操作系统——期末复习

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第一章 操作系统引论

操作系统基本特性

并发

并发：两个或多个事件在同一时间间隔内发生。
程序并发执行时的特征：间断性，失去封闭性，不可再现性。
并行：两个或多个事件在同一时刻发生。

共享

虚拟

时分复用，空分复用

异步

程序的执行”走走停停“

操作系统主要功能

处理机管理功能

进程控制，进程同步，进程通信，调度（作业调度、进程调度）

存储器管理功能

内存分配，内存保护，地址映射，内存扩充

设备管理功能

缓冲管理，设备分配，设备处理

文件管理功能

文件存储空间的管理，目录管理，文件的读/写管理和保护

操作系统与用户之间的接口

用户接口，程序接口

微内核

（1）提高系统可扩展性。
（2）增强系统可靠性。
（3）可移植性强。
（4）提供对分布式系统的支持。
（5）融入了面对对象技术。

第二章 进程

进程的特征和生命周期

进程的三种定义

（1）进程是程序的一次执行。
（2）进程是一个程序及数据在处理机上顺序执行时所发生的活动。
（3）进程是具有独立功能的程序在一个数据集合上运行的过程，他是系统进行资源分配和调度的一个独立单位。

进程的特征（教材P39）

动态性：有一定的生命周期。而程序是一组有序指令的集合，存放在介质上，本身不具有活动的含义，是静态的。
并发性：指多个实体同存于内存中，且能在一段时间内同时执行。
独立性：指进程实体是一个能独立运行、独立获得资源、独立接受调度的基本单位。
异步性：进程是按异步方式执行的，即按各自独立的、不可预知的速度向前推进->导致并发执行产生结果的不可再现性->配置相应进程同步机制实现可实现可再现。

进程控制块PCB

进程的状态转换

前趋图DAG

有向无循环图。用于描述进程之间执行的先后顺序。图中每一个节点可用来表示一个进程或程序段、乃至一条语句，结点间的有向边则表示两个结点之间存在的偏序或前趋关系。
根据前驱图设计信号量。

进程同步

临界区问题的解决方案应满足的条件：互斥访问，空闲让进、有限等待

进程对临界资源的访问需要互斥，其需要遵从以下四个原则：

空闲让进：临界区空闲时应该允许一个进程访问
忙则等待：临界区被访问时，其余想访问他的进程必须等待
有限等待：等待的进程在外等待的时间必须是有限的
让权等待：若等待进程一直等待，迟迟进不到临界区时，应该让出cpu处理机，防止忙等

临界区的解决方案：

Perterson方法

硬件同步

硬件指令，使不能被打断：test_and_set,swap
有可能出现无穷等待；忙等

信号量

一般表示资源数量
初始值为1的信号量又称为mutex互斥锁
信号量的应用：互斥，同步，前趋关系

PV操作

P：wait(s)，V：signal(s)，作为系统调用。原子操作。

记录型信号量

使用记录型信号量要保证wait和signal成对出现使用

三个经典同步问题

生产者-消费者问题

读者-写者问题

哲学家进餐问题

进程通信

两种通信模型

补充：管道pipe
注：不考线程

第三章 处理机调度与死锁

低/中/高级调度

作业从提交到完成需要经历哪些调度？
高级调度：

死锁定理

一组进程处于死锁状态，如果他们中每个进程都在等待只由组内其他进程才能引发的事件

死锁的资源分配图（教材P114）

死锁的必要条件

互斥条件：资源只能由一个进程使用。不能被破坏
请求和保持：需要其他资源时不（完全）释放自己的资源
不可抢占：只能由自己主动释放
循环等待：可以找到一个进程资源的循环链

安全/不安全状态

如果系统无法找到一个安全序列，则称系统处于不安全状态。虽然并非所有不安全状态都必然会转化为死锁状态，但当系统进入不安全状态后，就有可能进入死锁状态。
反之，只要系统处于安全状态，系统便不会进入死锁状态。
即，不安全状态真包含死锁。原因如下：

