系分 - 操作系统

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系分 - 操作系统

考点摘要

进程管理

• 进程的状态（★）
• 前趋图（★★★★）
• 信号量与PV操作（★★★★★）
• 死锁及银行家算法（★★★）

存储管理

• 段页式存储（★★★）
• 页面置换算法（★）

文件管理

• 绝对路径与相对路径（★）
• 索引文件（★）
• 位示图（★★★）

设备管理

• 数据传输控制方式（★★★）

其它操作系统

• 微内核操作系统（★）

操作系统概述

计算机系统中硬件层之上的软件通常按照三层来划分，如下图所示：

操作系统的类型：批处理，分时，实时，网络操作系统和分布式操作系统。

操作系统具有的五大功能：处理器管理，存储管理，设备管理，文件管理和作业管理。不管任何类型的操作系统都有这样的分配。

现代的操作系统大多拥有两种工作状态：核心态和用户态。我们一般的应用程序工作在用户态，而内核模块和最基本的操作系统核心工作在核心态。

操作系统的结构可以分为无序结构，层次结构，面向对象结构，对称多处理结构和微内核结构。

进程

进程是程序在一个数据集合上运行的过程，它是系统进行资源分配和调度的一个独立单位。它由程序块、进程控制块（PCB）和数据块三部分组成。

PCB，PCB是进程存在的唯一标志，是进程的一个组成部分，是一种记录型数据结构。内容包含进程标识符、状态、位置信息、控制信息、队列指针（链接同一状态的进程）、优先级、现场保护区等。

进程与程序

进程与程序的区别：进程是程序的一次执行过程,没有程序就没有进程。

程序是一个静态的概念，而进程是一个动态的概念，它由创建而产生，完成任务后因撤销而消亡;进程是系统进行资源分配和调度的独立单位，而程序不是。

进程与线程

进程的2个基本属性：可拥有资源的独立单位，可独立调度和分配资源的基本单位。

一般情况下，一个进程会包含多个线程。

例题1：

例题1解析与答案：

​ 答案：C

​ 解析：如下图

进程 - PCB

PCB的组织形态	描述
线性表形式	把所有的PCB组织在一张线性表中，每次查找需要扫描全表 这种方式适用于系统中进程数目不多的情况
索引表形式	是线性表形式的改变，将同一状态的进程归入一个索引表 多个状态对应多个不同的索引表
链接表形式	把具有同一状态的PCB用其中的链接字链接成一个队列 PCB存储在一个连续的区域

进程管理 - 进程状态

三态图：就绪，运行，阻塞三种状态。就绪的时候等待时间片从而运行，而阻塞是说明进程没有被喂饱资源，有了资源就到就绪态

五态图：运行状态，活跃就绪状态，静止就绪状态，活跃阻塞状态和静止阻塞状态。除了运行态以外，阻塞态分为了静止阻塞和活跃阻塞，而就绪态也被分为了静止就绪和活跃就绪，这样就一共有了五个状态。

