进程与线程的概念
基本概念：进程是资源分配的最小单位，线程是CPU调度的最小单位
进程是对运行时程序的封装，是系统进行资源调度和分配的的基本单位，实现了操作系统的并发；
线程是进程的子任务，是CPU调度和分派的基本单位，用于保证程序的实时性，实现进程内部的并发；线程是操作系统可识别的最小执行和调度单位。每个线程都独自占用一个虚拟处理器：独自的寄存器组，指令计数器和处理器状态。每个线程完成不同的任务，但是共享同一地址空间（也就是同样的动态内存，映射文件，目标代码等等），打开的文件队列和其他内核资源。
区别：
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。线程依赖于进程而存在。
2.进程在执行过程中拥有独立的内存单元，而多个线程共享进程的内存。（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。同一进程中的多个线程共享代码段（代码和常量），数据段（全局变量和静态变量），扩展段（堆存储）。但是每个线程拥有自己的栈段，栈段又叫运行时段，用来存放所有局部变量和临时变量。）
3.进程是资源分配的最小单位，线程是CPU调度的最小单位；
4.系统开销： 由于在创建或撤消进程时，系统都要为之分配或回收资源，如内存空间、I／o设备等。因此，操作系统所付出的开销将显著地大于在创建或撤消线程时的开销。类似地，在进行进程切换时，涉及到整个当前进程CPU环境的保存以及新被调度运行的进程的CPU环境的设置。而线程切换只须保存和设置少量寄存器的内容，并不涉及存储器管理方面的操作。可见，进程切换的开销也远大于线程切换的开销。
5.通信：由于同一进程中的多个线程具有相同的地址空间，致使它们之间的同步和通信的实现，也变得比较容易。进程间通信IPC，线程间可以直接读写进程数据段（如全局变量）来进行通信——需要进程同步和互斥手段的辅助，以保证数据的一致性。在有的系统中，线程的切换、同步和通信都无须操作系统内核的干预
6.进程编程调试简单可靠性高，但是创建销毁开销大；线程正相反，开销小，切换速度快，但是编程调试相对复杂。
7.进程间不会相互影响 ；线程一个线程挂掉将导致整个进程挂掉
8.进程适应于多核、多机分布；线程适用于多核
进程间通信的方式：
进程间通信主要包括
有名管道：FIFO有路径名与之相关联，它以一种特殊设备文件形式存在于文件系统中。
无名管道：可以看成是一种特殊的文件，对于它的读写也可以使用普通的read、write等函数。但是它不是普通的文件，并不属于其他任何文件系统，并且只存在于内存中。
系统IPC
（包括以下：
- 消息队列：是消息的链接表，存放在内核中。一个消息队列由一个标识符（即队列ID）来标记。 (消息队列克服了信号传递信息少，管道只能承载无格式字节流以及缓冲区大小受限等特点)具有写权限得进程可以按照一定得规则向消息队列中添加新信息；对消息队列有读权限得进程则可以从消息队列中读取信息；注：进程终止时，消息队列及其内容并不会被删除。
- 信号量：信号量（semaphore）与已经介绍过的 IPC 结构不同，它是一个计数器，可以用来控制多个进程对共享资源的访问。信号量用于实现进程间的互斥与同步，而不是用于存储进程间通信数据。注：每次对信号量的 PV 操作不仅限于对信号量值加 1 或减 1，而且可以加减任意正整数。
- 信号：信号是一种比较复杂的通信方式，用于通知接收进程某个事件已经发生。
- 共享内存：它使得多个进程可以访问同一块内存空间，不同进程可以及时看到对方进程中对共享内存中数据得更新。这种方式需要依靠某种同步操作，如互斥锁和信号量等。
等）
套接字socket：socket也是一种进程间通信机制，与其他通信机制不同的是，它可用于不同主机之间的进程通信。
线程间通信的方式:
临界区：通过多线程的串行化来访问公共资源或一段代码，速度快，适合控制数据访问；
