操作系统复习笔记

操作系统复习

chapter 1

1.1 虚拟机

解释：在裸机上加载一层软件，来管理整个计算机系统，形成一个虚拟的计算机

应用：虚拟机将复杂的计算机硬件与用户的编程分离开来，为用户提供一个友好的程序设计接口，以降低编程的复杂度。

另一个虚拟机

由一台裸机向上层提供若干台虚拟机。

不同的虚拟机上可以运行不同的操作系统。

1.2操作系统

system view:

——是裸机上的第一层软件，是对硬件功能的首次扩充，是资源的分配者、管理者。user view:

——是程序设计接口的提供者

1.3 操作系统设计的基本要求：

Portability可移植性 Security安全性 Fairness公正性 Robustness强壮性Efficiency有效性 Interfaces接口统一性 ===> 支持 POSIX 标准 ...

1.4 操作系统的特点

并发——多个事件在同一时间段内发生。

操作系统中各进程间的并发，系统与应用间的并发。

操作系统要完成这些并发过程的管理。

并行(parallel)是指在同一时刻发生。

共享——多个进程共享有限的计算机系统资源。

操作系统要对系统资源进行合理分配和使用。

资源在一个时间段内交替被多个进程所用。

虚拟——一个物理实体映射为若干个对应的逻辑实体(分时或分空间)。

虚拟是操作系统管理系统资源的重要手段，可提高资源利用率。

异步性——（也称不确定性）指进程的执行顺序和执行时间的不确定性。

操作系统必须保证一个进程在不确定的环境下运行有确定的结果。

1.5微内核结构

将操作系统划分成多个模块，

只有一个模块运行在内核，其它模块运行在用户态。 ==> 以提高系统的可靠性but slower

windows 是宏内核因为操作系统和设备驱动共享内核保护模式的内存空间

1.6 进程的地址空间—— A list of memory locations from some minimum (usually 0) to some maximum, which the process can read and write.

1.7 文件——由文件名标识的一组信息的集合

文件名——用于文件管理（在文件系统中逻辑定位一个文件）

i-node ——管理文件管理的结点（在文件系统中物理定位一个文件）

一个文件 <---------> i-node

1.8 inode 号码

inode 在 inode 区的位置

1.9路径名——文件的逻辑定位

目录——组织文件系统的一种实施方法

（文件的逻辑定位与物理定位的结合点）

1.10 文件的硬链接

——文件的一种共享方式

文件的软链接（符号链接）

1.11 A pipe is a sort of pseudo file that can be used to connect two processes

1.12shell

——命令解释器，是由操作系统提供给用户的命令行接口

1.13

核心态和用户态——两种处理器的访问模式

系统调用——操作系统提供给用户的编程接口

1.14操作系统的特权操作

输入/输出操作

存取内存管理寄存器

开、关中断

停机

1.15 POSIX Portable Operating System Interface

为了提高 UNIX 环境下应用程序源代码的可移植性

1.16系统调用的种类

——进程管理 fork() execve() wait() getpid()

——信号管理 signaction() kill()

——文件管理 open() read() mknod() creat() pipe()

——目录管理 mkdir() rmdir() link() mount()

——权限管理 chmod() getuid() setuid()

——时间管理 time() times() utime()

chapter 2

2.1单道程序特点

顺序性——按程序设定的顺序执行

封闭性——资源独占；只有该指令序列才能改变机器的状态；

程序运行的结果只取决于该程序以及初值。

可再现性

缺点：资源浪费可实现的功能简单：无程序间合作；无程序间交互。

2.2多道程序

间断(异步)性：——程序"走走停停"，失去原有的时序关系。

制约性：——程序之间的同步或共享资源的互斥使用。

失去封闭性：——资源共享；程序受其他程序的控制逻辑的影响。

失去可再现性：——外界环境在程序的两次执行期间发生变化，失去原有的可重复特征。

2.3进程

——程序的一次执行过程

进程引入的动机：

为了描述程序在并发执行时对系统资源的共享，

我们需要一个描述程序执行时动态特征的概念，这就是进程。

——是一个具有一定独立功能的程序

在一个数据集合上的一次动态执行过程，是一个独立调度的活动，

是一个可以分配给予资源的抽象实体。

2.4进程的基本特征

——动态性：是程序的一次执行

——并发性：能在并发的环境中运行

——独立性：是运行的基本单位，资源分配和调度的单位

——不可再现性：向前推进的速度不可再现

2.5进程的创建和终止

——创建进程的时机

系统初始化

用户进程调用了 fork 系统调用

响应用户的命令行请求（shell command）

批处理作业的初始化

——进程终止的时机

正常退出（进程调用了 exit 系统调用 ...）

出错退出（预料中的错误）

严重错误（预料之外的错误）

被其它进程 kill

......