例题2：

例题2解析与答案：

​ 答案：C C

​ 解析：典型索引表形式，进程状态也如图描述

进程管理 - 同步与互斥

如何区分同步与互斥？

互斥，千军万马过独木桥，同类资源的竞争关系

同步，速度有差异，在一定情况停下等待，进程之间的协作关系

互斥，主要讲的是同类资源的竞争关系

一个进程在执行过程中，可能要停下来等等其他的进程，这就是同步（会有类似选择题）

多个进程共享一台打印机，典型互斥

消费者消费商品后生产者生产商品才可以投入市场，属于同步关系

典型例题：

进程管理 - PV操作

注：P是荷兰语的Passeren，V是荷兰语的Verhoogo。

PV操作是实现进程同步与互斥的常用方法。

P操作表示申请一个资源，负责获得资源并阻塞，V操作表示释放一个资源。

P操作和V操作是低级通信原语，在执行期间不可分割。

PV操作由P操作原语和V操作原语组成（原语是不可中断的过程）。

PV操作的意义：我们用信号量及PV操作来实现进程的同步和互斥。

信号量：是一种特殊的变量（全局的），习惯用大写S表示。

大部分情况下（没有事先说明），信号量S的初始值会被认为是1，1代表初始情况下有资源进行分配调用。

对信号量进行操作，具体定义如下：

P操作（请求分配一个资源）：

1. 将信号量S的值减1，即 S = S - 1
2. 如果S >= 0，则该进程继续执行，否则该进程进入等待状态

V操作（释放一个资源）：

1. 将信号量S的值加1，即S = S + 1
2. 如果S > 0，该进程继续执行，否则表示在等待队列中有某些进程正在等待该资源，需要唤醒等待

典型例题：

例题3：

例题3解析与答案：

​ 答案：D A C

​ 解析：S1 = 0，S2 = 0，P1和P2并发执行开始

​ 并发执行，代表可以从任何一个程序段开始，结果是一样的。

​ 所以假设P1先执行

​ P1执行到V(S1)，a = 2，此时S1 = S1 + 1 >>> S1 = 1，V操作后S1 > 0继续执行

​ P1执行到P(S2)，c = 7，此时S2 = S2 - 1 >>> S2 = -1，P操作后S2 < 0，此时P1被阻塞

​ P2开始执行

​ P2执行到P(S1)，b = 3，此时S1 = S1 - 1 >>> S1 = 0，P操作后S1 >= 0继续执行

​ P2执行到V(S2)，b = 5，此时S2 = S2 + 1 >>> S2 = 0，V操作后S2 <= 0，此时P2唤醒了P1到等待执行

​ 由于是非抢占式调度，所以P2会继续执行

​ P2继续执行，c = 12，P2执行结束，P1等待中继续再执行，a = 14

​ 最终结果：a = 14，b = 5，c = 12

​ 知识点：阻塞的进程会被先唤醒进入等待执行状态，并不只是直接就绪运行

​ 如有兴趣，可以从P2先执行，结果也是一样，请自行验证

例题4：

例题4解析与答案：

​ 答案：B D

​ 解析：根据题意，假设系统中有n个进程共享3台打印机

​ 意味着每次只允许3个进程进入互斥段，那么信号量的初值应为3

​ 排除法只有选项B中含有3

​ 信号量S的物理意义为：当 S>= 0时，表示资源的可用数

​ 当S < 0时，其绝对值表示等待资源的进程数。

进程管理 - 前趋图

前趋图是一个有向无循环图，由节点和有向边组成，节点代表各程序段的操作，而节点间的有向边表示两个程序段操作之间存在的前趋关系。用这种图可以描述多个程序或进程之间的执行顺序关系。

前趋图标记规则：从小到大，节点流出的都是V操作，流入的都是P操作，箭线代表一个信号量S。

例题5：

例题5解析与答案：

​ 答案：C

​ 解析：

例题6：

例题6解析与答案：

​ 答案：A C B

​ 解析：略

例题7：

例题7解析与答案：

​ 答案：C A

​ 解析：

​

进程管理 - 死锁

进程管理是操作系统的核心，但如果设计不当，就会出现死锁的问题。如果一个进程在等待一件不可能发生的事，则进程就死锁了。而如果一个或多个进程产生死锁，就会造成系统死锁。

如何预防死锁：顺序资源分配（有序资源分配法），银行家算法。

进程管理 - 死锁资源数计算

死锁计算公式：

​ 有m个共享资源，n个进程，每个进程所需的最大资源数为w， 那么仅是m > n * (w - 1)时，才会不死锁。

​ 也就是m至少 = n * (w - 1) + 1

典型例题：系统有3个进程A、B、C，这3个进程都需要5个系统资源。如果系统至少有多少个资源，则不可能发生死锁？

解：按照死锁计算公式，3 * (5 - 1) = 12，系统至少需要12 + 1 = 13个资源。

例题8：

例题8解析与答案：

​ 答案：B

​ 解析：n个进程，每个进程最大需要W个资源，那么需要满足 m > n * (w - 1) 即可，所以B选项不满足

进程管理 - 银行家算法

银行家算法分配资源的原则：

1. 当一个进程对资源的最大需求量不超过系统中的资源数时，可以接纳该进程
2. 进程可以分期请求资源，但请求的总数不能超过最大需求量
3. 当系统现有的资源不能满足进程尚需资源数时，对进程的请求可以推迟分配，但总能使进程在有限的时间里得到资源

