塞，只有等待要操作的數(shù)據(jù)準備好，并復制到應?進程的緩沖區(qū)中才返回；
?阻塞IO：應?進程調(diào)?I/O操作導致該進程進?阻塞狀態(tài)時，該I/O調(diào)?返回?個錯誤。?般情況下，應?進程需要利?輪詢的?式來檢測某個操作是否就緒。數(shù)據(jù)就緒后，會等待數(shù)據(jù)復制到應?進程的緩沖區(qū)中以后才返回；
IO復?：多路IO共?同?個同步阻塞接?，此時阻塞發(fā)?在 select/poll 的系統(tǒng)調(diào)?上，?不是阻塞在實際的I/O系統(tǒng)調(diào)?上。IO多路復?的?級之處在于，它能同時等待多個?件描述符，?這些?件描述符其中的任意?個進?讀就緒狀態(tài)，select等函數(shù)就可以返回。
信號驅(qū)動IO：注冊?個IO信號事件，在數(shù)據(jù)可操作時通過信號通知線程。
異步IO: 應?進程通知內(nèi)核開始?個異步I/O操作，并讓內(nèi)核在整個操作（包含將數(shù)據(jù)從內(nèi)核復制到應?進程的緩沖區(qū)）完成后通知應?進程。
I/O 復?模型
select 缺點：
1. 性能開銷?：調(diào)? select 時會陷?內(nèi)核，這時需要將參數(shù)中的 fd_set 從?戶空間拷?到內(nèi)核空
間。內(nèi)核需要遍歷傳遞進來的 fd_set 的每?位，不管它們是否就緒
2. 能夠監(jiān)聽的?件描述符數(shù)量太少：受限于 sizeof(fd_set) 的??，在編譯內(nèi)核時就確定了且?法更改，?般是 1024。?poll 和 select ?乎沒有區(qū)別。poll 在?戶態(tài)通過數(shù)組?式傳遞?件描述符，在內(nèi)核會轉(zhuǎn)為鏈表?式存 儲，沒有最?數(shù)量的限制
epoll ，select、poll 模型都只使??個函數(shù)，? epoll 模型使?三個函數(shù)：epoll_create、epoll_ctl（監(jiān)聽事件） 和 epoll_wait（相當于select，返回就緒數(shù)量）。
特點：
1. 使?紅?樹存儲?件描述符集合
2. 使?隊列存儲就緒的?件描述符
3. 每個?件描述符只需在添加時傳??次，之后調(diào)? epoll_wait 不需要再次傳遞，提?了效率。
4. 通過事件更改?件描述符狀態(tài)。epoll_ctl 中為每個?件描述符指定了回調(diào)函數(shù)，并在就緒時將其加?到就緒列表，因此只需要判斷就緒列表是否為空即可。
三者區(qū)別：
1. select、poll 都是在?戶態(tài)維護?件描述符集合，因此每次需要將完整集合傳給內(nèi)核；epoll 由操作系統(tǒng)在內(nèi)核中維護?件描述符集合，因此只需要在創(chuàng)建的時候傳??件描述符。
2. 當連接數(shù)較多并且有很多的不活躍連接時，epoll 的效率?很多；當連接數(shù)較少并且都?分活躍的情況下，由于 epoll 需要很多回調(diào)，因此性能可能低于其它兩者。
3. epoll 不?持跨平臺，僅在 linux 上使?，? select 可以在windows 和 linux 同時使?。
Reactor 與 Proactor 模式
Reactor 是 ?阻塞 同步 ?絡模式，感知的是 就緒可讀寫 事件。在每次感知到有IO事件發(fā)?（?如可讀就緒事件）后，就需要應?進程主動調(diào)? read ?法來完成數(shù)據(jù)的讀取，也就是要應?進程主動將socket 接收緩存中的數(shù)據(jù)讀到應?進程內(nèi)存中，這個過程是同步的，讀取完數(shù)據(jù)后應?進程才能處理數(shù)據(jù)。