2.6

2.7进程上下文

——是进程的映像（或环境），是对进程执行活动的描述。

进程上下文包含以下部分：

——寄存器内容

——与该进程相关的内核控制用数据结构（PCB）

——进程的用户地址空间内容

2.8进程管理表: 存放了每个进程的控制信息（PCB）Process Control Block （进程控制相关的核心数据结构）

PCB 的主要内容：

进程标识符

进程名——进程描述信息

——————

进程状态

进程优先级——进程运行控制信息

——————

计费和调度信息

内存分配情况

打开文件状态

资源占用情况——资源占用信息

——————

程序计数器

...... ——CPU现场保护结构

2.9使用线程的主要原因：

——线程间的数据共享

——线程创建的速度快

——进程中的多个执行线索实现更多样的任务模型

——在多CPU环境中实现并行算法

2.10线程

——信息共享

同一进程中的线程共享进程中的全局数据，打开文件...

——运行独立

线程是CPU调度的单位，具有就绪、阻塞和执行等基本状态线程拥有必不可少的私有资源，如：线程执行状态、寄存器上下文、程序计数器和栈

2.11线程和进程的关系：

——线程是进程中的一个运行线索

——进程作为资源分配的基本单位（CPU资源除外）

2.12线程模型优越性

——数据共享

——通信

不同进程间的线程通信：靠IPC提供的各个方法

同一进程的线程间通信：可以通过直接读写进程数据段来进行通信（如全局变量）

——调度

线程上下文切换比进程上下文切换要快（同一进程内）

2.13——在内核中实现线程

由内核实现线程的创建和撤销，（系统调用）线程的控制信息存放在内核

——在用户空间中实现线程

用户进程利用线程库(run-time system)提供的创建、同步、调度等管理线程的函数来控制线程，（库函数）线程的控制信息也存放在进程用户数据区中

2.14 进程间通信（IPC）IPC ——InterProcess Communication

IPC 主要解决三方面的问题：

——进程之间传递数据

——进程之间约定次序

——进程之间协调对共享数据的互斥访问

2.15低级通信机制

——传递状态和整数值（控制信息），以实现进程间的同步和互斥。

同步：保持不同的进程所发生的事件的某种顺序性。（用于实现进程之间的协作）

互斥：对共享数据的互斥访问：任一时刻只能有一个进程可以对共享数据进行存取。

（用于保护共享数据）

低级通信机制包括：锁变量、信号量、关中、睡眠和唤醒、管程、信号、...

优点：速度快

缺点：传送信息量小；编程复杂，容易出错

2.16高级通信机制

高级通信机制包括：

——消息机制

——管道机制

——共享存储单元机制

——......

优点：能够传送任意数量的数据

2.17竞态条件( Race Condition)

——两个或多个进程同时读写某些共享数据（公共区域），其最后结果的正确与否取决于各个进程存取这个公共区域的确切时序。

==> 结论：必须避免共享数据出现竞态条件。

2.18临界区（Critical Section）

临界区——在一组合作的进程{p1,p2,...pn}中每个进程都含有对同一共享数据进行存取的代码段，这种代码段称作为临界区。

引入临界区的目的：为了避免共享资源上的竞态条件

====> 临界区代码段的穿插执行，引起共享数据上的竞态条件。

临界区的设计原则：

——任何两个进程不能同时处于临界区

——不应对CPU的速度和数目作任何假设

——临界区外的进程不得阻碍其他进程进入临界区

——不得使进程在临界区外无休止地等待=====> 饥饿

2.19 忙等待的互斥busy waiting

——是互斥的一种实现方案：持续地检测一个状态变量,

直到它具有某一特定值之后，才继续往下执行

Possible Solutions for Busy_Waiting:

Strict Alternation Peterson's solution Disabling Interrupts Lock V ariables TSL

1)严格交替法：两个进程的互斥

2）Peterson 方案

Peterson 方案的特点：

——进程进入C.S.的顺序无须严格交替

——如果两个进程几乎同时调用enter_region( ) 函数时，两个进程不会同时进入C.S.,也不

会同时处于忙等待——临界区外的进程不会阻塞其他进程进入临界区

3）禁止中断法（开中关中）

——不适用于一般用户的编程（开中、关中属于特权操作），可用于内核编程

——不适用于多CPU的场合

——是忙等待的互斥（等待进程处于就绪状态，不是受阻状态）

4）锁操作法——使用锁变量实现互斥

锁变量：可在进程之间共享的变量，可在线程之间共享的变量

5）实现原子操作

方法1 ——关中

方法2：——TSL指令（Test & Set）TSL register,lock_name

2.20睡眠和唤醒（实现非忙等待）

为什么需要非忙的等待?

——提高资源利用率

——避免副作用

睡眠（SLEEP）和唤醒（WAKEUP）原语

SLEEP 原语——将引起调用进程阻塞（即进入blocked状态），直到另一进程将其唤醒WAKEUP 原语——唤醒进程（它带一个参数，即要被唤醒的进程）

原语：作为OS核心代码执行，不受进程调度的打断。

进程可以利用sleep( )和wakeup( ) 实现非忙等待

2.21优先级翻转问题(priority inversion problem)：

一台计算机有两个进程，H优先级较高，L优先级较低。

调度规则规定：只要H处于就绪态它就可以运行。在某一时刻，L处于临界区中，此时H 变为就绪态，准备运行（例如，一条I/O操作结束）。现在H开始忙等待，但由于当H就绪时L不会被调度，也就无法离开临界区。所以H将永远忙等待下去，L永远得不到机会。H,L进程进入活锁状态

2.22信号量(semaphore) 实现非忙等待的互斥与同步

可以实现有条件的sleep( ) 和wakeup( )，是一个新的“变量类型”

——信号量中包含一个整型变量sem_value,代表可用资源实体的数量。

——信号量中包含一个指针ptr_sem_queue，指向一个等待队列，队列中包含阻塞在该信号量的各个进程的PCB结构。

——可以通过Down()、Up()两个标准的原语来改变信号量的值。

当多个信号量穿插在一起使用时，要特别当心语句的次序！

2.23信号量实现同步与互斥的缺点：

——同步操作分散，可读性差

——多信号量编程易产生死锁

2.24

二进制信号量== 互斥量

条件变量用来实现线程间同步

2.25高级通信机制

1）共享存储单元机制

特点——允许两个或多个进程共享同一给定的内存区域, IPC各机制中速度最快的一种。关键——需要谨慎处理共享内存存取的互斥问题。

实现——UNIX System V 中，由一个进程设立，其他进程可以共享。

2）管道

作用——在进程之间按照FIFO的方式传递数据，也能用于进程之间的同步。

特点——管道中的数据只能在一个方向上流动，管道中的数据一经读取，将不再存在。实现——管道的传统实现方式是通过文件系统作为存储数据的地方。

它也是UNIX IPC 最古老的形式之一。

无名管道，父子进程之间有名管道，任意进程之间

管道为系统所拥有（而不是用户）管道数据无需永久保存管道的容量是有限的

管道有两个指针：

——当前位置指针(由读进程使用) ——长度指针(由写进程使用)

这两个指针决定读写管道数据的位置

当管道已满时，则向管道写数据的进程将被挂起

当管道为空时，则试图从管道中读取数据的进程将被挂起

2.26消息传递

消息传递原语：send（destination,&message）; receive(source, &message); 消息传递的各种方式：

使用消息缓存区使用mail box 不使用缓存区(采用会合原则)

会合原则(rendezvous principle):

如果SEND在RECEIVE之前执行，则发送进程被阻塞，直到RECEIVE发生。

如果RECEIVE先被执行，则接收者阻塞直到SEND发生。

执行消息传递时，消息可以直接从发送者拷贝到接收者，不用任何中间缓冲。

2.27进程调度

——当有多个进程就绪时，操作系统必须决定先运行哪一个。

操作系统中作出这种决定的部分称作调度程序(scheduler)，它使用的算法称作调度算法进程调度的时机

——A new process starts

——The running process exits

——The running process is blocked

——I/O interrupt (some processes will be ready)