典型例题：假设系统中有三类互斥资源R1、R2、R3，可用资源分别是9、8、5。在T0时刻系统中有P1、P2、P3、P4和P5五个进程，这些进程对资源的最大需求量和已分配资源数如下所示，如果进程按___序列执行，那么系统状态是安全的。

解：首先求剩下的资源数：

​ R1 = 9 - (1 + 2 + 2 + 1 + 1) = 2

​ R2 = 8 - (2 + 1 + 1 + 2 + 1) = 1

​ R3 = 5 - (1 + 1 + 3) = 0

​ 从上面中获得，由于R1剩余2，R2剩余1，R3剩余0，只能满足P2和P4的再需求资源数

​ 所以排除掉选项A，验证B选项：P2→P4→P5→P1→P3。

​ (R1剩 2R2剩1 R3剩0)分配给P2还需(0 1 0) >>> (R1剩2 R2剩0 R3余0)，P2进程结束返还(R1剩4 R2剩2 R3余1)

​ (R1剩4 R2剩2 R3余1)分配给P4还需(0 0 1) >>> (R1剩4 R2剩2 R3余0)，P4进程结束返还(R1剩5 R2剩4 R3余1)

​ (R1剩5 R2剩4 R3余1)分配给P5还需(2 3 1) >>> (R1剩3 R2剩1 R3余0)，P5进程结束返还(R1剩6 R2剩5 R3余4)

​ (R1剩6 R2剩5 R3余4)分配给P1还需(5 3 1) >>> (R1剩1 R2剩2 R3余3)，P1进程结束返还(R1剩7 R2剩7 R3余5)

​ (R1剩7 R2剩7 R3余5)分配给P3还需(6 0 1) >>> (R1剩1 R2剩7 R3余4)，P1进程结束返还(R1剩9 R2剩8 R3余5)

​ 根据以上步骤，确定B选项没有问题，每次分配剩余资源数都满足需求，其他选项也可以同样方式验证。

​ 比如，我们验证C选项：P2→P1→P4→P5→P3，同上步骤：

​ (R1剩 2R2剩1 R3剩0)分配给P2还需(0 1 0) >>> (R1剩2 R2剩0 R3余0)，P2进程结束返还(R1剩4 R2剩2 R3余1)

​ (R1剩4 R2剩2 R3余1)分配给P1还需(5 3 1) >>> R1资源和R2资源不够分配，故C选项为不安全序列

例题9：

例题9解析与答案：

​ 答案：C A D

​ 解析：第1问：图a，a还需3个，b还需3个，c还需4个，d还需要6个

​ a和b又各自申请1个资金，此时，a还需2个，b还需2个，c还需4个，d还需要6个

​ 资金总10个，10 - (1 + 2 + 2 + 1) = 剩4个资金，a和b又各自申请1个资金，4 - (1 + 1) = 剩2个资金

​ 且系统也是安全状态，所以选择C

​ 第2问：图b，a还清，不用考虑a的限制，10 - (3 + 2 + 1) = 4个剩余资金，故选择A

​ 第3问：图b，b已用(3 + 1 = 4)、c已用(2 + 1 = 3)、c已用(1 + 2 = 3)

​ 此时，b还需(2 - 1 = 1)个资金，c还需(4 - 1 = 3)个资金，d还需(6 - 2 = 4)个资金，排除选项A和C

​ 由于上一问之后，还剩下4个资金，但是之后又给b、c、d分配的资金数和为1 + 1 + 2 = 4

​ 此时，再无空闲资金，故选择D

存储管理 - 逻辑地址与物理地址

逻辑地址	相对地址，CPU所生成的地址，逻辑地址是内部和编程使用的、并地址不唯一
物理地址	绝对地址，加载到内存地址寄存器中的地址，内存单元的真正地址
地址重定位，将程序中的虚拟地址（逻辑地址）变换成内存的真实地址（物理地址）的过程

存储管理 - 类型

存储管理的主要目的是解决多个用户使用主存的问题，其存储管理方案主要包括分区存储管理、分页存储管理、分段存储管理、段页式存储管理以及虚拟存储管理。

分区存储管理
分页存储管理	基本分页
分段存储管理	基本分段
段页式存储管理	基本段页式
虚拟存储管理	请求分页 请求分段 请求段页式 对应基本分页、分段、段页式

