《操作系统导论》期末复习总结

操作系统复习指南

听说老师给出了这个复习指南，经过一遍复习之后， 发现好像整本书的内容都包括在里面了， 我要这个复习指南有何作用？

1.CPU 调度算法

了解CPU 调度算法，如先到先服务、最短作业优先、轮转、多级反馈队列等调度算法，
以及掌握多处理器调度的特殊性。

T_周转时间 = T_完成时间 - T _到达时间

FIFO： 平均周转时间很大

SJF： 当一个长时间的任务先到达时，平均周转时间也会很大， 因为不能停止执行。

STCF： 放宽假设条件， 进程可以上下切断， 周转时间很好。

T_响应时间 = T_首次运行 - T _到达时间

STCF 的响应时间不好 ， 引入RR。

RR：根据时间片切换进程，均摊上下文切换成本，RR响应时间好， 但周转时间不好， 陷入死循环。。。

于是引入MLFQ， 综合解决两个问题。

MLFQ：

• 相同优先级的进程按RR调度

• 如果 优先级 A > B ， 先运行A

• 初始工作时，放到最高优先级队列中

• • 工作用完优先级后，降低优先级
  • 如果在工作在时间片内主动释放cpu， 优先级不变

• 经过一段时间，重新把所有的的进程放到最高优先级

进程可能恶意每次都在快运行完的时候主动释放cpu， 因此，更改第四条如下

• 如果进程用完了，一个优先级上的时间片段， 则降低优先级，无论是否主动释放cpu

确保每一个工作获得一定的比例的cpu时间， 而不是优化cpu的周转时间和响应时间， 引入比例份额调度。

彩票调度： 按彩票的数量多少来运行程序， 彩票多概率大运行多，当任务短的时候，有随机性， 引入步长调度

步长调度： 步伐短运行地多，无论怎样都是按比例，缺点是需要全局状态， 当一个新的进程加入时， 要更新全部进程的当前步长， 彩票调度只需要一个全局变量，总的彩票数。

多处理器调度： 处理缓存一致性问题， 硬件上，cpu监听总线更改缓存，软件上：

单队列调度（SQMS）： 简单，但是缓存不亲和

多队列调度（MQMS）：天生缓存亲和， 但负载不均衡！（工作窃取）

上图可以看出， A进程独占cpu， 工作窃取，就是定时查看其他cpu的工作负载。

2.进程和线程

掌握进程和线程的概念，熟练使用进程和线程相关编程接口，如fork，exec，wait，
pthread_create，pthread_join等。

进程API

进程就是运行中的程序， 一个进程可以创建多个线程。

进程之间不共用内存， 线程之间可以共用内存， 但每一个线程都有自己的堆栈。

• fork()

子进程改变全局变量不会改变父进程的值， 子进程有自己的程序运行空间， copy自父进程

#include 
#include 
#inclucde 
int main(){
    printf("hello world(pid: %d)\n",(int)getpid);
    int rc = fork();
    if(rc < 0) {// 创建失败
        printf("error"+ stderr);
    }else if(rc == 0){// 子进程
        printf("hello, i am child (pid: %d)",(int)getpid());
    }else {//!!!!!!!! 注意父进程的 rc 值是 子进程的 pid
        printf("hello, i am parent of %d (pid: %d)", rc, (int)getpid());
    }
    return 0;
}

• waidpid（）

#include 
#include 
#inclucde 
#include 
int main(){
    printf("hello world(pid: %d)\n",(int)getpid);
    int rc = fork();
    if(rc < 0) {  // 创建失败
        printf("error"+ stderr);
    }else if(rc == 0){// 子进程
        printf("hello, i am child (pid: %d)",(int)getpid());
    }else {//!!!!!!!! 注意父进程的 rc 值是 子进程的 pid
    	int wc == wait(NULL);
        printf("hello, i am parent of %d (wc: %d) (pid: %d)", rc, wc, (int)getpid());
    }
    return 0;
}

rc = wc

fork 用作相同程序的拷贝作用，执行不同的程序时， 可以用

• exec()