互斥量Synchronized/Lock：采用互斥对象机制，只有拥有互斥对象的线程才有访问公共资源的权限。因为互斥对象只有一个，所以可以保证公共资源不会被多个线程同时访问
信号量Semphare：为控制具有有限数量的用户资源而设计的，它允许多个线程在同一时刻去访问同一个资源，但一般需要限制同一时刻访问此资源的最大线程数目。
事件(信号)，Wait/Notify：通过通知操作的方式来保持多线程同步，还可以方便的实现多线程优先级的比较操作
● 请你说一说Linux虚拟地址空间
参考回答：
为了防止不同进程同一时刻在物理内存中运行而对物理内存的争夺和践踏，采用了虚拟内存。
虚拟内存技术使得不同进程在运行过程中，它所看到的是自己独自占有了当前系统的4G内存。所有进程共享同一物理内存，每个进程只把自己目前需要的虚拟内存空间映射并存储到物理内存上。 事实上，在每个进程创建加载时，内核只是为进程“创建”了虚拟内存的布局，具体就是初始化进程控制表中内存相关的链表，实际上并不立即就把虚拟内存对应位置的程序数据和代码（比如.text .data段）拷贝到物理内存中，只是建立好虚拟内存和磁盘文件之间的映射就好（叫做存储器映射），等到运行到对应的程序时，才会通过缺页异常，来拷贝数据。还有进程运行过程中，要动态分配内存，比如malloc时，也只是分配了虚拟内存，即为这块虚拟内存对应的页表项做相应设置，当进程真正访问到此数据时，才引发缺页异常。
请求分页系统、请求分段系统和请求段页式系统都是针对虚拟内存的，通过请求实现内存与外存的信息置换。
虚拟内存的好处：
1.扩大地址空间；
2.内存保护：每个进程运行在各自的虚拟内存地址空间，互相不能干扰对方。虚存还对特定的内存地址提供写保护，可以防止代码或数据被恶意篡改。
3.公平内存分配。采用了虚存之后，每个进程都相当于有同样大小的虚存空间。
4.当进程通信时，可采用虚存共享的方式实现。
5.当不同的进程使用同样的代码时，比如库文件中的代码，物理内存中可以只存储一份这样的代码，不同的进程只需要把自己的虚拟内存映射过去就可以了，节省内存
6.虚拟内存很适合在多道程序设计系统中使用，许多程序的片段同时保存在内存中。当一个程序等待它的一部分读入内存时，可以把CPU交给另一个进程使用。在内存中可以保留多个进程，系统并发度提高
7.在程序需要分配连续的内存空间的时候，只需要在虚拟内存空间分配连续空间，而不需要实际物理内存的连续空间，可以利用碎片
虚拟内存的代价：
1.虚存的管理需要建立很多数据结构，这些数据结构要占用额外的内存
2.虚拟地址到物理地址的转换，增加了指令的执行时间。
3.页面的换入换出需要磁盘I/O，这是很耗时的
4.如果一页中只有一部分数据，会浪费内存。
请你说一说操作系统中的程序的内存结构
● 请你说一说操作系统中的缺页中断
参考回答：
malloc()和mmap()等内存分配函数，在分配时只是建立了进程虚拟地址空间，并没有分配虚拟内存对应的物理内存。当进程访问这些没有建立映射关系的虚拟内存时，处理器自动触发一个缺页异常。
缺页中断：在请求分页系统中，可以通过查询页表中的状态位来确定所要访问的页面是否存在于内存中。每当所要访问的页面不在内存是，会产生一次缺页中断，此时操作系统会根据页表中的外存地址在外存中找到所缺的一页，将其调入内存。
缺页本身是一种中断，与一般的中断一样，需要经过4个处理步骤：
1、保护CPU现场
2、分析中断原因
3、转入缺页中断处理程序进行处理
4、恢复CPU现场，继续执行
但是缺页中断是由于所要访问的页面不存在于内存时，由硬件所产生的一种特殊的中断，因此，与一般的中断存在区别：
1、在指令执行期间产生和处理缺页中断信号
2、一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断
3、缺页中断返回是，执行产生中断的一条指令，而一般的中断返回是，执行下一条指令。
● 请你说一说并发(concurrency)和并行(parallelism)