存储管理 - 分区存储（连续空间）

分区存储管理，把主存的用户区划分成若干个区域，每个区域分配给一个用户作业使用，并限定它们只能在自己的区域中运行。（历年考察中很少涉及）

存储管理 - 页式存储/分页存储（非连续空间）

页式存储 == 分页存储

将一个进程（程序）的地址空间划分成若干个大小相等的区域，称为页。

相应地，将主存（内存）空间划分成与页相同大小的若干个物理块，称为块或页框。

在为进程分配主存时，将进程中若干页分别装入多个不相邻接的块中。

优点：利用率高,碎片小，分配及管理简单。

缺点：增加了系统开销;可能产生抖动现象。

逻辑地址 = 页号 + 页内地址，物理地址 = 页帧号 + 页内地址

页式存储（细节问题）：将程序与内存均划分为同样大小的块，以页为单位将程序调入内存
计算步骤	1 逻辑地址拆分为：页号 + 页内地址 2 页号 = 逻辑地址/页大小 页内地址 = 逻辑地址%页大小 3 使用页表进行页号和物理块号对应映射 4 物理地址 = 物理块号*页大小 + 页内地址 页大小/块大小的基本单位是B字节，注意题目单位转换 二进制、十进制和十六进制的区别，注意简便算法

页式存储主要考察，逻辑地址转换物理地址，注意各个进制的简便算法

典型例题：逻辑地址2100B（字节），页大小 = 块大小 = 1024B ？

解：页面 = 2100/1024 = 2，从逻辑页号列表中对应寻找2页号对应的物理块号（比如对应物理块号是8）

​ 页内地址 = 2100 % 1024 = 52，则物理地址 = 8 * 1024 + 52 = 8244

例题10：

例题10解析与答案：

​ 答案：B

​ 解析：笨办法可以先将十六进制的1D16H转换成十进制，按照典型例题所描述计算结果，再转换成十六进制

​ 简便方法：根据（逻辑地址 = 页号 + 页内地址），题目给出页面大小为4K，也就是2的12次方

​ 得到，此页内地址为12位，又因为十六进制的数，每位数上对应的是一个2的3次方

​ 所以十六进制1D16H，前面的“1”是逻辑地址的页号，后面三位（低位数起）的“D16”是页内地址

​ 按照（物理地址 = 页帧号 + 页内地址），通过页面变换表中，逻辑地址页号“1”对应物理块号（页帧号）“3”

​ 得，物理地址为3D16H。（可以自行用笨办法验证）

例题11：

例题11解析与答案：

​ 答案：C D

​ 解析：此题为十进制的逻辑地址，页大小为512字节

​ 用A的逻辑地址1111，1111 / 512 = 2，结果“2”即是页号

​ 通过“进程A页表”中对应“2”的页号对应物理块号“4”，所以选C

​ 第2空，A页的逻辑页4和B页的逻辑页5共享物理页8，对应的地方分别填8、8，选D

​ 注，简便算法

​ 可以将1111转换成二进制数“10001010111”，又因为页大小为512字节

​ 512是2的9次方，根据（逻辑地址 = 页号 + 页内地址）

​ 那么“10001010111”后9位为页内地址，前面的2位“10”为页号

​ 二进制页号“10”，转换十进制为“2”，根据“进程A页表”页号“2”对应物理块号“4”

典型例题：如下图

状态位：1代表页面在内存中，0代表页面不在内存中，不在内存中页面就无法被淘汰，不予考虑

访问位：记录页面最近有没有被访问，被访问标记为1，没访问标记为0，访问位会定时去清0（访问过的清0）

修改位：1代表页面最近被修改，0代表未被修改，不管时间长短，只要被修改，就会被标记为1

上图中，内存中分配了物理页（页帧号）2、3、5、6，现在页号0、1、2、5在内存中，页号3、4不在内存中

假设想用页号3，需要淘汰页号0、1、2、5的其中一个。

页面淘汰原则：

• 选用“状态位为1”的基础条件情况下，状态位为1，再考虑“访问位为0”，0代表页面未被访问，可以优先淘汰
• 如果有多个“访问位为0”的情况，再考虑“修改位”。如果“修改位为0”，可以优先淘汰
• 注1：为什么优先淘汰“访问位为0”的页面，根据“局部性”特性，被访问过的页面近期可能还会被访问，所以优先淘汰未访问的页面
• 注2：为什么优先淘汰“修改位为0”的页面，页面数据被修改后，如果淘汰后进行使用的时候还需要再次进行修改，开销大。所有优先淘汰未被修改的页面，这样系统开销很小