#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include

int main(int argc, char * argc[]){
    int rc = fork();
    if(rc < 0){
        printf("error" + stderr);
    	exit(1);
    }else if(rc == 0){
        close(STDOUT_FILENO);// 关闭标准输入与输出
        open("./p4,output",O_CREAT | O_WRONLY | O_TRUNC, S_IRWXU);  
        char * myargs[3];
        myargs[0] = "wc"; // 可运行的程序
        myargs[1] = "file.c";
        myargs[2] = NULL;
        execvp(myargs[0],myargs);
        while(true);// this will be not ecec
    }else {
        int wc = wait(NULL);
    }    
    retrun 0;
}

// todo

线程API

#include 
int pthread_create( pthread_t * thread,
                  const pthread_attr_t * attr,
                  void * (*start_routine)(void *),
                  void * arg);
/*
1、第一个是指向 pthread_t 的指针， 用于交互
2、第二个是设置新的线程的，栈大小等等信息
3、执行的函数
4、参数
*/

void pthread_join(pthread_t * thread,void ** value_ptr)
//第一个参数为创建的时候，保留的指针， 第二个为返回值

3.并发同步

掌握进程并发同步相关概念，如死锁、活锁等概念，真实应用中存在的不同类型的同步
问题，熟练使用pthread库中的相关同步函数进行编程。

题目说，进程并发同步的相关概念， 让我对进程和线程的理解再次产生怀疑，首先再次总结一下：

进程是为运行中的程序提供的一个抽象，线程是为单个运行的进程提供的抽象，多线程程序有多个执行点， 每个线程类似于进程， 唯一的区别是： 线程之间共享地址空间，能够访问相同的数据（在堆上的数据或者全局变量， 不是局部变量）。

非死锁：

• 违反原子性
• 违反顺序缺陷

死锁：

产生原因：

• 组件之间会有复杂的依赖

• 模块化会封装细节

解决方案：

所有的线程获取锁的顺序如果是相同的就不会产生死锁

产生条件：

• 互斥

使用硬件支持， 使用不用锁的数据结构！

• 持有并等待

或取多个锁时： 可以用一个把大的锁锁住， 即使防止获取锁的过程中，上下文切换！

• 非抢占

获取第一个锁后，查看第二个锁是否被占有， 如果占有直接放弃第一个锁，再次获取第一个锁， 这样存在一个问题， 两个锁一直重复这个问题， 倒置活锁

• 循环等待

锁的获取按照一定的顺序获取等待

4.地址空间

掌握地址空间的概念，以及用户态堆内存的管理。

一个进程的地址空间应该包含运行的程序的所有内存状态，操作系统给程序的抽象， 包括代码块， 堆，栈，真实的物理空间可能在任意的地方，地址空间是连续的0KB -> 16KB 。如下图：

所谓堆内存（属于地址空间）， 申请和释放都是又程序猿自己自己自己完成（注意这里操作的是地址空间，虚拟的）。java不用

分配：

void malloc（size_t size） , size大小一般为宏来设定， 比如 sizeof(double), 注意 void 的返回类型 是返回地址的指针，可以强转， 如下：

int *x = malloc(sizeof(int));