参考回答：
并发（concurrency）：指宏观上看起来两个程序在同时运行，比如说在单核cpu上的多任务。但是从微观上看两个程序的指令是交织着运行的，你的指令之间穿插着我的指令，我的指令之间穿插着你的，在单个周期内只运行了一个指令。这种并发并不能提高计算机的性能，只能提高效率。
并行（parallelism）：指严格物理意义上的同时运行，比如多核cpu，两个程序分别运行在两个核上，两者之间互不影响，单个周期内每个程序都运行了自己的指令，也就是运行了两条指令。这样说来并行的确提高了计算机的效率。所以现在的cpu都是往多核方面发展。
● 请你说一说有了进程，为什么还要有线程？
参考回答：
线程产生的原因：
进程可以使多个程序能并发执行，以提高资源的利用率和系统的吞吐量
● 请问单核机器上写多线程程序，是否需要考虑加锁，为什么？
参考回答：
在单核机器上写多线程程序，仍然需要线程锁。因为线程锁通常用来实现线程的同步和通信。在单核机器上的多线程程序，仍然存在线程同步的问题。因为在抢占式操作系统中，通常为每个线程分配一个时间片，当某个线程时间片耗尽时，操作系统会将其挂起，然后运行另一个线程。如果这两个线程共享某些数据，不使用线程锁的前提下，可能会导致共享数据修改引起冲突。
● 请问线程需要保存哪些上下文，SP、PC、EAX这些寄存器是干嘛用的
参考回答：
线程在切换的过程中需要保存当前线程Id、线程状态、堆栈、寄存器状态等信息。其中寄存器主要包括SP PC EAX等寄存器，其主要功能如下：
SP:堆栈指针，指向当前栈的栈顶地址
PC:程序计数器，存储下一条将要执行的指令
EAX:累加寄存器，用于加法乘法的缺省寄存器
● 请你说一说线程间的同步方式，最好说出具体的系统调用
参考回答：
信号量
信号量是一种特殊的变量，可用于线程同步。它只取自然数值，并且只支持两种操作：
P(SV):如果信号量SV大于0，将它减一；如果SV值为0，则挂起该线程。
V(SV)：如果有其他进程因为等待SV而挂起，则唤醒，然后将SV+1；否则直接将SV+1。
其系统调用为：
sem_wait（sem_t *sem）：以原子操作的方式将信号量减1，如果信号量值为0，则sem_wait将被阻塞，直到这个信号量具有非0值。
sem_post（sem_t *sem)：以原子操作将信号量值+1。当信号量大于0时，其他正在调用sem_wait等待信号量的线程将被唤醒。
互斥量
互斥量又称互斥锁，主要用于线程互斥，不能保证按序访问，可以和条件锁一起实现同步。当进入临界区 时，需要获得互斥锁并且加锁；当离开临界区时，需要对互斥锁解锁，以唤醒其他等待该互斥锁的线程。其主要的系统调用如下：
pthread_mutex_init:初始化互斥锁
pthread_mutex_destroy：销毁互斥锁
pthread_mutex_lock：以原子操作的方式给一个互斥锁加锁，如果目标互斥锁已经被上锁，pthread_mutex_lock调用将阻塞，直到该互斥锁的占有者将其解锁。
pthread_mutex_unlock:以一个原子操作的方式给一个互斥锁解锁。
条件变量
条件变量，又称条件锁，用于在线程之间同步共享数据的值。条件变量提供一种线程间通信机制：当某个共享数据达到某个值时，唤醒等待这个共享数据的一个/多个线程。即，当某个共享变量等于某个值时，调用 signal/broadcast。此时操作共享变量时需要加锁。其主要的系统调用如下：
pthread_cond_init:初始化条件变量
pthread_cond_destroy：销毁条件变量
pthread_cond_signal：唤醒一个等待目标条件变量的线程。哪个线程被唤醒取决于调度策略和优先级。
pthread_cond_wait：等待目标条件变量。需要一个加锁的互斥锁确保操作的原子性。该函数中在进入wait状态前首先进行解锁，然后接收到信号后会再加锁，保证该线程对共享资源正确访问。