进程在正常运行过程中途可能会释放一部分资源
进程在执行过程中，可能提前终止
实际进程需要的最大资源小于声名的最大需求资源
进程申请的资源为可消耗性资源

处理死锁的策略

预防

破坏必要条件
过于保守，限制资源利用率

避免策略

防止进入不安全状态

死锁的检测和解除

允许进入死锁，然后检测并解除。
检测：死锁的检测算法。算法思想同银行家算法。实际情况。
解除：（1）剥夺资源：从其他进程剥夺足够数量的资源给发生死锁的进程
（2）撤销进程（使全部死锁进程都夭折）

忽略策略

do nothing

死锁避免

死锁避免的实质：

银行家算法

为了找到一个安全序列
available
work：系统当前资源数目
finish：进程是否顺利运行结束
已获取资源allocation[i,j]
最大需求矩阵max[i,j]
需求矩阵need[i,j]=max[i,j] - allocation[i,j]

CPU调度算法

调度顺序，甘特图
会考1~2种，提到了多级反馈队列
作业调度：作业从外存调入内存的过程
进程调度：进程从内存到分配CPU执行的过程

抢占式和非抢占式

抢占式：优先权原则，短进程优先，时间片原则
非抢占式：系统一旦将处理机分配出去，此进程一直执行到完成

多级反馈队列调度算法

对其他算法的折中权衡。设置多个就绪队列，为各队列设置不同的优先级。优先级由高到低，时间片由小到大。对各类进程相对公平，每个新到达的进程都可以很快得到响应，短进程只需要较少的时间就可以完成，不必实现估计进程的运行时间，可以灵活调整对各类进程偏好程度。
当新进程到达时，按照先到先服务的方式排到第一队列的末尾，如果在第一个时间片结束时未完成，则会到第二个队列的末尾，如此下去。如果处于最低级队列则放到末尾。
当执行第i级的进程时，此时有新的进程到达比i高优先级的队列中，会发生抢占处理机，未执行完的进程放到i队列的末尾。
当k级队列为空才会为k+1队列分配处理机。

先来先服务

既可用于作业调度又可由于进程调度
具有良好的公平性，没有饥饿，系统开销小
较长的平均等待时间，较长的平均周转时间
对长作业友好，短作业不友好

短作业SJF(进程SPF)优先

短作业优先：从后备队列选几个
短进程优先：从就绪队列中选一个
提高系统吞吐量，缩短平均周转时间，平均等待时间最小，平均周转时间最小
但对长作业不利，可能造成饥饿，需要估计CPU burst的长度

最短剩余时间优先

是短作业优先的可抢占模式，性能与短作业优先相似

高响应比优先（作业调度）

响应时间：从用户通过键盘提交一个请求开始，直至系统首次产生响应为止的时间间隔，包括：从键盘输入的请求信息传到处理及的时间、处理机对请求信息进行处理的时间、将响应信息回送到终端显示器的时间。
响应比=（等待时间+服务时间）/ 服务时间
通过计算等待时间和运行时间的加权来判别，性能介于FCFS和SJF之间

高优先级优先

约定最小整数为最高优先级
注：时间片轮转是进程调度而不是作业调度

一些性能指标的含义和计算

给出CPU时间、I/O时间。计算CPU占用率、周转时间等。
周转时间=作业完成时间-作业提交时间
平均周转时间=周转时间和/作业数
带权周转时间=作业周转时间/作业实际运行时间
注：本章不考实时调度