释放：

free(x) , 分配的大小不会被用户传入， 必须由内存分配库本身记录追踪。

常见错误：

• 忘记分配内存（这个常犯， 常犯， 给一个指针赋值！！！！指针是存放在栈中的， 4个字节的）

• 没有分配足够的内存

• 忘记初始化分配的内存， NULL 一般输出为 0， 但0 不等于 NULL ，默认都是0

• 忘记释放内存（这个我一般都不是释放 ^ _ ^，web、操作系统等长时间运行的程序一定需要！！）

• 反复释放内存（内存都不释放， 这个绝对不会发生的）

• 用完之前释放内存

• 错误调用free（）， 参数传入错误的值。

5.同步原语

掌握锁、条件变量、信号量三种同步机制（熟练使用pthread库中的函数），并使用这些
机制解决实际应用问题，如生产者消费者问题。

锁：

锁就是一个变量， 锁为程序员提供了最小程度的调度控制，线程是操作系统的cpu调度的最小单位。

实现锁

控制中断

通过控制中断， 让代码原子执行

缺点很多， 不支持多cpu， 出现系统问题，操作系统需要控制中断来获取控制权。。。

TestAndSet

这条指令基于硬件的支持，等价于下面代码是原子执行的：

int TestAndSet(int *old_ptr, int new){
	int *old = old_ptr;
	*old_ptr = new;
	return old;
}

实现自旋锁

typedef struct lock_t {
 	int flag;
 } lock_t;
void lock_init(lock_t *lock) {
 	lock->flag = 0;
}
void lock(lock_t *lock){
    while(TestAndSet(&lock->flag, 1) == 1);
    //上面会一直自旋，浪费cpu资源， 也可能一直自旋永远得不到执行
}
void unlock(lock_t * lock){
    lock->flag = 0;
}

FetchAndAdd

这也是一个硬件支持的原语，这一条指令等价于下面原子执行

FetchAndAdd(int *ptr){
	int old = *ptr;
	*ptr = old + 1;
	return old;
}

实现一个公平的自旋锁

typedef struct lock_t {
 	int ticket;
 	int turn;
 } lock_t;
void lock_init(lock_t *lock) {
 	lock->ticket = 0;
}
void lock(lock_t *lock){
	int myturn = FetchAndAdd(&lock->ticket);
    // 这里每一一次测试都会增加， 让每一个线程都能得到执行！
    while(lock->trun != myturn);
    //这里还是会自旋
}
void unlock(lock_t *lock){
    FetchAndAdd(&lock->turn);
}

上面硬件原语的支持虽然实现了简单的公平锁， 但是它会自旋，下面实现不自旋的公平锁

实现公平不自旋锁

typedef struct __lock_t {
	int flag;
 	int guard;
	queue_t *q;
} lock_t;

 void lock_init(lock_t *m) {
 	m->flag = 0;
 	m->guard = 0;
 	queue_init(m->q);
 }

 void lock(lock_t *m) {
 	while (TestAndSet(&m->guard, 1) == 1);
    // 这里虽然也会自旋， 但是这个guard，在一个线程获取锁后（后面的else），guard也设置成了0，
     //也就是说，即使已经有线程获取了锁， 这条指令还是有可能通过的， 不会一直在这里自旋，只会自旋几个周期
	// guard的作用是保证后面的flag的设置是原子进行的
     
     // 这里保证的原子的执行了， 因为其它指令的gurad为1，进不来这里， 不会有两个线程同时进入这里
 	if (m->flag == 0) {// 如果能获取到锁
 		m->flag = 1; 
 		m->guard = 0;// 重置为0
 	} else {// 如果没有获取到锁
 		queue_add(m->q, gettid());// 加入队列，休眠队列
 		m->guard = 0;// guard这里也重置为0
 		park();
        //这个是操作系统提供给程序员的函数， 休眠自己，在c语言中， 每种操作系统可以提供不同的
        //函数库供程序猿调度，在 java统一为yeild（）， linux中使用c也为 yeild（）
 	}
 }

void unlock(lock_t *m) {
 	while (TestAndSet(&m->guard, 1) == 1); //通过自旋获取guard
 
 	if (queue_empty(m->q))
		 m->flag = 0; // 空的话flag直接设置0
 	else
		 unpark(queue_remove(m->q)); 
 		// 这里并没有将 flag设置0， 因为要保证公平性， 按照队列的线程来进行唤醒，这样
    // 队列里的每一个线程都能够得到执行，直接将flag的1 使用权传给了队列的第一个线程
 	m->guard = 0;
}