● 请你说一下多进程和多线程的使用场景
参考回答：
多进程模型的优势是CPU
多线程模型主要优势为线程间切换代价较小，因此适用于I/O密集型的工作场景，因此I/O密集型的工作场景经常会由于I/O阻塞导致频繁的切换线程。同时，多线程模型也适用于单机多核分布式场景。
多进程模型，适用于CPU密集型。同时，多进程模型也适用于多机分布式场景中，易于多机扩展。
请你说一说死锁发生的条件以及如何解决死锁
参考回答：
**死锁是指两个或两个以上进程在执行过程中，因争夺资源而造成的下相互等待的现象。**死锁发生的四个必要条件如下：
互斥条件：进程对所分配到的资源不允许其他进程访问，若其他进程访问该资源，只能等待，直至占有该资源的进程使用完成后释放该资源；
请求和保持条件：进程获得一定的资源后，又对其他资源发出请求，但是该资源可能被其他进程占有，此时请求阻塞，但该进程不会释放自己已经占有的资源
不可剥夺条件：进程已获得的资源，在未完成使用之前，不可被剥夺，只能在使用后自己释放
环路等待条件：进程发生死锁后，必然存在一个进程-资源之间的环形链
解决死锁的方法即破坏上述四个条件之一，
主要方法如下：
资源一次性分配，从而剥夺请求和保持条件
可剥夺资源：即当进程新的资源未得到满足时，释放已占有的资源，从而破坏不可剥夺的条件
资源有序分配法：系统给每类资源赋予一个序号，每个进程按编号递增的请求资源，释放则相反，从而破坏环路等待的条件
● 请你说一说操作系统中的结构体对齐，字节对齐
参考回答：
1、原因：
1）平台原因（移植原因）：不是所有的硬件平台都能访问任意地址上的任意数据的；某些硬件平台只能在某些地址处取某些特定类型的数据，否则抛出硬件异常。
2）性能原因：数据结构（尤其是栈）应该尽可能地在自然边界上对齐。原因在于，为了访问未对齐的内存，处理器需要作两次内存访问；而对齐的内存访问仅需要一次访问。
2、规则
1）数据成员对齐规则：结构(struct)(或联合(union))的数据成员，第一个数据成员放在offset为0的地方，以后每个数据成员的对齐按照#pragma pack指定的数值和这个数据成员自身长度中，比较小的那个进行。
2）结构(或联合)的整体对齐规则：在数据成员完成各自对齐之后，结构(或联合)本身也要进行对齐，对齐将按照#pragma pack指定的数值和结构(或联合)最大数据成员长度中，比较小的那个进行。
3）结构体作为成员：如果一个结构里有某些结构体成员，则结构体成员要从其内部最大元素大小的整数倍地址开始存储。
3、定义结构体对齐
可以通过预编译命令#pragma pack(n)，n=1,2,4,8,16来改变这一系数，其中的n就是指定的“对齐系数”。
4、举例
#pragma pack(2)
struct AA {
int a; //长度4 > 2 按2对齐；偏移量为0；存放位置区间[0,3]
char b; //长度1 < 2 按1对齐；偏移量为4；存放位置区间[4]
short c; //长度2 = 2 按2对齐；偏移量要提升到2的倍数6；存放位置区间[6,7]
char d; //长度1 < 2 按1对齐；偏移量为7；存放位置区间[8]；共九个字节
};
#pragma pack()
● A* a = new A; a->i = 10;在内核中的内存分配上发生了什么？
1）A *a：a是一个局部变量，类型为指针，故而操作系统在程序栈区开辟4/8字节的空间（0x000m），分配给指针a。
2）new A：通过new动态的在堆区申请类A大小的空间（0x000n）。
3）a = new A：将指针a的内存区域填入栈中类A申请到的地址的地址。即*（0x000m）=0x000n。
4）a->i：先找到指针a的地址0x000m，通过a的值0x000n和i在类a中偏移offset，得到a->i的地址0x000n + offset，进行*(0x000n + offset) = 10的赋值操作，即内存0x000n + offset的值是10。
