linux事件机制

❶ 如何在linux下实现event事件机制

一、Libevent简介

libevent是一个基于事件触发的网络库，适用于windows、linux、bsd等多种平台，内部使用select、epoll、kqueue等系统调用管理事件机制。
特点：
事件驱动，高性能;
轻量级，专注于网络，不如ACE那么臃肿庞大，只提供了简单的网络API的封装，线程池，内存池，递归锁等均需要自己实现；
开放源码，代码相当精炼、易读；
跨平台，支持Windows、Linux、BSD和Mac OS；

❷ 如何在linux下实现event事件机制

linux 提供文件监控机制inotify 你可以使用它的api，监控文件的创建然后执行你想要 的行为。至于有没有其他程序可用就不知道了

❸ Handler消息机制（一）：Linux的epoll机制

在linux 没有实现epoll事件驱动机制之前，我们一般选择用select或者poll等IO多路复用的方法来实现并发服务程序。在linux新的内核中，有了一种替换它的机制，就是epoll。

相比select模型， poll使用链表保存文件描述符，因此没有了监视文件数量的限制 ，但其他三个缺点依然存在。

假设我们的服务器需要支持100万的并发连接，则在__FD_SETSIZE 为1024的情况下，则我们至少需要开辟1k个进程才能实现100万的并发连接。除了进程间上下文切换的时间消耗外，从内核/用户空间大量的无脑内存拷贝、数组轮询等，是系统难以承受的。因此，基于select模型的服务器程序，要达到10万级别的并发访问，是一个很难完成的任务。

由于epoll的实现机制与select/poll机制完全不同，上面所说的 select的缺点在epoll上不复存在。

设想一下如下场景：有100万个客户端同时与一个服务器进程保持着TCP连接。而每一时刻，通常只有几百上千个TCP连接是活跃的(事实上大部分场景都是这种情况)。如何实现这样的高并发？

在select/poll时代，服务器进程每次都把这100万个连接告诉操作系统(从用户态复制句柄数据结构到内核态)，让操作系统内核去查询这些套接字上是否有事件发生，轮询完后，再将句柄数据复制到用户态，让服务器应用程序轮询处理已发生的网络事件，这一过程资源消耗较大，因此，select/poll一般只能处理几千的并发连接。

epoll的设计和实现与select完全不同。epoll通过在Linux内核中申请一个简易的文件系统(文件系统一般用什么数据结构实现？B+树)。把原先的select/poll调用分成了3个部分：

1）调用epoll_create()建立一个epoll对象(在epoll文件系统中为这个句柄对象分配资源)

2）调用epoll_ctl向epoll对象中添加这100万个连接的套接字

3）调用epoll_wait收集发生的事件的连接

如此一来，要实现上面说是的场景，只需要在进程启动时建立一个epoll对象，然后在需要的时候向这个epoll对象中添加或者删除连接。同时，epoll_wait的效率也非常高，因为调用epoll_wait时，并没有一股脑的向操作系统复制这100万个连接的句柄数据，内核也不需要去遍历全部的连接。

当某一进程调用epoll_create方法时，Linux内核会创建一个eventpoll结构体，这个结构体中有两个成员与epoll的使用方式密切相关。eventpoll结构体如下所示：

每一个epoll对象都有一个独立的eventpoll结构体，用于存放通过epoll_ctl方法向epoll对象中添加进来的事件。这些事件都会挂载在红黑树中，如此，重复添加的事件就可以通过红黑树而高效的识别出来(红黑树的插入时间效率是lgn，其中n为树的高度)。

而所有 添加到epoll中的事件都会与设备(网卡)驱动程序建立回调关系，也就是说，当相应的事件发生时会调用这个回调方法 。这个回调方法在内核中叫ep_poll_callback,它会将发生的事件添加到rdlist双链表中。