第四章 存储器管理 第五章 虚拟存储器

装入

静态链接，装入时动态链接，运行时动态链接的对比/优劣

静/动链接的比较

连续内存管理的空闲内存适应算法

首次适应

地址递增，顺序查找，第一个能满足的即分配给进程

循环首次适应

邻近适应

最佳适应

容量递增，找到第一个能满足要求的空闲分区

最坏适应

容量递减，找到第一个能满足要求的分区

逻辑/物理地址的相互变换

注：不考二级页表

离散内存分配的缺点？如何解决

请求分页的内部机制

页面置换算法

注：本章不考概念，只考对比

页面置换算法

段式/页式的区别

页式存储管理

特征是等分内存，解决外碎片的问题。

段式存储管理

特征是逻辑分段，便于实现共享和保护。
地址转换公式：物理地址=段首地址＋段内地址

段式存储管理方式的引入，主要是为了更好地满足用户在编程和使用上多方面的要求，其中有些要求是其他几种存储管理方式所难满足的，正因为如此，这种存储管理方式已成为当今所有存储管理方式的基础，许多高级语言的程序，也都支持段式存储管理方式。引入段式存储管理方式，主要是为了满足用户的下述要求：
(1）方便编程：通常一个作业是由若千个自然段组成，因而要把自己的作业按照逻辑关系划分成若干个段，每个段都有自己的名字和长度，要访问的逻辑地址是由段名（段号）和段内偏移量（段内地址）决定，每个段从0开始编址。这样用户程序在执行中可用段名和段内地址进行访问。
(2）分段共享：通常在实现程序和数据的共享时，以信息的逻辑单位为基础，例如共享某个例程和函数。而在分页系统中每一页都只是存放信息的物理单位，其本身并无完整的意义，不便于实现信息共享。而段是信息的逻辑单位。因此，为了实现段的共享，也要使存储管理能与用户程序分段的组织方式相适应。
(3）分段保护：在多道程序环境下，为了防止其他程序对某程序在内存中的数据被破坏，必须采取保护措施。对内存中信息的保护，同样是对信息的逻辑单位进行保护。因此采用分段的组织和管理方式，对于实现保护功能，更方便。
(4）动态链接：通常，用户源程序经过编译后所形成的若千个目标程序，还须经过链接形成可执行程序，方能执行。这种在装入时运行的链接称为静态连接。动态链接是指在作业运行前不链接目标程序段。作业要运行之前先将主程序所对应的目标程序装入内存并启动运行，当运行过程中又需要调用某段时，才将该段调入内存并进行链接。可见，动态链接也要求以段作为管理的逻辑单位。
(5）动态增长：在实际使用中，有些段特别是数据段，会不断地增长，而事先又无法确切地知道数据段会增长到多大，这种动态增长的情况是其他几种存储管理方式都难于应付的，而段式存储管理方式能较好地解决这一问题。

段页式

结合以上两种存储管理方案。系统为每个进程建立一张段表，每个段建立一张页表。地址转换过程，要经历查段表、页表后才能得到最终物理地址。

第六章 输入输出系统

第七章 文件管理（都要看）

磁盘访问时间 = 寻道时间 + 旋转延迟时间 + 数据传输时间
寻道时间 = 启动磁臂时间 + 所移动的磁道数 * 每移动一个道花费的时间
旋转延迟时间平均是半圈，与磁盘转速有关

磁盘调度算法

寻道时间/距离的计算
在驱动程序处实现

先来先服务

公平低效
由于长作业会长时间占据处理机，该算法比较有利于长作业，而不利于短作业
即有利于CPU繁忙的作业，而不利于I/O繁忙的作业

最短寻道时间优先

高效，不公平，磁臂黏着问题

电梯调度

避免磁臂黏着，不能随便逆转，效率更高
到头了再逆转
公平性：在某个方向上也是最短寻道时间优先，减少了寻道时间
最坏情况的时延：2T（T是转一圈所需的时间）

循环扫描法

只沿一个方向移动，没有逆转操作
折中，降低最坏情况下的时延为T+T1（快速移动回0的时间，可忽略不计）
消除了对两端磁道请求的不公平。
注：1）一定要搞清楚是磁盘在转，不是磁头在转，注意顺逆时针转时磁头读的顺序
2）上电后磁盘一直在转

外存的组织方式

文件系统的连续分配

file allocation table(filename,start block,length)
优点：简单，访问只需要起始块号和长度；可以随机存取；读连续块的效率高
缺点：浪费空间，外部碎片问题->紧凑；文件不能动态增长

创建文件：
删除文件：位图连续位1->0，FAT中删除信息

文件系统的隐式链接

文件用链表表示，每个磁盘块存储下一个磁盘块的地址，block=pointer+文件内容
优点：消除外部碎片，磁盘利用率高；文件大小可动态增长，不必事先声明文件大小
缺点：
（1）指针占用空间->可用字节数不是2的幂次方->读文件时应该去掉指针，跨block的文件还需拼接
（2）seek操作访问特定盘块需要多次读盘，I/O次数取决于偏移量的大小，因为指针要从头指针开始寻找
（3）若其中一个block损坏，其后的block都会丢失，而且无法回收
directory(file,start,end)