● 请问什么是大端小端以及如何判断大端小端
参考回答：
大端是指低字节存储在高地址；小端存储是指低字节存储在低地址。我们可以根据联合体来判断该系统是大端还是小端。因为联合体变量总是从低地址存储。
● 请你回答一下静态变量什么时候初始化
参考回答：
静态变量存储在虚拟地址空间的数据段和bss段，C语言中其在代码执行之前初始化，属于编译期初始化。而C++中由于引入对象，对象生成必须调用构造函数，因此C++规定全局或局部静态对象当且仅当对象首次用到时进行构造
● 请你说一说用户态和内核态区别
参考回答：
用户态和内核态是操作系统的两种运行级别，两者最大的区别就是特权级不同。**用户态拥有最低的特权级，内核态拥有较高的特权级。运行在用户态的程序不能直接访问操作系统内核数据结构和程序。**内核态和用户态之间的转换方式主要包括：系统调用，异常和中断。
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。
● 怎样确定当前线程是繁忙还是阻塞？
参考回答：
使用ps命令查看
● 请问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
● 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。
● windows消息机制知道吗，请说一说
参考回答：
当用户有操作(鼠标，键盘等)时，系统会将这些时间转化为消息。每个打开的进程系统都为其维护了一个消息队列，系统会将这些消息放到进程的消息队列中，而应用程序会循环从消息队列中取出来消息，完成对应的操作。
● C++的锁你知道几种?
参考回答：
锁包括互斥锁，条件变量，自旋锁和读写锁
● 请你说一说内存溢出和内存泄漏
参考回答：
1、内存溢出
**指程序申请内存时，没有足够的内存供申请者使用。**内存溢出就是你要的内存空间超过了系统实际分配给你的空间，此时系统相当于没法满足你的需求，就会报内存溢出的错误
2、内存泄漏
内存泄漏是指由于疏忽或错误造成了程序未能释放掉不再使用的内存的情况。内存泄漏并非指内存在物理上的消失，而是应用程序分配某段内存后，由于设计错误，失去了对该段内存的控制，因而造成了内存的浪费。
● 系统调用是什么
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）。
● 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。
● 请问GDB调试用过吗，什么是条件断点
参考回答：
1、GDB调试
GDB 是自由软件基金会（Free Software Foundation）的软件工具之一。它的作用是协助程序员找到代码中的错误。如果没有GDB的帮助，程序员要想跟踪代码的执行流程，唯一的办法就是添加大量的语句来产生特定的输出。但这一手段本身就可能会引入新的错误，从而也就无法对那些导致程序崩溃的错误代码进行分析。
GDB的出现减轻了开发人员的负担，他们可以在程序运行的时候单步跟踪自己的代码，或者通过断点暂时中止程序的执行。此外，他们还能够随时察看变量和内存的当前状态，并监视关键的数据结构是如何影响代码运行的。
2、条件断点
条件断点是当满足条件就中断程序运行，命令：break line-or-function if expr。
例如：(gdb)break 666 if testsize==100
● 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
● 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
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。