在epoll中，对于每一个事件，都会建立一个epitem结构体，如下所示：

当调用epoll_wait检查是否有事件发生时，只需要检查eventpoll对象中的rdlist双链表中是否有epitem元素即可。如果rdlist不为空，则把发生的事件复制到用户态，同时将事件数量返回给用户。

epoll结构示意图

通过红黑树和双链表数据结构，并结合回调机制，造就了epoll的高效。

events可以是以下几个宏的集合：
EPOLLIN：触发该事件，表示对应的文件描述符上有可读数据。(包括对端SOCKET正常关闭)；
EPOLLOUT：触发该事件，表示对应的文件描述符上可以写数据；
EPOLLPRI：表示对应的文件描述符有紧急的数据可读（这里应该表示有带外数据到来）；
EPOLLERR：表示对应的文件描述符发生错误；
EPOLLHUP： 表示对应的文件描述符被挂断；
EPOLLET：将EPOLL设为边缘触发(EdgeTriggered)模式，这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。
EPOLLONESHOT： 只监听一次事件，当监听完这次事件之后，如果还需要继续监听这个socket的话，需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里。
示例：

ET(EdgeTriggered) :高速工作模式，只支持no_block(非阻塞模式)。在此模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告知。然后它会假设用户知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了。(触发模式只在数据就绪时通知一次，若数据没有读完，下一次不会通知，直到有新的就绪数据)

LT(LevelTriggered) :缺省工作方式，支持blocksocket和no_blocksocket。在LT模式下内核会告知一个文件描述符是否就绪了，然后可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果不作任何操作，内核还是会继续通知！若数据没有读完，内核也会继续通知，直至设备数据为空为止！

1.我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据
3. 调用epoll_wait(2)，并且它会返回RFD，说明它已经准备好读取操作
4. 然后我们读取了1KB的数据
5. 调用epoll_wait(2)……

ET工作模式：
如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志，在第2步执行了一个写操作，第三步epoll_wait会返回同时通知的事件会销毁。因为第4步的读取操作没有读空文件输入缓冲区内的数据，因此我们在第5步调用epoll_wait(2)完成后，是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。

只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时(认为读完)才需要挂起，等待。但这并不是说每次read()时都需要循环读，直到读到产生一个EAGAIN才认为此次事件处理完成，当read()返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时(即小于sizeof(buf))，就可以确定此时缓冲中已没有数据了，也就可以认为此事读事件已处理完成。

LT工作模式：
LT方式调用epoll接口的时候，它就相当于一个速度比较快的poll(2)，并且无论后面的数据是否被使用，因此他们具有同样的职能。

当调用 epoll_wait检查是否有发生事件的连接时，只是检查 eventpoll对象中的 rdllist双向链表是否有 epitem元素而已，如果 rdllist链表不为空，则把这里的事件复制到用户态内存中，同时将事件数量返回给用户。因此，epoll_wait的效率非常高。epoll_ctl在向 epoll对象中添加、修改、删除事件时，从 rbr红黑树中查找事件也非常快，也就是说，epoll是非常高效的，它可以轻易地处理百万级别的并发连接。

1.减少用户态和内核态之间的文件句柄拷贝；

2.减少对可读可写文件句柄的遍历。

https://cloud.tencent.com/developer/information/linux%20epoll%E6%9C%BA%E5%88%B6
https://blog.csdn.net/u010657219/article/details/44061629
https://jiahao..com/s?id=1609322251459722004&wfr=spider&for=pc

❹ Linux系统I/O模型及select、poll、epoll原理和应用

理解Linux的IO模型之前，首先要了解一些基本概念，才能理解这些IO模型设计的依据

操作系统使用虚拟内存来映射物理内存，对于32位的操作系统来说，虚拟地址空间为4G（2^32）。操作系统的核心是内核，为了保护用户进程不能直接操作内核，保证内核安全，操作系统将虚拟地址空间划分为内核空间和用户空间。内核可以访问全部的地址空间，拥有访问底层硬件设备的权限，普通的应用程序需要访问硬件设备必须通过 系统调用 来实现。

