早期计算机一次只能运行一个程序，CPU 利用率极低。当程序等待 I/O 时，CPU 空闲空转。多道程序设计的目标是让 CPU 在等待 I/O 时去执行其他程序，从而提高系统吞吐量。但多个程序同时存在，谁先运行？运行多久？这就诞生了调度。
调度器维护一组就绪队列，按照特定算法从队列中选择进程投入运行。核心机制包括：
多级反馈队列 (MFQ) 是现代调度器的基石：设置多个不同优先级的队列，高优先级队列时间片短，低优先级队列时间长。进程用完时间片降级，I/O 密集型进程留在高优先级，CPU 密集型进程逐渐降级。这种设计兼顾了响应时间和吞吐量。
// 简化版调度器：时间片轮转 + 优先级队列
struct task {
int pid;
int priority; // 优先级 0~3 (0 最高)
int time_slice; // 剩余时间片
struct task* next;
};
void schedule(struct task* ready_queue) {
struct task* current = ready_queue;
if (current == NULL) return;
// 选择优先级最高的就绪任务
struct task* best = current;
while (current != NULL) {
if (current->priority < best->priority) {
best = current;
}
current = current->next;
}
// 运行该任务（模拟）
best->time_slice--;
if (best->time_slice <= 0) {
// 时间片用完，降级或放回就绪队列
best->priority++; // 降级
best->time_slice = 10; // 重置时间片
}
}
早期程序直接使用物理地址，两个问题：地址冲突（无法同时运行两个大程序）和 内存碎片（分配和回收导致碎片）。更严重的是，物理内存容量有限，而程序越来越大（如大型游戏、数据库）。
虚拟内存将程序地址空间划分为固定大小的页 (Page)，物理内存划分为相同大小的页框 (Frame)。通过页表记录虚拟页到物理页框的映射关系。
TLB (Translation Lookaside Buffer) 是页表的硬件缓存，存储最近使用的地址映射。由于局部性原理，TLB 命中率可达 99% 以上，大大降低地址转换开销。缺页中断发生在访问未映射页面时，操作系统从磁盘加载页面到内存，更新页表，然后重新执行指令。
// 缺页中断处理函数（简化）
void page_fault_handler(uintptr_t fault_addr) {
// 1. 获取缺页的虚拟地址
uintptr_t page_start = fault_addr & ~(0xFFF); // 对齐到页边界
int vpn = page_start / PAGE_SIZE; // 虚拟页号
// 2. 检查地址是否合法
if (!is_valid_address(vpn)) {
kill_process(current_process); // 非法访问 → 段错误
return;
}
// 3. 从磁盘读取页面
int phys_frame = allocate_frame(); // 分配物理页框
read_from_swap(vpn, phys_frame); // 从交换分区读入
// 4. 更新页表
current_process->page_table[vpn] = phys_frame | PRESENT_BIT;
}
内存数据在断电后丢失，需要磁盘（HDD/SSD）来持久化存储。但磁盘操作远慢于内存（纳秒 vs 毫秒），且按块（通常 4KB）访问。文件系统解决的核心问题是：如何组织、命名、查找、管理磁盘上的数据块，并提供高效的访问接口。
文件系统将磁盘划分为超级块（元数据）、inode 区域（索引节点）、数据块区域。每个文件对应一个 inode，存储文件元数据（权限、大小、时间、数据块指针）。
目录本质是特殊的文件，存储文件名到 inode 的映射。日志 (Journaling) 在写数据前先记录操作意图，系统崩溃后可以恢复，保证元数据一致性。现代文件系统如 ext4、XFS 都支持日志。
// 读文件：路径解析 → 查 inode → 读数据块
int read_file(const char* path, char* buffer, size_t size) {
// 1. 路径解析：从根目录开始查找
struct inode* ino = lookup_path(path);
if (!ino) return -1;
// 2. 检查权限 & 类型
if (!(ino->mode & REGULAR_FILE)) return -1;
// 3. 计算需要读取的块
size_t offset = 0;
int block_idx = 0;
while (offset < size) {
int phys_block = get_data_block(ino, block_idx);
read_block(phys_block, buffer + offset);
offset += BLOCK_SIZE;
block_idx++;
}
return offset;
}
CPU 主频高达 GHz 级别，而磁盘、网卡等外设速度慢几个数量级。如果 CPU 等待设备完成 I/O，将浪费大量时间。需要设计合理的 I/O 模型，让 CPU 在设备工作时做其他事情，或者减少等待。
操作系统提供多种 I/O 模型，核心区别在于数据准备和数据拷贝两个阶段是否阻塞。
IO 多路复用（select/poll/epoll）是高性能网络服务的基础。它允许一个进程同时监视多个文件描述符，当任意一个准备好数据时，进程被唤醒。epoll 是 Linux 下的高效实现，使用事件驱动机制，支持水平触发和边缘触发。
// 使用 epoll 同时监听多个 socket
int epoll_demo() {
int epfd = epoll_create1(0);
struct epoll_event ev, events[10];
// 添加监听 socket
ev.events = EPOLLIN | EPOLLET; // 边缘触发
ev.data.fd = listen_sock;
epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, listen_sock, &ev);
while (1) {
int nfds = epoll_wait(epfd, events, 10, -1); // 阻塞等待
for (int i = 0; i < nfds; ++i) {
if (events[i].data.fd == listen_sock) {
// 新连接到达
accept_connection(listen_sock);
} else {
// 普通数据可读
handle_data(events[i].data.fd);
}
}
}
}