这段代码还有一个很微妙的竞态条件：

 		queue_add(m->q, gettid());
 		m->guard = 0;
 		park();

假设这段代码执行完前两句语句， 此时guard 变成了0， 释放锁的线程可以运行了， 而这个线程已经在休眠队列里面，但是它却还没有休眠， 这是如果唤醒了它，相当于白唤醒， 之后它执行park又再次休眠，而没加入队列里面了。结果就是永久休眠。 所以linux的实现有一个再次确认的代码！！！

linux 也是使用这种思想， 但是提供的原语不同。

锁的实现已经完成了，但是还有一种情况，当父进程等待子进程结束的时候，就要用到下面的同步原语：

条件变量

pthread_cond_wait(pthread_cond_t *c, pthread_mutex_t *m);
pthread_cond_signal(pthread_cond_t *c);

实现子进程等带父进程：

int done = 0;
pthread_mutex_t m = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
pthread_cond_t c = PTHREAD_COND_INITIALIZER;

void thr_exit() {
   Pthread_mutex_lock(&m);
	done = 1;
	Pthread_cond_signal(&c);
   //唤醒因为条件c而休眠你的线程
	Pthread_mutex_unlock(&m);
}

void *child(void *arg) {
   printf("child\n");
	thr_exit();
	return NULL;
}

void thr_join() {
   Pthread_mutex_lock(&m);
   //为什么要锁呢？ 因为下面wait函数有释放锁！！！！！！！！！！！
	while (done == 0)			
	Pthread_cond_wait(&c, &m);
   /**
   1、 这里要使用一个done来标记时候是否完成， 如果不用， 子进程先于父进程完成的时候，就会卡主
	因为子进程已经过了唤醒父进程，而父进程又重新休眠，这样没有线程唤醒父进程
	2、当调用了这条命令之后， 线程首先会将** 锁释放 **，然后调用线程休眠自己，（原子操作）
   3、要用while， 而不能用if，在这里使用if正确， 但是有多个信号的时候， 可能会出现1 的情况
	*/
	Pthread_mutex_unlock(&m);
}

int main(int argc, char *argv[]) {
   printf("parent: begin\n");
	pthread_t p;
	Pthread_create(&p, NULL, child, NULL);//创建新的线程
	thr_join();		//等待子线程完成
   printf("parent: end\n");
   return 0;
}

书上没有给出条件变量的实现方法，但是通过其功能描述结合锁的实现应该也略知一二！

信号量

信号量是dijkstra提出的，可以用作为锁和条件变量， 让同步原语更加通用。

信号量是一个整形数值的对象, 下面是POSIX库的使用。

#incldue 
sem_s s;
sem_init(&s,0,1);

sem_wait(sem_s *s);
sem_post(sem_s *s);

/*
一共有三个参数：
1、 s是传入一个信号量
2、0表示同一进程多个线程共享， 当为其它的时候， 可以在不同的进程中通知
3、初始化信号量的值为 1
*/

实现信号量

基于锁和信号量

typedef struct Zem_t {
	int value;
	pthread_cond_t cond;
	pthread_mutex_t lock;
} Zem_t;

void Zem_init(Zem_t *s, int value) {
	s->value = value;
	Cond_init(&s->cond);
	Mutex_init(&s->lock);
}

void Zem_wait(Zem_t *s) {
 	Mutex_lock(&s->lock);
 	while (s->value <= 0)//当初始化的value小于等于0 的时候等待当前的线程
 		Cond_wait(&s->cond, &s->lock);
 	s->value--;			// value 减去1不能放到上面，原因在下面
 	Mutex_unlock(&s->lock);
}

 void Zem_post(Zem_t *s) {
	Mutex_lock(&s->lock);
 	s->value++;  		//唤醒一个等待着的线程，对应的value 加上1
 	Cond_signal(&s->cond);
 	Mutex_unlock(&s->lock);
 }