对于Linux系统来说，将虚拟内存的最高1G字节的空间作为内核空间仅供内核使用，低3G字节的空间供用户进程使用，称为用户空间。

又被称为标准I/O，大多数文件系统的默认I/O都是缓存I/O。在Linux系统的缓存I/O机制中，操作系统会将I/O的数据缓存在页缓存（内存）中，也就是数据先被拷贝到内核的缓冲区（内核地址空间），然后才会从内核缓冲区拷贝到应用程序的缓冲区（用户地址空间）。

这种方式很明显的缺点就是数据传输过程中需要再应用程序地址空间和内核空间进行多次数据拷贝操作，这些操作带来的CPU以及内存的开销是非常大的。

由于Linux系统采用的缓存I/O模式，对于一次I/O访问，以读操作举例，数据先会被拷贝到内核缓冲区，然后才会从内核缓冲区拷贝到应用程序的缓存区，当一个read系统调用发生的时候，会经历两个阶段：

正是因为这两个状态，Linux系统才产生了多种不同的网络I/O模式的方案

Linux系统默认情况下所有socke都是blocking的，一个读操作流程如下：

以UDP socket为例，当用户进程调用了recvfrom系统调用，如果数据还没准备好，应用进程被阻塞，内核直到数据到来且将数据从内核缓冲区拷贝到了应用进程缓冲区，然后向用户进程返回结果，用户进程才解除block状态，重新运行起来。

阻塞模行下只是阻塞了当前的应用进程，其他进程还可以执行，不消耗CPU时间，CPU的利用率较高。

Linux可以设置socket为非阻塞的，非阻塞模式下执行一个读操作流程如下：

当用户进程发出recvfrom系统调用时，如果kernel中的数据还没准备好，recvfrom会立即返回一个error结果，不会阻塞用户进程，用户进程收到error时知道数据还没准备好，过一会再调用recvfrom，直到kernel中的数据准备好了，内核就立即将数据拷贝到用户内存然后返回ok，这个过程需要用户进程去轮询内核数据是否准备好。

非阻塞模型下由于要处理更多的系统调用，因此CPU利用率比较低。

应用进程使用sigaction系统调用，内核立即返回，等到kernel数据准备好时会给用户进程发送一个信号，告诉用户进程可以进行IO操作了，然后用户进程再调用IO系统调用如recvfrom，将数据从内核缓冲区拷贝到应用进程。流程如下：

相比于轮询的方式，不需要多次系统调用轮询，信号驱动IO的CPU利用率更高。

异步IO模型与其他模型最大的区别是，异步IO在系统调用返回的时候所有操作都已经完成，应用进程既不需要等待数据准备，也不需要在数据到来后等待数据从内核缓冲区拷贝到用户缓冲区，流程如下：

在数据拷贝完成后，kernel会给用户进程发送一个信号告诉其read操作完成了。

是用select、poll等待数据，可以等待多个socket中的任一个变为可读，这一过程会被阻塞，当某个套接字数据到来时返回，之后再用recvfrom系统调用把数据从内核缓存区复制到用户进程，流程如下：

流程类似阻塞IO，甚至比阻塞IO更差，多使用了一个系统调用，但是IO多路复用最大的特点是让单个进程能同时处理多个IO事件的能力，又被称为事件驱动IO，相比于多线程模型，IO复用模型不需要线程的创建、切换、销毁，系统开销更小，适合高并发的场景。

select是IO多路复用模型的一种实现，当select函数返回后可以通过轮询fdset来找到就绪的socket。

优点是几乎所有平台都支持，缺点在于能够监听的fd数量有限，Linux系统上一般为1024，是写死在宏定义中的，要修改需要重新编译内核。而且每次都要把所有的fd在用户空间和内核空间拷贝，这个操作是比较耗时的。