——Clock interrupt (every 10 milliseconds)

1）最简单的调度策略：FCFS（先来先服务）（非抢占型调度）

2）抢占型调度：

【时间片轮转调度】关键：确定时间片的长度

太长：周转慢太短：进程切换的系统开销大结论：100ms--200ms

【优先级调度】

——给不同类型的进程赋予不同级别的优先级；

——调度算法总是选优先级高的进程占用CPU。

设定优先级的高低所考虑的因素：

——占CPU时间短、较底层的进程优先级应该比较高。

——I/O密集型进程应尽快完成CPU上的处理。

——高优先级的进程在运行了一段时间后，其优先级可适当下调。

【“优先级+ 时间片”】

——每个进程有一个静态的优先级。

——各级之间采用优先级调度。

——每一级内采用时间片轮转调度。

问题：低优先级的进程有可能饿死。

改进：动态调整进程的优先级。

适用：优先级高的进程运行的速度快，占cpu的时间短的系统。

【多重队列调度】

——系统构造了多个队列，各个队列有不同的优先级。

——进程就绪之初，进入不同的优先级队列。

——当一个进程从cpu上被切换下来后排入下一个优先级队列。

——各级队列的时间片各不相同，下一级的时间片是上一级的两倍。

——调度程序总是选较高优先级的进程运行。

——当下级进程长时间未被调度，其优先级将上升一级。

cpu密集型进程：得到的时间片逐渐变长，切换次数较少。

I/O密集型进程：有较高的优先级，cpu占用的时间短，交互响应速度快。

评价：兼顾cpu密集进程和I/O密集进程。

3）最短进程优先算法（非抢占型调度）批处理系统

原则：选择最短的作业占用CPU。

目标：缩短进程的平均运行时间。

问题：预先难以知道进程的本次运行时间。

解决方法：根据进程过去的行为进行推测、估计其将来的运行时间。

最短进程优先算法只在所有作业同时可用的情况下才是最优的。==> 最短剩余时间优先4）保证调度算法

特点：向用户保证遵守某种原则，作出明确的性能保证。

例如：若你的进程工作时有n个用户登录则你将获得cpu处理能力的1/n。

实现：

系统跟踪各进程自创建以来已使用了多少CPU时间，然后计算各进程应获得的CPU时间。——计算出该进程已获得的CPU时间和应获得的CPU时间之比。

——该算法转向比率最低的进程，直到该进程的比率超过次最低进程为止。

评价：实现比较困难

5）彩票调度算法

——为进程发放针对系统各种资源（如CPU时间）的彩票。

——当调度程序需作出决策时，随机选择一张彩票，持有该彩票的进程将获得系统资源。——对于CPU调度，系统可能每20毫秒抽一张彩票，中彩者运行。

改进措施

——对需要优先考虑的进程可以多发放一些彩票，以提高中彩概率。

——相互合作的进程之间可以转让彩票（如client进程和server进程）。

评价：实现简单，反应灵敏

6）公平分享调度算法

——从进程的角度评价CPU的占用比例

7）【实时调度】

实时调度的特点:

——要求更详细的调度信息。

如就绪时间、开始或完成截止时间、处理时间、

资源要求、绝对或相对优先级（硬实时或软实时）。

——采用抢占式调度。

——快速中断响应，在中断处理时（硬件）关中断的时间尽量短。

——快速上下文切换：相应地采用较小的调度单位（如线程）。

实时调度算法：

——硬实时（必须满足截止时间的要求）

——软实时（可以容忍一定的截止时间延迟）

实时事件：

——周期性出现

——随机性出现

2.28线程调度算法

内核级线程：可使用进程模型中的各种“进程间调度”（线程调度由内核完成）

用户级线程：进程内部采用轮转或优先级调度（无中断控制）由库函数中的运行时系统完成

优缺点：

——线程间切换的耗费

用户级线程：在用户态进行，无须转到核内==> 小

内核级线程：在内核态进行==> 大

——调度算法

用户级线程：==> 可以是应用程序专用的调度算法

内核级线程：==> 用户没有决策权

——调度状态的颗粒度

用户级线程：==> 大进程受阻，进程内线程全“受阻”