看了实现之后， 很容易就能用一个信号量实现一个锁

信号量实现条件变量

sem_t s;

void *child(void *arg) {
 	printf("child\n");
	sem_post(&s); 
	return NULL;
}

int main(int argc, char *argv[]) {
	sem_init(&s, 0, 0); // 这里初始化为0，
	printf("parent: begin\n");
	pthread_t c;
	Pthread_create(&c, NULL, child, NULL);
	sem_wait(&s); 
    /*
    有两种情况考虑：
    1、 当父进程线运行时， 信号量的值为0，休眠自己，此时不会减去1
    	子进程运行post的时候，唤醒了父进程，value加上了1，变成1
    	********* 父进程继续运行，减去1 ， 信号量重新变为0， 这就是value - 1 不能放上面的原因！！
    2、 当子进程先运行的时候， value加上了1， 等于1
    	当父进程运行的时候， value为1， 不用等了
    */
	printf("parent: end\n");
	return 0;
}

二值信号量（锁）

初始化信号量的值为1，这就实现了一个锁！！！

当有一个进程获取锁之后， value 就变成了0， 其它线程要进入必须等待被唤醒。

当有多个线程在休眠时， 多个线程同时被唤醒， 多个线程会抢占锁，谁先抢到谁先起来， 这里应该是存在不公平现象的， 有可能有些线程一直得不到执行！？？？？？？？应该只有一个线程会被唤醒！！！？？？

上面理解错误！！！！不会有多个被唤醒的情况， 条件变量目前只有一个在等待

应该是按照fifo来的

生产者消费者

基于条件变量和锁

int buffer[MAX];
int fill_ptr = 0;
int use_ptr = 0;
int count = 0;

void put(int value) {
	buffer[fill_ptr] = value;
 	fill_ptr = (fill_ptr + 1) % MAX;
 	count++;
}

int get() {
 	int tmp = buffer[use_ptr];
 	use_ptr = (use_ptr + 1) % MAX;
 	count--;
 	return tmp;
}

 cond_t empty, fill;
 mutex_t mutex;
/*
这里要使用两个条件变量， 如果只使用一个， 而条件变量的唤醒不是按照队列来的，这时
假设有两个消费者因为没有count休眠
而生产者生产满了之后， 就去休眠了， 等待唤醒
此时一个消费者先被唤醒，消费完count后， 唤醒了另一个消费者，发现count已经没了，也去休眠，
此时没人唤醒生产者了。。。
*/

void *producer(void *arg) {
 	int i;
	for (i = 0; i < loops; i++) {
 		Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
        while (count == MAX) // p2
            Pthread_cond_wait(&empty, &mutex); // p3
        put(i); // p4
        Pthread_cond_signal(&fill); // p5
        Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
	 }
 }

 void *consumer(void *arg) {
 	int i;
    for (i = 0; i < loops; i++) {
        Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
        while (count == 0) // c2
         	Pthread_cond_wait(&fill, &mutex); // c3
        /*
        这里使用while，而不是if， 原因：
        当有多个消费者时， 其中一个消费者先运行，发现count = 0，休眠， 接下来生产者生产一个
        count = 1， 这时另一个消费者运行， 把数据取走， 此时count = 0； 假设接下来是
        刚才那个休眠的消费者继续运行，此时count已经是0了， 而如果使用if， if只会判断一次， 
        刚才休眠的时候已经判断过了，所以这个消费者会继续运行， count -= 1； = -1！！！
        所以要使用while ， while 会重新回来判断！！
        */
        int tmp = get(); // c4
        Pthread_cond_signal(&empty); // c5
        Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
        printf("%d\n", tmp);
    }
 }