poll和select基本相同，不同的是poll没有最大fd数量限制（实际也会受到物理资源的限制，因为系统的fd数量是有限的），而且提供了更多的时间类型。

总结：select和poll都需要在返回后通过轮询的方式检查就绪的socket，事实上同时连的大量socket在一个时刻只有很少的处于就绪状态，因此随着监视的描述符数量的变多，其性能也会逐渐下降。

epoll是select和poll的改进版本，更加灵活，没有描述符限制。epoll使用一个文件描述符管理多个描述符，将用户关系的文件描述符的事件存放到内核的一个事件表中，这样在用户空间和内核空间的只需一次。

epoll_create()用来创建一个epoll句柄。
epoll_ctl() 用于向内核注册新的描述符或者是改变某个文件描述符的状态。已注册的描述符在内核中会被维护在一棵红黑树上，通过回调函数内核会将 I/O 准备好的描述符加入到一个就绪链表中管理。
epoll_wait() 可以从就绪链表中得到事件完成的描述符，因此进程不需要通过轮询来获得事件完成的描述符。

当epoll_wait检测到描述符IO事件发生并且通知给应用程序时，应用程序可以不立即处理该事件，下次调用epoll_wait还会再次通知该事件，支持block和nonblocking socket。

当epoll_wait检测到描述符IO事件发生并且通知给应用程序时，应用程序需要立即处理该事件，如果不立即处理，下次调用epoll_wait不会再次通知该事件。

ET模式在很大程度上减少了epoll事件被重复触发的次数，因此效率要比LT模式高。epoll工作在ET模式的时候，必须使用nonblocking socket，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。

【segmentfault】 Linux IO模式及 select、poll、epoll详解
【GitHub】 CyC2018/CS-Notes

❺ 如何在linux下实现event事件机制

一、Libevent简介

libevent是一个基于事件触发的网络库，适用于windows、linux、bsd等多种平台，内部使用select、epoll、kqueue等系统调用管理事件机制。
特点：
事件驱动，高性能;
轻量级，专注于网络，不如ACE那么臃肿庞大，只提供了简单的网络API的封装，线程池，内存池，递归锁等均需要自己实现；
开放源码，代码相当精炼、易读；
跨平台，支持Windows、Linux、BSD和Mac OS；
支持多种I/O多路复用技术（epoll、poll、dev/poll、select和kqueue等），在不同的操作系统下，做了多路复用模型的抽象，可以选择使用不同的模型，通过事件函数提供服务；
支持I/O，定时器和信号等事件；
采用Reactor模式；

二、源码组织结构

Libevent 的源代码虽然都在一层文件夹下面，但是其代码分类还是相当清晰的，主要可分为头文件、内部使用的头文件、辅助功能函数、日志、libevent框架、对系 统I/O多路复用机制的封装、信号管理、定时事件管理、缓冲区管理、基本数据结构和基于libevent的两个实用库等几个部分，有些部分可能就是一个源文件。
1）头文件
主要就是event.h：事件宏定义、接口函数声明，主要结构体event的声明；
2）内部头文件
xxx-internal.h：内部数据结构和函数，对外不可见，以达到信息隐藏的目的；
3）libevent框架
event.c：event整体框架的代码实现；
4）对系统I/O多路复用机制的封装
epoll.c：对epoll的封装；
select.c：对select的封装；
devpoll.c：对dev/poll的封装;
kqueue.c：对kqueue的封装；
5）定时事件管理
min-heap.h：其实就是一个以时间作为key的小根堆结构；
6）信号管理
signal.c：对信号事件的处理；
7）辅助功能函数
evutil.h 和evutil.c：一些辅助功能函数，包括创建socket pair和一些时间操作函数：加、减和比较等。
8）日志
log.h和log.c：log日志函数
9）缓冲区管理
evbuffer.c和buffer.c：libevent对缓冲区的封装；
10）基本数据结构
compat/sys下的两个源文件：queue.h是libevent基本数据结构的实现，包括链表，双向链表，队列等；_libevent_time.h：一些用于时间操作的结构体定义、函数和宏定义；
11）实用网络库
http和evdns：是基于libevent实现的http服务器和异步dns查询库；