例题12：

例题12解析与答案：

​ 答案：A B

​ 解析：页面大小是4K，也就是2的12次方，代表页内地址为12位

​ 十六进制数5148H，十六进制数每位数上对应的是一个2的3次方，后三位“148”代表是页内地址

​ 所以前1位“5”为逻辑页号，从图表中获得，页号“5”对应页帧号（物理块号）为“3”

​ 根据（物理地址 = 页帧号 + 页内地址），得到物理地址为十六进制数“3148H”，选项A

​ 第2问，页面6不在内存，同理页面0、3、4也不在内存中，需要淘汰的有页面1、2、5、7

​ 页面1、2、5、7，观察“访问位”只有页面2访问位为0（未被访问），可以淘汰，选项B

存储管理 - 段式存储/分段存储（非连续空间）

段式存储 == 分段存储

分段式存储管理系统中，为每个段分配一个连续的分区，而进程中的各个段可以离散地分配到主存的不同分区中。

在系统中为每个进程建立一张段映射表，简称为“段表”。每个段在表中占有一个表项，在其中记录了该段在主存中的起始地址（又称为“基址”）和段的长度。进程在执行时，通过査段表来找到每个段所对应的主存区。

段式存储：按用户作业中的自然段来划分逻辑空间，然后调入内存，段的长度可以不一样。

优点：多道程序共享内存，各段程序修改互不影响。

缺点：内存利用率低，内存碎片浪费大。

段式存储主要考察，主要判断逻辑地址是否合法（段号 + 偏移量），偏移量不能超过段长

“逻辑地址”到“物理地址”转换时会出现“地址越界”

例题13：

例题13解析与答案：

​ 答案：D C

​ 解析：依据“偏移量不能超过段长”的判断标准，将4个选项带入图表中进行验证即可

​ 所以，选项D（0，810），810超过段号0的段长800

​ 第2问，不能转换的原因，逻辑地址向物理地址转换时地址越界

存储管理 - 段页式存储管理（非连续空间）

段页式系统的基本原理是先将整个主存划分成大小相等的存储块（页框），将用户程序按程序的逻辑关系分为若干个段，并为每个段赋予一个段名，再将每个段划分成若干页，以页框为单位离散分配。在段页式系统中，其地址结构由段号、段内页号和页内地址三部分组成。

段页式存储:段式与页式的综合体。先分段，再分页。1个程序有若干个段，每个段中可以有若干页，每个页的大小相同，但每个段的大小不同。

优点：空间浪费小、存储共享容易、存储保护容易、能动态连接。

缺点：由于管理软件的增加，复杂性和开销也随之增加，需要的硬件以及占用的内容也有所增加,使得执行速度大大下降。

存储管理 - 快表

快表是一块小容量的相联存储器（Associative Memory），由高速缓存器组成，速度快，并且可以从硬件上保证按内容并行查找，一般用来存放当前访问最频繁的少数活动页面的页号。

快表：将页表存于Cache上；慢表：将页表存于内存上。

存储管理 - 虚拟存储管理

在前面介绍的存储管理方案中，必须为每个作业分配足够的空间，以便装入全部信息。当主存空间不能满足作业要求时，作业无法装入主存执行。如果一个作业只部分装入主存便可开始启动运行.其余部分暂时留在磁盘上，在需要时再装入主存，这样可以有效地利用主存空间。从用户角度看，该系统所具有的主存容量将比实际主存容量大得多，人们把这样的存储器称为虚拟存储器。