基于信号量

void *producer(void *arg) {
 	int i;
 	for (i = 0; i < loops; i++) {
 		sem_wait(&mutex); // Line P0 (NEW LINE)
        sem_wait(&empty); // Line P1
        put(i); // Line P2
        sem_post(&full); // Line P3
        sem_post(&mutex); // Line P4 (NEW LINE)
 	}
}

void *consumer(void *arg) {
 	int i;
 	for (i = 0; i < loops; i++) {
         sem_wait(&mutex); // Line C0 (NEW LINE)
         sem_wait(&full); // Line C1
         int tmp = get(); // Line C2
         sem_post(&empty); // Line C3
         sem_post(&mutex); // Line C4 (NEW LINE)
         printf("%d\n", tmp);
 	}
}

6.分段与分页

掌握虚拟内存管理中的分段与分页机制的原理，以及比较其优缺点。

动态重定位：

基于硬件的动态重定位，使用内存管理单元（MMU）给地址空间分配内存，效率低下， 造成很多内部碎片（图中allocated but not use）。

分段：

因此引入分段解决内部碎片问题：MMU给地址空间内的每一个逻辑段都分配内存。

段的引用： 显示方式

于是乎， 在内存上产生很多外部碎片， 解决方法，基于空闲列表 和 各种管理算法：

这里我觉得不会考，但列一列：

• 最优匹配

• 最差匹配

• 首次匹配

• 下次匹配

• 分离空闲列表：经常申请的内存空间，给它一个独立的列表

• 伙伴系统： 二分分配， 合并和分配的时候很方便， 二进制与二叉树的巧合

可以看出分段会产生外部碎片， 这是一个很根本的问题，不通用， 即使有管理内存算法！

以上不会考的，应该考二级页表！

分页：

分页不是将一个地址空间按逻辑段分， 而是分割成固定大小的单元，称为 页帧。

页表： 记录每一个地址空间的每一个虚拟页（页帧）在物理内存中的位置，页表是每一个进程数据结构。

物理帧号（PFN）或称 物理页号（PPN physical page number）： 真实的物理 页帧 地址。

• 地址空间划分：

• 物理地址划分

页表项（PTE page table entry）： 记录 PFN

上图中中间的地址转换（address translation）就通过页表来存储！！

例子：

地址空间 地址 21 -> 010101

从物理地址 （ 01 推出 ）中拿出PTE，取出 PFN 得到地址空间的真实的物理地址， 偏移量不变， 因为页帧一样大。

如何拿出对应的PTE：

VPN = (VirtualAddress & VPN_MASK) >> SHIFT             //取出VPN
PTEAddr = PageTableBaseRegister + (VPN * sizeof(PTE))  // 算出物理地址， 拿到PTE的物理地址

于是呢， 有两次的内存访问， 慢！

页表存放：

简单的存放线性页表， 32 位的地址空间， 4KB（2^ 12）的页大小（大部分os，windows，linux），PTE个数：2^32 / 2^12 = 2^20, PTE大小（假设）4B， 线性页表大小 4B * 2^20 = 4MB, 所以一个进程就 4MB内存， 10个就==。。。==

以上就是页表的两个缺点！

先比较优缺点：

策略	优点	缺点
分段	很好支持稀疏地址空间，很快，算法简单，适合硬件完成，地址转换的开销极小， 代码共享（如果代码独立的段中，可以被多个运行程序共享）。	不支持一般化的稀疏地址，产生外部碎片问题很根本，难以避免，随时间推移，管理难，分配也困难。
分页	不会导致外部碎片， 很灵活，支持稀疏的地址空间	速度较慢，要两次访问内存，有可能产生内存浪费