❻ linux 怎么在创建文件和文件夹的时候执行一些代码，有没有这样的事件机制

不用什么事件机制吧，可以实现下面的简单思路：
which找到你的mkdir和touch命令在哪里，然后写个脚本替换掉这两个文件，脚本里面先调用你要执行的代码，在调用相应的mkdir和touch。

❼ linux 怎么在创建文件和文件夹的时候执行一些代码，有没有这样的事件机制

用 ls -l 不会有误
d rwx rwx rwx
有 d , 是文件夹
左第一组 rwx 是文件拥有者的 读，写，执行 权
第二组 rwx 是用户组的 读，写，执行 权
第三组 rwx 是其它人的 读，写，执行 权

root 的权是可以 用 chmod 改变文件 的读，写，执行 权。

如果文件拥有者不让别的用户读写执行，root 同样 也不能读写执行。

root 此时要行使 chmod 权，改变 读写执行权 以后root 才能 读写执行。

❽ 如何在linux下实现event事件机制

内部使用select、epoll、kqueue等系统调用管理事件机制只提供了简单的网络API的封装,线程池,内存池,递归辅助功能函数、日志、libevent框架、对系 统I/O如何在linux下实现event事件机制

❾ 如何在linux下实现event事件机制

libevent是一个基于事件触发的网络库，适用于windows、linux、bsd等多种平台，内部使用select、epoll、kqueue等系统调用管理事件机制。特点：
事件驱动，高性能;
轻量级，专注于网络，不如ACE那么臃肿庞大，只提供了简单的网络API的封装，线程池，内存池，递归锁等均需要自己实现；
开放源码，代码相当精炼、易读；
跨平台，支持Windows、Linux、BSD和Mac OS；
支持多种I/O多路复用技术（epoll、poll、dev/poll、select和kqueue等），在不同的操作系统下，做了多路复用模型的抽象，可以选择使用不同的模型，通过事件函数提供服务；
支持I/O，定时器和信号等事件；
采用Reactor模式；

二、源码组织结构

Libevent 的源代码虽然都在一层文件夹下面，但是其代码分类还是相当清晰的，主要可分为头文件、内部使用的头文件、辅助功能函数、日志、libevent框架、对系 统I/O多路复用机制的封装、信号管理、定时事件管理、缓冲区管理、基本数据结构和基于libevent的两个实用库等几个部分，有些部分可能就是一个源文件。
1）头文件
主要就是event.h：事件宏定义、接口函数声明，主要结构体event的声明；
2）内部头文件
xxx-internal.h：内部数据结构和函数，对外不可见，以达到信息隐藏的目的；
3）libevent框架
event.c：event整体框架的代码实现；
4）对系统I/O多路复用机制的封装
epoll.c：对epoll的封装；
select.c：对select的封装；
devpoll.c：对dev/poll的封装;
kqueue.c：对kqueue的封装；
5）定时事件管理
min-heap.h：其实就是一个以时间作为key的小根堆结构；
6）信号管理

❿ Linux操作系统的知识点总结

Linux操作系统的基础知识并不是很难理解，熟悉掌握基础知识能更好的学习Linux。下面由我为大家整理了Linux操作系统的知识点总结的相关知识，希望对大家有帮助!