Proactor 是 異步 ?絡模式， 感知的是 已完成的讀寫 事件。在發(fā)起異步讀寫請求時，需要傳?數(shù)據(jù)緩 沖區(qū)的地址（?來存放結果數(shù)據(jù)）等信息，這樣系統(tǒng)內(nèi)核才可以?動幫我們把數(shù)據(jù)的讀寫?作完成，這?的讀寫?作全程由操作系統(tǒng)來做，并不需要像 Reactor 那樣還需要應?進程主動發(fā)起 read/write 來讀寫數(shù)據(jù)，操作系統(tǒng)完成讀寫?作后，就會通知應?進程直接處理數(shù)據(jù)。因此，Reactor 可以理解為「來了事件操作系統(tǒng)通知應?進程，讓應?進程來處理」，? Proactor 可以理解為「來了事件操作系統(tǒng)來處理，處理完再通知應?進程」。這?的「事件」就是有新連接、有數(shù)據(jù)可讀、有數(shù)據(jù)可寫的 I/O 事件；這?的「處理」包含從驅(qū)動讀取到內(nèi)核以及從內(nèi)核讀取到?戶空間。?論是 Reactor，還是 Proactor，都是?種基于「事件分發(fā)」的?絡編程模式，區(qū)別在于 Reactor 模式是基于「待完成」的 I/O 事件，? Proactor 模式則是基于「已完成」的 I/O 事件。
3.7 Copy on Write
寫時復制（Copy-on-write，COW），有時也稱為隱式共享（implicit sharing）。COW 將復制操作推遲到第?次寫?時進?：在創(chuàng)建?個新副本（只復制其?表）時，不會?即復制資源，?是共享原始副本的資源；當修改時再執(zhí)?復制操作。通過這種?式共享資源，可以顯著減少創(chuàng)建副本時的開銷，節(jié)省資源。
實現(xiàn)原理：
● fork() 之后，內(nèi)核會把?進程的所有內(nèi)存?都標記為只讀
● ?旦其中?個進程嘗試寫?某個內(nèi)存?，就會觸發(fā)?個保護故障（缺?異常），此時會陷?內(nèi)核
● 內(nèi)核將寫?操作攔截，并為嘗試寫?的進程創(chuàng)建這個??的?個新副本，恢復這個??的可寫權
限，然后重新執(zhí)?這個寫操作，這時就可以正常執(zhí)?了
● 內(nèi)核會保留每個內(nèi)存??的引?數(shù)。每次復制某個??后，該??的引?數(shù)減?；如果該??只有?個引?，就可以跳過分配，直接修改
?
3.8 Linux
啟動過程
BIOS開機?檢：當打開電源后，?先是BIOS開機?檢，按照BIOS中設置的啟動設備（通常是硬盤）來啟動。操作系統(tǒng)接管硬件以后，?先讀? /boot ?錄下的內(nèi)核?件。
運? init：init 進程是系統(tǒng)所有進程的起點，沒有這個進程，系統(tǒng)中任何進程都不會啟動。init 程序?先是需要讀取配置?件 /etc/inittab。許多程序需要開機啟動。它們在Windows叫做"服務"（service），在Linux就叫做"守護進程"（daemon）。init進程的??任務，就是去運?這些開機啟動的程序。Linux啟動時根據(jù)"運?級別"，確定要運?哪些程序。Linux系統(tǒng)有7個運?級別(runlevel)：
● 運?級別0：系統(tǒng)停機狀態(tài)，系統(tǒng)默認運?級別不能設為0，否則不能正常啟動
● 運?級別1：單?戶?作狀態(tài)，root權限，?于系統(tǒng)維護，禁?遠程登陸
● 運?級別2：多?戶狀態(tài)(沒有NFS)
● 運?級別3：完全的多?戶狀態(tài)(有NFS)，登陸后進?控制臺命令?模式
● 運?級別4：系統(tǒng)未使?，保留
● 運?級別5：X11控制臺，登陸后進?圖形GUI模式
● 運?級別6：系統(tǒng)正常關閉并重啟，默認運?級別不能設為6，否則不能正常啟動
系統(tǒng)初始化：執(zhí)? rc.sysinit 腳本，它主要是完成?些系統(tǒng)初始化的?作，rc.sysinit是每?個運?級別都要?先運?的重要腳本。它主要完成的?作有：激活交換分區(qū)，檢查磁盤，加載硬件模塊以及其它?些需要優(yōu)先執(zhí)?的任務。
建?終端并登錄：這時系統(tǒng)環(huán)境基本已經(jīng)設置好了，各種守護進程也已經(jīng)啟動了。init接下來會打開6個終端，以便?戶登錄系統(tǒng)。
常?命令
?件管理：
● ls: 顯示當前?錄下?件。
● pwd：顯示當前?作?錄的絕對路徑
● cd + 路徑：切換當前?作?錄。（路徑可以為相對路徑也可以為絕對路徑）
● touch：創(chuàng)建普通?件。
● rm：刪除普通?件 rm -r：刪除?錄?件 -r（遞歸的意思）
● mkdir：創(chuàng)建?錄?件
● rmdir：刪除空?錄
● mv：剪切、重命名
● cp：拷? cp -r
● chmod：修改?件權限