存储管理 - 页面置换算法

• 最优置换算法OPT
• 随机淘汰算法RAND
• 先进先出算法FIFO， 可能“抖动”
• 最近最久未使用算法LRU，不会“抖动” 利用理论依据“局部性原理”，淘汰最后被访问时间最久的元素
• 最不经常使用页置换LFU，淘汰最近访问频率最小的元素
• 时钟页面替换算法， 轮转算法，最近没有使用页面置换算法NUR

文件管理 - 索引文件结构

文件在逻辑上一定是连续的，在物理上可以是分散的。

文件的逻辑结构，方便用户使用；文件的物理结构，在物理设备的存放方式。

此部分经常考察逻辑号与物理号的计算转换，采取的具体什么类型索引，计算文件长度等等

直接索引范围：索引块数量 * 索引块大小

一级间接索引范围：（磁盘数据块(物理盘块)大小 / 地址项大小）* 索引块大小

二级间接索引范围：（磁盘数据块(物理盘块)大小 / 地址项大小）的2次方 * 索引块大小

三级间接索引范围：（磁盘数据块(物理盘块)大小 / 地址项大小）的3次方 * 索引块大小

典型例题：某文件系统文件存储采用文件索引节点法。假设文件索引节点中有8个地址项iaddr[0]～iaddr[7]，每个地址项大小为4字节，其中地址项iaddr[0]～iaddr[5]为直接地址索引，iaddr[6]是一级间接地址索引，iaddr[7]是二级间接地址索引，磁盘索引块和磁盘数据块大小均为4KB。该文件系统可表示的单个文件最大长度是（ ）KB，若要访问iclsClient.dll文件的逻辑块号分别为6、520和1030，则系统应分别采用( )。

解：直接索引范围：6 * 4KB = 24KB

​ 直接索引范围的逻辑块号：24KB / 4 == 6 >>> 0 ~ 5，对应存有5个物理块

​ 一级索引范围：(4KB / 4字节) * 4KB = 4096KB

​ 一级索引范围的逻辑块号：4096KB / 4 == 1024 >>> 6 ~ 1029，对应存有1024个物理块

​ 二级索引范围：(4KB / 4字节) ² * 4KB = 4194304KB，逻辑块号：1030以上，包括1030

​ 文件长度：24KB + 4096KB + 4194304KB = 4198424KB

例题14：

例题14解析与答案：

​ 答案：C D

​ 解析：按照题目中给的图示（逻辑号因为顺序排列，没有标出），只标出了物理号

​ iaddr[0]～iaddr[4]为直接地址，那么逻辑快号5就是一级间接索引，也就是对应iaddr[5]的第一个58物理块

​ 根据题目描述，直接索引范围：1KB * 5 = 5KB，5KB / 1 == 5 >>> 逻辑块号：0 ~ 4，存有5个物理块

​ 根据以上计算，验证逻辑块号5应该在一级索引iaddr[5]对应的第1个物理块上，按照图示应该是“58”物理块

​ 一级索引范围：(1KB / 4字节) * 1KB = 256KB，256KB / 1 == 256 >>> 逻辑块号：5 ~ 260

​ 根据以上计算，一级索引的逻辑块号是5 ~ 260（也就是存有256个物理块）

​ 逻辑块号261在下一个索引块上，且对应的第1个物理块，按照图示应该是“187”物理块

​ 第2问，按照图示101号物理块，对应的是二级索引iaddr[7]

例题15：

例题15解析与答案：

​ 答案：A D

​ 解析：直接索引范围：6 * 1KB = 6KB

​ 直接索引范围的逻辑块号：6KB / 1 == 6 >>> 0 ~ 5，对应存有5个物理块

​ 一级索引范围：(1KB / 4字节) * 1KB = 256KB（对应逻辑块号：(256KB / 1 == 256) >>> 6 ~ 261）

​ 一级索引范围的逻辑块号：256KB / 1 == 256 >>> 6 ~ 261，对应存有256个物理块

​ 二级索引范围：(1KB / 4字节)² * 1KB = 65536KB，逻辑块号：262以上

​ 所以，逻辑块号0在直接地址索引，260在一级地址索引，518在二级地址索引

​ 文件最大长度 = 6KB + 256KB + 65536KB = 65798KB

文件管理 - 位示图

位示图法。该方法是在外存上建立一张位示图（Bitmap），记录文件存储器的使用情况。每一位仅对应文件存储器上的一个物理块，取值0和1分别表示空闲和占用。

位示图是利用二进制的一位来表示磁盘中的一个盘块的使用情况。当其值为“0”时，表示对应的盘块空闲；“1”时，表示已经分配。有的系统把"0"作为盘块已分配的标记，把“1”作为空闲标志。（它们的本质上是相同的，都是用一位的两种状态标志空闲和已分配两种情况。）磁盘上的所有盘块都有一个二进制位与之对应，这样，由所有盘块所对应的位构成一个集合，称为位示图。位示图是一种非常常用的结构，在索引，数据压缩等方面有广泛应用。