Linux操作系统的知识点总结1.操作系统总体介绍

•CPU： 就像人的大脑，主要负责相关事情的判断以及实际处理的机制。

查询指令： cat /proc/cpuinfo

•内存： 大脑中的记忆区块，将皮肤、眼睛等所收集到的信息记录起来的地方，以供CPU进行判断。查询指令： cat /proc/meminfo

物理内存

物理内存，就是我们将内存条插在主板内存槽上的内存条的容量的大小。看计算机配置的时候，主要看的就是这个物理内存

虚拟内存

Windows中运用了虚拟内存技术，即拿出一部分硬盘空间来充当内存使用，当内存占用完时，电脑就会自动调用硬盘来充当内存，以缓解内存的紧张。

关系：windows中虚拟内存和物理内存可能都会被使用，Linux中，只有物理内存使用完了，才会使用虚拟内存

•硬盘： 大脑中的记忆区块，将重要的数据记录起来，以便未来再次使用这些数据。

查询指令： fdisk -l (需要root权限)

Linux操作系统的知识点总结2.内存和硬盘的关系

具体命令后面会介绍

Linux操作系统的知识点总结3.操作系统监控命令>单独写一份

•vmstat

•sar

•iostat

•top

•free

•uptime

•netstat

•ps

•strace

•lsof

Linux操作系统的知识点总结4.如何分析操作系统

实际流程： 读数据》数据>硬盘》虚拟内存(swaP)》内存》cpu缓存》执行队列

分析方向，正好相反

Linux操作系统的知识点总结4.各个部分常出现的漏洞

•CPU： 容易出现该类瓶颈的邮件服务器、动态web服务器

•内存： 容易出现该类瓶颈的打印服务器、数据库服务器、静态web服务器

•磁盘I/O： 频繁读写操作的项目

•网络带宽： 频繁大量上传下载项目

Linux操作系统的知识点总结5.linux本身的一些优化

1. 系统安装优化

当安装linux系统时，磁盘划分、 SWAP内存的分配都直接影响系统性能。对于虚拟内存SWAP的设定，现在已经没有了所谓虚拟内存是物理内存两倍的要求，但是根据经验，如果内存较小(物理内存小于4GB)，一般设置SWAP交换分区大小为内存的2倍;如果物理内存大约4GB小于16GB，可以设置SWAP大小等于或者略小于物理内存即可;如果内存在16GB以上，原则上可以设置SWAP为0，但最好设置一定大小的SWAP

• 2. 内核参数优化

例如，如果系统部署的Oracle数据库应用，那么就需要对系统共享内存段( kernel.shmmax, kenerl.shmmni, kernel.shmall)、

系统信号量( kernel.sem)、文件句柄( fs.file0max)等参数进行优化设置;如果部署的WEB应用，那么就需要根据web应用特性进行网络参数的优化，例如修改net.ipv4.ip_local_port_range、net.ipv4.tc_tw_reuse、 net.core.somaxconn等网络

内核参数

• 3. 文件系统优化

在linux下可选的文件系统有ext2,、 ext3、 xfs、 ReiserFS

linux标准文件系统是从VFS开始，然后ext、 ext2， ext2是linux上的标准文件系统， ext3是在ext2基础上增加日志形成的。从VFS到ext3，设计思想没有太大变化，都是早期UNIX家族基于超级块和inode的设计理念设计而成。XFS文件系统是SGI开发的一个高级日志文件系统，通过分布处理磁盘请求、定位数据、保持cache的一致性来提供对文件系统数据的低延迟、高带宽的访问，因此XFS极具伸缩性，非常健壮，具有优秀的日志记录功能、可扩展性强、快速写入等优点。ReiserFS在Hans Reiser领导下开发出来的一款高性能的日志文件系统，通过完全平衡树来管理数据，包括文件数据、文件名及日志支持等。与ext2、 ext3相比，最大的优点是访问性能和安全性大幅提升。具有高效、合理利用磁盘空间，先将的日志管理机制，特意的搜寻方式，海量磁盘存储等优点

Linux操作系统的知识点总结5.重点知识

物理内存和虚拟内存

1.如何查看物理内存和虚拟内存?