7.TLB， 多级页表

掌握TLB 与多级页表，掌握多级页表相关的计算，比如根据地址位、页面大小、PTE 大
小等条件，进行虚拟地址到物理地址的转换；掌握多级页表的访问过程。

第6点的页表的两个问题需要解决！

解决问题1： 慢

TLB：

TLB（地址转换旁路缓冲储存器）也叫 地址转换缓存， 频繁发生虚拟到物理地址的硬件缓存。

原理（注意加粗， ** **）：

VPN = (VirtualAddress & VPN_MASK) >> SHIFT
 (Success, TlbEntry) = TLB_Lookup(VPN)  // TLB里面找VPN对应的物理地址
 if (Success == True) // TLB Hit
	 if (CanAccess(TlbEntry.ProtectBits) == True)
		Offset = VirtualAddress & OFFSET_MASK
 		PhysAddr = (TlbEntry.PFN << SHIFT) | Offset
 		Register = AccessMemory(PhysAddr)  // 直接从** 缓存地址**中拿到实际的物理地址
	 else
		 RaiseException(PROTECTION_FAULT)
 else 			// TLB Miss
	 PTEAddr = PTBR + (VPN * sizeof(PTE))
	 PTE = AccessMemory(PTEAddr)    //没有找到就多了一次PTE ** 内存 **的寻址， 多了一次一次就一次
  	if (PTE.Valid == False)
	 	RaiseException(SEGMENTATION_FAULT)
	else if (CanAccess(PTE.ProtectBits) == False)
		RaiseException(PROTECTION_FAULT)
	else
		TLB_Insert(VPN, PTE.PFN, PTE.ProtectBits)
		RetryInstruction()

缓存：

计算机中有很多缓存，有指令、数据、地址转换， 上面是地址转换的缓存TLB，缓存要小，越小越快（物理限制），有时间和空间局部性。cpu的数据缓存也分为多级。

曾看到一道题， TLB 和 cache 有什么不同？？？？

问题里面的问题：

当TLB中有两条相同的VPN索引两个不同的物理地址， 可以通过ASID标记（进程号）来标记， 这样就不用覆盖掉之前的VPN了， 当两个进程交互运行时， 相同的VPN可以存在于TLB中，还是上一张图。

TLB覆盖问题：

如果程序短时间内访问的页数超过了 TLB中的页数， 会产生大量未命中，因为要重写，因此要支持更大的页， 才不会访问很多页！！

TLB的替换策略：LRU

难道是问题8的？ 不是的，问题8是页的替换， 这里是TLB的替换，思路应该一样的！！

听说腾讯的面试有要求写一个LRU算法！ 基于哈希，哈希每次访问的地址，用一个链表存储哈希后的地址数值，有新的访问就把他放到链表的头结点（包括在链表中的），满了删队尾。（脑子里想起链表的操作删除，插入操作）

解决问题2： 页表很大！

更大的页

页变大， 页表条目减少， 页表也就小了， 但是页变大有内部碎片产生！因为每一页都用不完积累就多

分段+分页

分段与分页相结合，外部碎片再次产生， 页表就是为了解决外部碎片的！！！分段产生外部碎片的根源，无可避免！！

多级页表

于是乎，只有引入多级页表：

问题所在： 页表中存在很多无效区域。

基本思想：将页表分成页大小的单元，如果整页的PTE无效，就完全不分配该页的页表（很重要！）于是引入:

PDE(页目录)： 记录页表的页是否有效， 包含有效位和页帧号。

详细深入具体仔细的一个书上的例子： 完美非无可增，乃不可减，老师说必考。

首先题目： 地址空间 16KB（2^14)，地址位数14位， 页大小 64B（2^6), 偏移位数6 位，VPN位数： 14 - 4 = 8 位，页表项条数为 2^8条 , PTE的大小为 4B（假设），如果是线性页表大小为： 4 * 256B = 1KB，如果分配到PDE中， 每页存 64B/4B = 16 条PTE，一共要256/16 = 16页来存储PTE，于是页目录的索引要 4位（来自黄色的数字），如下图：

计算PTE的PFN算法：

PDEAddr = PageDirBase + (PDIndex(4位就可以找到！) - sizeof(PDE))

于是找到了PTE所在的物理页帧PFN！（第一步）

因为VPN一共8位， 找PTE所在的页用了4位， 还有4位就索引属于该页所有的PTE的那一条（来自红色的数字）！

通过下面的这条式子找到， 实际物理地址的PFN！(第二步)