典型例题：某文件管理系统在磁盘上建立了位示图（Bitmap），记录磁盘的使用情况。假设计算机系统的字长为32位，磁盘的容量为300GB，物理块的大小为1MB，那么位示图的大小为（ ? ）个字。

解：1GB == 1024MB，300GB == (300 * 1024)MB，又因为物理块为1MB，所以有300 * 2的10次方个物理块

​ 由于采用位示图记录，那么就有300 * 2的10次方个的bit位，因为字长是32位

​ 所以用：300 * 2的10次方除以32，32是2的5次方，最终计算的，300 * 2的5次方 == 9600

例题16：

例题16解析与答案：

​ 答案：C B

​ 解析：注意，这种题目如果没有给定基础条件，默认的认为字要从1开始算，位要从0开始算

​ 2053号物理块，因为是0开始排序，那么2053“号”物理块它应该在第2054“个”物理块

​ 用2054除以字长32等于64余6，也就是代表需要64个字放不下，取天花板数应该是65“个”字

​ 第65“个”字，因为是从0开始编号排序，所以第65“个”字应该是第64“号”上，故先C

​ 第2问，余数是6，又因为是0开始编号排序，所以位号5位置应该是“1”表示，故选B

例题17：

例题17解析与答案：

​ 答案：A B

​ 解析：由于从0号开始编号排序，256“号”物理块是第257“个”物理块

​ 257 / 64 整除得4余1，也就是需要5个字存储，由于是从0开始编号排序，第5“个”字是第4“号”，故选B

​ 第2问，由于上面余数为1，也就是第4“号”的首位为“1”，因为从0开始编号排序，故为0号，选A

文件管理 - 树形目录结构

文件属性：

• R只读文件属性
• A存档属性
• S系统文件
• H隐藏文件

文件名的组成

• 驱动器号
• 路径
• 主文件名
• 扩展名

绝对路径：是从盘符开始的路径。

相对路径：是从当前目录开始的路径。

若当前目录为: D1，要求F2路径，则：绝对路径：/D1/W2/F2, 相对路径：W2/F2

设备管理 - 数据传输控制方式

设备输入/输出（I/O）管理的方式：

从上往下CPU的工作量越来越少，效率从上往下越来越高

分区存储管理
程序控制方式 CPU与I/O的串行工作	分为无条件传送和程序查询方式两种。方法简单，硬件开销小，但I/O能力不高，严重影响CPU的利用率。程序查询方式，CPU必须不停的测试I/O设备的状态端口。
程序中断方式 CPU与I/O的并行工作	与程序控制方式相比，中断方式因为CPU无需等待而提高了传输请求的响应速度。CPU通过调用中断控制设备获得设备状态，设备通过中断通知CPU状态改变、获得数据等。中断结束后CPU会继续执行之前的程序。
DMA（直接内存存取） CPU与I/O的并行工作	为了在主存和外设之间实现高速，批量数据交换而设置的。DMA方式比程序控制方式与中断方式都高效。DMA控制器与内存直接进行批量数据交换，CPU只控制开始和结束，传输过程无需CPU干预。 DMA硬件直接完成，无需CPU做任何干涉，适合快速I/O设备，且在CPU一个总线结束后相应DMA。
通道方式 CPU与I/O的并行工作	主机中有专门的通道处理器，CPU干预更少，有对应的通道程序和通道状态字保存在内存中，CPU向通道处理器发出启动指令即可不管，通道处理器执行通道程序控制设备传输完所有数据之后发起一个中断交给CPU处理，设备挂接在通道上。
输入输出处理机（IOP） CPU与I/O的并行工作	一个独立的系统，有自己的内存、指令熊、中断，专用于大型高效系统的输入输出设备控制，利用共享存储器等与主机交换信息。输入输出处理机中可能有多个通道连接设备。