Top 命令可以查看物理内存和虚拟内存的数值

2.Buffer

是硬盘控制器上的一块内存芯片，具有极快的存取速度，它是硬盘内部存储和外界接口之间的缓冲器。由于硬盘的内部数据传输速度和外界接口传输速度不同，缓存在其中起到一个缓冲的作用。缓存的大小与速度是直接关系到硬盘的传输速度的重要因素，能够大幅度地提高硬盘整体性能。

3.Cache

CPU缓存(Cache Memory)是位于CPU与内存之间的临时存储器，它的容量比内存小的多但是交换速度却比内存要快得多。缓存的出现主要是为了解决CPU运算速度与内存读写速度不匹配的矛盾，因为CPU运算速度要比内存读写速度快很多，这样会使CPU花费很长时间等待数据到来或把数据写入内存。在缓存中的数据是内存中的一小部分，但这一小部分是短时间内CPU即将访问的，当CPU调用大量数据时，就可避开内存直接从缓存中调用，从而加快读取速度

4.CPU中断

当CPU执行完一条现行指令时，如果外设向CPU发出中断请求，那么CPU在满足响应的情况下，将发出中断响应信号，与此同时关闭中断，表示CPU不在受理另外一个设备的中断。这时，CPU将寻找中断请求源是哪一个设备，并保存CPU自己的程序计数器(PC)的内容。然后，他将转移到处理该中断源的中断服务程序。CPU在保存现场信息，设备服务(如交换数据)以后，将恢复现场信息。在这些动作完成以后，开放中断，并返回到原来被中断的主程序的下一条指令。

5.上下文切换

上下文切换(Context Switch) 或者环境切换

多任务系统中，上下文切换是指CPU的控制权由运行任务转移到另外一个就绪任务时所发生的事件。

在操作系统中，CPU切换到另一个进程需要保存当前进程的状态并恢复另一个进程的状态：当前运行任务转为就绪(或者挂起、删除)状态，另一个被选定的就绪任务成为当前任务。上下文切换包括保存当前任务的运行环境，恢复将要运行任务的运行环境。

进程上下文用进程的PCB(进程控制块,也称为PCB，即任务控制块)表示，它包括进程状态，CPU寄存器的值等。

通常通过执行一个状态保存来保存CPU当前状态，然后执行一个状态恢复重新开始运行。

上下文切换会对性能造成负面影响。然而，一些上下文切换相对其他切换而言更加昂贵;其中一个更昂贵的上下文切换是跨核上下文切换(Cross-Core Context Switch)。一个线程可以运行在一个专用处理器上，也可以跨处理器。由单个处理器服务的线程都有处理器关联(Processor Affinity)，这样会更加有效。在另一个处理器内核抢占和调度线程会引起缓存丢失，作为缓存丢失和过度上下文切换的结果要访问本地内存。总之，这称为“跨核上下文切换”。

6.进程和线程

进程概念

进程是表示资源分配的基本单位，又是调度运行的基本单位。例如，用户运行自己的程序，系统就创建一个进程，并为它分配资源，包括各种表格、内存空间、磁盘空间、I/O设备等。然后，把该进程放人进程的就绪队列。进程调度程序选中它，为它分配CPU以及其它有关资源，该进程才真正运行。所以，进程是系统中的并发执行的单位。

线程概念

线程是进程中执行运算的最小单位，亦即执行处理机调度的基本单位。如果把进程理解为在逻辑上操作系统所完成的任务，那么线程表示完成该任务的许多可能的子任务之一

进程和线程的关系

(1)一个线程只能属于一个进程，而一个进程可以有多个线程，但至少有一个线程。 (2)资源分配给进程，同一进程的所有线程共享该进程的所有资源。

(3)处理机分给线程，即真正在处理机上运行的是线程。

(4)线程在执行过程中，需要协作同步。不同进程的线程间要利用消息通信的办法实现同步。