● tar 壓縮?件
進程管理：
● ps ：顯示進程信息快照（-e 顯示所有進程。 -f 全格式）
● kill pid ：結束進程
● kill -9 pid ：強制結束pid進程
● kill -stop pid ：掛起進程
● &：在后臺運?進程
系統(tǒng)管理：
● uptime：查詢系統(tǒng)負載
● top：實時顯示系統(tǒng)中各個進程的資源占?狀況，類似 于Windows 的任務管理器
● free：可以顯示當前系統(tǒng)未使?的和已使?的內(nèi)存數(shù)?，還可以顯示被內(nèi)核使?的內(nèi)存緩沖區(qū)
?絡通訊命令：
● ping
ifconfig
● tcpdump：抓包?具
● netstat：打印本地?卡接?上的全部連接、路由表信息、?卡接?信息。常?：顯示tcp連接
以及狀態(tài)。
3.9 硬件結構
CPU 緩存?致性
解決?法
1. 寫傳播：當某個 CPU 核?發(fā)?寫?操作時，需要把該事件?播通知給其他核?；
2. 事務的串?化：只有保證了這個，才能保障數(shù)據(jù)是真正?致的，程序在各個不同的核?上運?的結 果也是?致的
MESI 協(xié)議
基于總線嗅探機制實現(xiàn)了事務串?化，也?狀態(tài)機機制降低了總線帶寬壓?，這個協(xié)議就是 MESI 協(xié)議，這個協(xié)議就做到了 CPU 緩存?致性。MESI 協(xié)議其實是 4 個狀態(tài)單詞的開頭字?縮寫，分別是：
● Modified，已修改
● Exclusive，獨占?！釜氄肌购汀腹蚕怼沟牟顒e在于，獨占狀態(tài)的時候，數(shù)據(jù)只存儲在?個 CPU 核?的 Cache ?，?其他 CPU 核?的 Cache 沒有該數(shù)據(jù)。另外，在「獨占」狀態(tài)下的數(shù)據(jù)，如果 有其他核?從內(nèi)存讀取了相同的數(shù)據(jù)到各?的 Cache ，那么這個時候，獨占狀態(tài)下的數(shù)據(jù)就會變成共享狀態(tài)。
● Shared，共享?！腹蚕怼範顟B(tài)代表著相同的數(shù)據(jù)在多個 CPU 核?的 Cache ?都有，所以當要更 新 Cache ??的數(shù)據(jù)的時候，不能直接修改，?是要先向所有的其他 CPU 核??播?個請求，要求先把其他核?的 Cache 中對應的 Cache Line 標記為「?效」狀態(tài)，然后再更新當前 Cache ??的數(shù)據(jù)。
● Invalidated，已失效
這四個狀態(tài)來標記 Cache Line 四個不同的狀態(tài)。
偽共享
多個線程同時讀寫同?個 Cache Line 的不同變量時，?導致 CPU Cache 失效的現(xiàn)象稱為偽共享
（False Sharing）。解決?法：
● Cache Line ??字節(jié)對?：利?宏，以空間換時間的思想，浪費?部分 Cache 空間，從?換來性能的提升。
● 字節(jié)填充：如在類中增加占位的字符
?致性哈希
?致性哈希算法解決了分布式系統(tǒng)在擴容或者縮容時，發(fā)?過多的數(shù)據(jù)遷移的問題。
?致性哈希是指將「存儲節(jié)點」和「數(shù)據(jù)」都映射到?個?尾相連的哈希環(huán)上，如果增加或者移除?個節(jié)點，僅影響該節(jié)點在哈希環(huán)上順時針相鄰的后繼節(jié)點，其它數(shù)據(jù)也不會受到影響。但是?致性哈希算法不能夠均勻的分布節(jié)點，會出現(xiàn)?量請求都集中在?個節(jié)點的情況，在這種情況下進?容災與擴容時，容易出現(xiàn)雪崩的連鎖反應。為了解決?致性哈希算法不能夠均勻的分布節(jié)點的問題，就需要引?虛擬節(jié)點，對?個真實節(jié)點做多個副本。不再將真實節(jié)點映射到哈希環(huán)上，?是將虛擬節(jié)點映射到哈希環(huán)上，并將虛擬節(jié)點映射到實際節(jié)點，所以這?有「兩層」映射關系。引?虛擬節(jié)點后，可以會提?節(jié)點的均衡度，還會提?系統(tǒng)的穩(wěn)定 性。所以，帶虛擬節(jié)點的?致性哈希?法不僅適合硬件配置不同的節(jié)點的場景，?且適合節(jié)點規(guī)模會 ?變化的場景。