PTEAddr = (PDE.PFN << SHIFT) + (PTIndex * sizeof(PTE))

最后,计算实际的物理地址！

PhysAddr = (PTE.PFN << SHIFT) + offset

总结，二级页表的访问内存数目达到了两次，访问速度慢， 但是解决了页表大的问题， 是一个时空的折中。

8.页面置换算法

掌握页面置换算法，比如FIFO，LRU等，要求能根据给定的页面访问序列，给出特定算
法的计算过程；掌握CLOCK算法。

这一块课，没有去听，^ _ ^

FIFO

这个好实现， 先进先出，用一个队列就行！

LRU

这个在TLB的替换页面中写了。

LRU 也有问题， 当内存大的时候， LRU的实现代价很大，比如存储LRU的数据结构，因此引入一个近似LRU：

近似LRU

近似LRU 要硬件的帮助， 给页增加一个使用位， 如果为1， 则认为当前页正在被使用。

clock算法

算法思路： 当要进行页替换的时候，检查当前的页的使用位，如果为1， 则意味着当前页在被使用，不适合替换，然后将这个位设置为0， 接着检查下一个页的使用位。 如果为0， 则直接替换。 算法的最坏情况是所有的页都是在被使用的， 把所有的1 都换为 0， 此时再来一遍循环选第一个替换， 实际上这种情况很少出现！

ARC算法

书上没有介绍！

//todo

9.磁盘驱动器

掌握磁盘寻道、旋转、传输时间的概念及计算过程。

寻道： 就是寻道，一般有偏斜

旋转：就是旋转

T _I/O = T _寻道 + T _旋转 + T _传输

R_I/O（传输速度） = 文件大小 / T _I/O

10.磁盘调度算法

了解各种磁盘调度算法的原理。

SJF

最短任务优先， 计算 I/O的时间，选择最短的！

SSTF

最短寻道时间优先， 可能产生饥饿，一直在同一道内请求

SCAN

到一层的时候， 将请求加入队列， 处理完再寻道，这样避免饥饿

SPTF

最短定位时间

11.RAID

掌握磁盘阵列RAID-0，RAID-1，RAID-4，RAID-5的原理，并分析各种RAID在容量、可
靠性、吞吐量三个层面的特性。熟练使用RAID的这些特性进行设计。

RAID: 廉价冗余磁盘阵列

用于使用多个磁盘构建更大、更快、更可靠的磁盘系统

RAID0

条带化

计算公式：

Disk = A % number_of_disks
Offset = A / number_of_disks

容量最好， 性能优， 不可靠！

RAID1

一半用作镜像

容量减半， 速度也减半， 因为并发io，少了一半，可靠！

RAID4

专门用一个磁盘用来奇偶校验

可靠， 速度（n-1）S， 容量大

当一校验盘同时有两个块需要校验时， 速度会减慢， 因此引入：

RAID5

旋转奇偶校验

可靠， 速度（n-1）S，容量大

性能比较：

12.文件系统接口

了解文件系统接口，如open，read，write，在实现时对元数据和文件内容的读写过程。

都说不考喽！！！

13.操作系统历史

了解课堂上讲到的跟操作系统发展史相关的重要人物，并能介绍其主要贡献。

• 图灵

计算机之父

• 冯·诺伊曼

提出了“存储程序”的概念和二进制原理

• linus

编写第一个linux

• 阿兰·马西森·图灵（1912-1917年6月23日）

他在计算机科学的发展，提供概念的形式化“算法”和“计算”的图灵机，可以考虑通用计算机的模型。

图灵被广泛认为是理论计算机之父！

• Dijkstra

同步进程通信的信号量

• Thompson

用B语言写了第一个UNIX操作系统

14.其它

作业中的难点问题需要掌握其解题方法。

都包含在上面了。