创建文件：申请inode，start block=end block=-1，申请block，修改位图
删除文件：

文件系统的显式链接

文件分配表（FAT）的工作原理
将链接信息集中存放在FAT中，启动时一次读入内存
系统仅一份全局表常驻内存（实际切了方式FAT表损坏，还有备份）
优点：隐式链接的所有优点+查找指定盘块的速度比隐式链接快（常驻内存）
缺点：磁盘较大时，FAT表也大，占用的内存过多（使用较大block？-> 内部碎片）

索引节点分配

用inode记录文件实际位置
优点：节省内存（相对于FAT）；将inode集中起来，方便做冗余，从而提高了文件系统的可靠性
要先读索引 -> 比连续分配多一次I/O，索引相当于页表
dictory(file,index block)
索引过多？ -> i-node

混合索引

最小数据交换单位：block
以v1为例：

创建文件：
最多I/O：3次
找一个inode bitmap为0的，0->1
将此空闲inode所在的block取出，写入文件信息
写回inode所在的block
最少I/O：N+2次
找一个inode是0的，发现全是1，直到读N次读到最后一个block才有0
将此空闲inode所在的block取出，写入文件信息
写回inode所在的block

删除文件：
找inode中filename对应的
将inode指向的所有block的block bitmap的0->1（不用清除block内容）
将inode的inode bitmap

v1不支持多目录
v2在v1的基础上进行了列优化，减少找inode时的I/O次数
将文件名提到前面，文件名之后的部分在后面依次排开
v2依然不支持多目录
v3支持多级目录
i0是根目录”/“的inode
上一层inode指向的block存储多个inode的所有信息
v3中，如果上层目录的inode被破坏，下层的树状结构还在，但不知道名字，可以回收

查找文件：以/home/exam/t1.c为例
Unix、Linux系统的根目录是/，所以先读入根目录的inode：i0
有了根目录的inode之后，便能得到根目录下对应的所有文件(夹)对应的inode
将所有inode读入内存，搜索所有inode，找到文件名为home的inode
同理我们从home-inode得到的home目录下的所有文件(夹)对应的inode
然后再这些inode读入内存，再搜索得到exam对应的inode
同理根据exam-inode得到了exam目录下的所有文件(夹)对应的inode
然后将这些inode读入内存，从其中找名为t1.txt对应的inode，找到后根据其inode里面的直接索引和间接索引将对应的块读读入内存
原文链接：https://blog.csdn.net/qq_36321889/article/details/91876469

v4改善了v3”block存储整个inode的信息“的情况（离散不便集中保护），将所有inode都放在前面了，block只存inode索引号，构成所有inode的结构。方便备份，增加可靠性
在查找文件时会发现，一会儿根据block里的inode索引跑到前面找整个inode信息，一会儿又因为inode里指向某个block所以跑到后面读block里的inode索引或者读文件
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-fgIVcDvW-1656299138132)(./picture/目录查找.jpg)]

混合索引计算文件最大长度

inode数据结构时，计算I/O次数

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-23tzAnZR-1656299138133)(./picture/对比内存和磁盘分配.jpg)]