典型例题：计算机系统中常用的输入/输出控制方式有无条件传送、中断、程序查询和DMA方式等。当采用（ ？ ）方式时，不需要CPU执行程序指令来传送数据。

解：描述很明确，不需要CPU执行程序，DMA方式

例题18：

例题18解析与答案：

​ 答案：B C

​ 解析：考察“程序中断方式”。

例题19：

例题19解析与答案：

​ 答案：C

​ 解析：中断方式并不适合快速I/O设备，DMA方式适合。

例题20：

例题20解析与答案：

​ 答案：D

​ 解析：考察DMA的特点

设备管理 - I/O管理软件

• 硬件，完成具体的I/O操作。
• 中断处理程序:，I/O完成后唤醒设备驱动程序
• 设备驱动程序，设置寄存器，检查设备状态
• 设备无关I/O层，设备名解析、阻塞进程、分配缓冲区
• 用户级I/O层（用户进程），发出I/O调用。

例题21：

例题21解析与答案：

​ 答案：D

​ 解析：略

SPOOLing技术

SPOOLing是Simultaneous Peripheral Operation On-Line （即外部设备联机并行操作）的缩写，它是关于慢速字符设备如何与计算机主机交换信息的一种技术，通常称为"假脱机技术"。

SPOOLing技术（虚拟输入输出设备常用到的技术）先放入到磁盘缓冲区，再放入到设备区，它是在磁盘上开辟响应的区域，所以缓冲区是外存。

SPOOLing技术将一台独享打印机改造为可供多个用户共享的打印机。

SPOOLing技术特点：

1. 输入井和输出井，在磁盘上开辟出来的两个存储区域，用于存放I/O设备输入的数据和用户程序向设备输出的数据
2. 输入缓存区和输出缓冲区，在内存中开辟的两个缓冲区。输入缓冲区用户暂存输入设备送来的数据，再送入输入井；输出缓冲区暂存从输出井送来的数据，再传送到输出设备
3. 输入进程和输出京城，负责传输输入输出的数据
4. 提高了I/O速度，通过对输入井和输出井的操作，缓和了主机和外设速度不匹配的矛盾
5. 设备没有直接和用户进程关联
6. 实现虚拟设备，多个进程同时使用一个逻辑设备，每个进程都认为自己独占了设备

微内核

• 微内核就是对操作系统进行瘦身，只保留最为基本的功能。普通的操作系统内核包括了进程，存储，设备，文件，任务管理五个部分，而在微内核操作系统中，已对其进行了裁剪，文件系统，通信，外设管理都放到操作系统之外去处理了。
• 现代操作系统大多拥有两种工作状态，分别是核心态和用户态。一般应用程序工作在用户态，而内核模块和最基本的操作系统核心工作在核心态。因为在微内核中，核心态功能少了，很多原本属于操作系统的操作放到了用户态去实施了。
• 微内核系统的安全性，可靠性得到了提升。微内核操作系统在分布式中有着广泛的应用，它也成为了微内核操作系统的最大优势。
• 当然微内核操作系统中，一个任务需要不断的在用户态和核心态直接切换来完成，频繁地切换效率自然不会很高。

将传统的操作系统代码放置到更高层，从操作系统中去掉尽可能多的东西，而只留下最小的核心，称之为微内核(C/S结构)。

	实质	优点	缺点
单体内核	将图形、设备驱动及文件系统等功能全部在内核中实现，运行在内核状态和同一地址空间	减少进程间通信和状态切换的系统开销，获得较高的运行效率	内核庞大，占用资源较多且不易剪裁。系统的稳定性和安全性不好
微内核	只实现基本功能，将图形系统、文件系统、设备驱动及通信功能放在内核之外	内核精练，便于剪裁和移植。系统服务程序运行在用户地址空间，系统的可靠性、稳定性和安全性较高 可用于分布式系统	用户状态和内核状态需要频繁切换，从而导致系统效率不如单体内核

例题22：

例题22解析与答案：

​ 答案：A

​ 解析：略