内核级线程：==> 小

——并发程度

用户级线程：==> 低

内核级线程：==> 高

2.29进程状态与线程状态的关系

进程blocked线程blocked 线程blocked进程可running

2.30两级调度算法

一般情况下正在运行的进程都在内存中。如果没有足够的内存，

则某些进程的进程图像将全部或部分地被放在磁盘上。

低级调度——低级调度程序选择当前在内存中的就绪进程占用cpu

高级调度——高级调度程序实现进程在内存和磁盘间来回交换（时机与实施）

高级调度程序用于决策的标准包括：

——进程自上次被换入或换出以来的时间

——进程最近使用的CPU时间

——进程图像的大小

——进程的优先级

chapter 3

3.1死锁

——若干个进程组成的集合中，每一个进程都在等待一个事件发生，而此事件只能由本集合中的另一个进程才能引发，则这种情况被视为死锁。

3.2死锁条件(必要条件)

——互斥条件：每一资源或者被分配给一个进程，或者空闲。

——保持和等待条件：已分配到了一些资源的进程可以申请新的资源。

——非剥夺条件：已分配给一进程的资源不可被剥夺，只能由占有它的进程显式地释放。——循环等待条件：系统必然有一条由两个或两个以上的进程组成的循环链，链中的每一个进程都在等待相邻进程占用的资源。

3.3死锁解决的各种算法

——忽略从新开机（鸵鸟算法）——预防谨慎分配资源（检测和恢复）——恢复破坏死锁的必要条件

3.4避免死锁的几种算法

前提：预先知道进程的资源使用情况。

关键：走一步算几步，预测是否会发生死锁。

1）单种资源的银行家算法2）资源轨迹图3）多种资源的银行家算法

一个状态是安全的——

存在一个状态序列能够使所有进程均得到其所需的所有资源

3.5 I/O设备组成部分：

——设备控制器——设备主体

3.6设备控制器设置的目的：

——解释cpu 的控制指令

cpu 通过写设备控制器中的寄存器来向I/O设备发命令或写数据；

设备控制器解释命令，并向设备发出控制信号或数据

——接收、检测来自设备的数据或状态

cpu 通过读设备控制器中的寄存器来取得数据或状态

——整合、校验来自设备的数据，并输出到内存

3.7内存映射I/O优点

驱动程序可以直接读写控制寄存器、数据缓存区，而不需要使用I/O 指令

==> 可以用C 编写控制I/O 的程序==> 驱动程序可以放到核外

缺点：内存的高速缓存（cache）对被映射到内存地址段的控制寄存器会有副作用====> OS 启用“页面禁止缓存”方式来管理I/O

识别地址是内存的，还是I/O设备的——硬件增添了额外的复杂性

====> 使用双总线内存体系结构

3.8程序控制I/O （Programmed I/O）

——I/O 操作由程序发起，并等待操作完成，数据的每次读写都通过程序控制。

缺点：在外设进行数据处理时，CPU只能等待

中断驱动方式

——I/O 操作由程序发起，在操作完成时（如数据可读或已经写入）由外设向CPU发出中断信号，通知I/O程序，数据的每次读写通过CPU。

优点：在外设进行数据处理时，CPU不必等待，可以继续执行该程序或其他程序。

缺点：CPU每次处理的数据量少（通常不超过几个字节），只适于数据传输率较低的设备。直接存储器存储访问方式（Direct Memory Access, DMA）

目的：减轻cpu在I/O过程中的负担，从而使cpu从I/O的数据传送中解脱出来。

方法：由DMA控制器来控制数据从设备到内存的传送。

对象：块设备(高速设备)的数据I/O。

实现：1) 由驱动程序设置DMA控制器中的若干寄存器值（如内存始址、传送字节数），然后发起I/O操作。2) 由DMA控制器主导完成内存与外设的成批数据交换，在操作完成时，DMA控制器向CPU发出中断信号。

通道控制方式

——通道控制器(Channel Processor)有自己的专用存储器，可以执行由通道指令组成的通道程序，因此可以进行较为复杂的I/O控制。

3.9 I/O 软件的组织

第4层：用户层软件（最上层）

第3层：与设备无关的操作系统I/O 软件

第2层：设备驱动程序set register check status

第1层：中断处理程序（底层）

3.10 中断处理程序

——保护末被硬件保护的所有寄存器（包括处理机状态字PSW）

(将寄存器复制到PCB 表中)