第八章 磁盘存储器的管理

使用时的过程，回收时的过程、可能会出现的情况

磁盘管理空闲块的方法（文件存储空间的管理）

空闲表法

每个表项对应一个空闲区，并登记该空闲区的起始块号和块数等信息

分配时，可采用首次适应、最佳适应等算法
回收时，需要紧凑进行空闲区的合并

连续分配方式，较高的分配速度，常用于对换空间管理等需要连续分配的场合

空闲链表法

空闲盘块链适合离散分配

分配时，从头结点摘
回收时，依次插入链表尾

空闲盘区链适合离散和连续分配

位示图法

分配时，顺序检索位示图，找到第一个0，得到行列号
根据行列号计算对应的盘块号

修改位示图，对应位0->1，并将对应块分配给文件
释放时，计算出盘块号所对应的行列号
修改位示图，对应位1->0

适合离散或连续分配；位示图通常较小，可将其读入内存，进一步加快文件存储空间分配和回收的速度

成组链接法

分配过程
首先检查超级块空闲盘块号栈是否已上锁，若已上锁则进程睡眠等待；否则，核心在给超级块的空闲盘块号栈上锁后，将s_nfree减1。
若s_nfree仍大于0，则将栈顶空闲块分配出去；否则将下一组盘块内容读入超级块，再分配出去该盘块。
若s_nfree为0且栈底登记的盘块号为0，则表示系统已无空闲盘块可分配。
分配操作结束时，还需将空闲盘块号栈解锁，并唤醒所有等待其解锁的进程。

成组链接法建议看天勤的视频

buffer和cache的区别

cache：从磁盘读取数据然后存起来方便以后使用。cache实现数据的重复使用，速度慢的设备需要通过缓存将经常要用到的数据缓存起来，缓存下来的数据可以提供高速的传输速度给速度快的设备。
例如：将硬盘中的数据读取出来放在内存的缓存区中，这样以后再次访问同一个资源，速度会快很多。

buffer：写入到磁盘。buffer是为了提高内存和硬盘（或其他I/O设备）之间的数据交换的速度而设计的。buffer将数据缓冲下来，解决速度慢和快的交接问题；速度快的需要通过缓冲区将数据一点一点传给速度慢的区域。
例如：从内存中将数据往硬盘中写入，并不是直接写入，而是缓冲到一定大小之后刷入硬盘中。

buffer和cache的特点
共性：
都属于内存，数据都是临时的，一旦关机数据都会丢失。

差异：
A.buffer是要写入数据；cache是已读取数据。
B.buffer数据丢失会影响数据完整性，源数据不受影响；cache数据丢失不会影响数据完整性，但会影响性能。
C.一般来说cache越大，性能越好，超过一定程度，导致命中率太低之后才会越大性能越低。buffer来说，空间越大性能影响不大，够用就行。cache过小，或者没有cache，不影响程序逻辑（高并发cache过小或者丢失导致系统忙死除外）。buffer过小有时候会影响程序逻辑，如导致网络丢包。
D.cache可以做到应用透明，编写应用的可以不用管是否有cache，可以在应用做好之后再上cache。当然开发者显式使用cache也行。buffer需要编写应用的人设计，是程序的一部分。
原文链接：https://blog.csdn.net/qq_27516841/article/details/99682823

SPOOLing

将一台独占设备改造为共享设备的技术
由四部分组成：输入井和输出井（在磁盘上），输入缓冲区和输出缓冲区（在内存），（欲）输入进程和（缓）输出进程（模拟脱机时的外围控制机），井管理程序（控制作业与磁盘井之间信息的交换）。

Q：何谓设备虚拟?实现设备虚拟时所依赖的关键技术是什么?
A：通过虚拟技术可将一台独占设备变换成若干台逻辑设备，供若干个用户(进程)同时使用，通常把这种经过虚拟技术处理后的设备称为虚拟设备，其实所依赖的关键数据是SPOOLing技术

Q：在实现后台打印时,SPOOLing系统应为请求I/O的进程提供哪些服务?
A：1.由输出进程在输出并中为之申请一空闲盘块区,并将要打印的数据送入其中;
2.输出进程再为用户进程申请一张空白的用户打印表,并将用户的打印要求填入其中,再将该表挂到请求打印队列上;
3.一旦打印机空闲,输出进程便从请求打印队列的队首取出一张请求打印表,根据表中的要求将要打印的数据，从输出并传送到内存缓冲区,再由打印机进行打印

Q：假脱机系统向用户提供共享打印机的基本思想是什么?
A：对每个用户而言,系统并非即时执行其程序输出数据的真实打印操作,而只是即时将数据输出到缓冲区,这时的数据并未真正被打印,只是将用户感觉系统已为他打印;真正的打印操作,是在打印机空闲且该打印任务在等待队列中已排到队首时进行的;以上过程是对用户屏蔽的,用户是不可见的

第九章 操作系统接口

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