——为中断处理程序设置上下文（如TLB、MMU 或页表）

——为中断处理程序设置栈指针

——应答中断控制器（或开中）

——识别中断源，分析产生中断的原因

——运行中断处理程序，处理发生的中断事件（如读写设备寄存器）

——执行调度程序，选择当前进程

——为下一个进程设置上下文（如TLB、MMU 或页表）

——装入下一个进程的寄存器（包括处理机状态字PSW）

——开始运行下一个进程

3.11精确中断：

——PC 保存在一个已知的地方

——PC 指向的指令之前的所有指令已经完全执行

——PC 指向的指令之后的所有指令都没有执行

——PC 指向的指令的执行状态是已知的

3.12设备驱动程序的设计要点：

—设备驱动程序在发布了I/O 指令后，将等待I/O 的完成（阻塞）（中断处理时将其唤醒）——设备驱动程序必须是可重入的(reentrant)

即: 程序的一次执行结束之前，又一个执行过程开始执行该程序

——在一个支持设备热插拔的系统中，设备驱动程序正在执行时被告知设备已被拔出，这时设备驱动程序必须做好善后处理

——设备驱动程序不能使用系统调用（用户库函数），它可以直接使用相关内核函数，以获得相应的服务==X==> printf(...) =====>printk(...)

3.13设备无关的I/O软件

设置目的：包装执行适用于所有设备的常用I/O功能，并向用户层软件提供一个统一的接口。设备无关性——以同样的方式访问文件与设备，与它们的物理设备无关。

设备无关的I/O软件的功能：向上提供一个统一的接口缓存数据

错误报告专用设备的分配与释放定义一个与设备无关的块大小

3.14 SPOOLing 系统

它是在多道程序系统中实现共享的独占设备的互斥访问的一种方法。

3.15提高磁盘I/O的一些方法

——提前读

——延迟写

——虚拟盘（RAM盘）

RAM盘：将RAM存储器的一部分用来构造一个按磁盘方式读写的存储区域。

特点：它是一个没有寻道和旋转延迟的块设备，适于存储需要频繁存取的程序和数据。

3.16磁头臂调度算法

先来先服务（FIFS）特点：简单，但无法优化t1

最短寻道（SSF）磁盘调度算法——下一个请求总是选择和磁盘臂最接近的柱面请求==> 特点：柱面移动数较少，但远离柱面中部区域的请求得到的服务差。

（这里获得最小响应时间的目标和公平性之间存在冲突。）

电梯算法

——电梯保持按一个方向运动，直到在那个方向上没有更远的请求为止，然后改变方向。特点：有时比SSF算法好，有时不如。但对任意的一组请求，移动磁盘臂次数的上界是固定的，正好是柱面数的两倍。

3.17稳定的存储器两个相同的磁盘

3.18时钟硬件

工作原理：晶体振荡器信号送入计数器，并使其递减计数至零，

当计数至零时，产生一个时钟中断。

时钟软件

——维护日期时间

——防止进程的运行时间超出其允许的时间（时间片）

——对CPU使用进行记账

——处理用户进程提出的闹钟系统调用

——为系统本身的其它部分提供监视定时器

——支持直方图监视和统计信息搜集

3.19维护时间的方法：

3.20

3.21软定时器（基于软件的定时器模式）

需求：——间隔时间极短的软件定时器：

中断的开销太大+ 时钟间隔太长（软件定时器的间隔时间要求极短）轮询的等待耗费太大解决方法：不使用时钟中断，当从内核返回之前（系统调用结束TLB未命中页面失效I/O 中断CPU 变得空闲）检查是否有定时器时间到2us - 18us

3.22 alarm 功能实现概要

——用户进程提出闹钟请求

——系统为该进程设置闹钟，并为其设置闹钟时间到的响应函数。

——时钟中断到来时，clock_handler 检查next_alarm时间是否到。

如果时间到了，则启动相应的操作。

3.23用户进程的切换时机：

——用户进程被系统进程抢占设备中断的到来

——用户进程被其他用户进程抢占进程时间片用完

——用户进程放弃运行前提条件不满足（用户进程受阻）

chapter 4

4.1存储器管理

——存储资源的分配和回收：

——地址变换：

——存储共享和保护：

——存储器扩充

4.2使用位图的内存管理

——内存按一定的长度分割成一个一个分配单位每一个分配单位对应位图中的一位——分配时，搜索位图，找到一个连续的0串，并将其置为1串

——回收时，将位图相应位置为0 （0代表空闲）

4.3使用链表的内存管理

将已分配的内存段和空闲的内存段用链表管理起来。

链表结构的改进：

==> 将已分配的内存段和空闲的内存段分别用链表管理起来。

==> 链表中的结点按段的长度从小到大排序。或按段的起始地址从小到大排序4.4

4.5 空闲内存的回收算法

要求：回收后相邻段必须合并（按地址排序为宜）

4.6

4.7分页技术的优点

没有外碎片，碎片大小不超过页的大小

一个进程的图像不必在内存中连续存放，便于改变进程图像所占内存空间大小

4.8每个进程的页表可能不同

页表项结构

4.9多级页表

4.10

TLBs的匹配时并行的，由硬件完成

4.11

内存中有必要建立完整的页表吗？

逆向页表进程的不完整页表

问题：从虚拟地址到物理地址的转换变得很困难

解决：TLBs 使用哈希表组织逆向页表

4.12页面替换算法

自然页流：当前使用的页面集随时间不断变化

特点：每个时间点上使用页面不多，而且变化缓慢

1）最优页面替换法

先计算经过多少条指令再被引用，最久的先淘汰（不实用）可作为评价标准

2）最近未使用页面替换算法（NRU）

利用页表项中的引用位R和修改位M

实现方便，性能虽不是最佳，却也令人满意

3）先进先出页面替换算法（FIFO）很少使用纯粹的该算法

4)第二次机会页面替换算法对FIFO的改进

检测R位，若为0删除，若为1将它移到队尾且将R清零（修改装入时间）

（何时清除R位，每个时钟到来清除R位）

5）时钟页面替换算法对第二次机会算法的改进

只是将单链换成了环链

6）最久未使用页面替换算法（LRU）

淘汰掉没有使用的时间最长的页面

法一：每次被访问的页都移到队尾，淘汰掉队头就行

法二：设置一个64位计数器，执行一条指令就加1，再存入页表项中

7）用软件模拟LRU算法

每个页有个软件计数器，每次时钟中断，R位往上加，计数最小被替换

问题：早先密集可能大于最近刚使用

改进（老化算法）==》易于实现的有效算法

在R位被加进来之前计数器右移一位，R位被加到最左边

4.13工作集模型避免系统颠簸

当正在运行的进程数量增加到一定程度时，cpu的使用率反而下降====> 系统颠簸

工作集——进程最近时段内使用的页的集合：w(t,τ)

工作集模型：跟踪进程的工作集，使保证进程的工作集在内存中，这样能使进程运行时页面故障的发生率下降。

工作集的跟踪方法：

——用老化算法来跟踪页面

——若页面的计数器的高n 位含有“1”，则该页面属于工作集

工作集页面置换算法：

在需要淘汰页面时，找一个不在工作集中的页面。

4.14局部分配与全局分配

当进程pa发生页面故障时，淘汰的页面是在进程pa的页面中找？（局部分配）

还是在内存中的所有页面中找？（全局分配）

结论：进程按比例分配初始页面数+ 全局分配页面

4.15分离的指令空间与数据空间

好处：

——进程的地址空间变大

——有利于实现进程之间共享正文段

4.16内存映射的文件mmap系统调用

如果两个或两个以上的进程同时映射了同一个文件，他们就可以通过共享内存来通信。

4.17清楚策略

paging daemon：

——定期检查内存可分配页面数的情况

——当低于一定量时，启动页面替换算法，换出页面

4.18分页式虚存中的一些实现问题

page fault 指令备份锁定内存中的页面后备存储

4.19 策略与机制的分离

——把策略从机制中分离出来将决策算法放到用户空间运行

策略(user space) 外部页面调度算法

机制(kernel space) 缺页处理程序

机制(MMU相关代码)

4.20分段式虚存

[分段式虚存基本思想] 将程序地址按逻辑分段

[分段编址优点]

——面向程序，面向用户；

——某段大小的变化不会影响其他段；

——可以以段为单位，实现数据或过程的保护和共享。

[分段式虚地址] （段号，段内位移）