操作系统的四个特性
并发是指宏观上在一段时间内能同时运行多个程序，而并行则指同一时刻能运行多个指令。
并行需要硬件支持，如多流水线、多核处理器或者分布式计算系统。
操作系统通过引入进程和线程，使得程序能够并发运行。
共享是指系统中的资源可以被多个并发进程共同使用。
有两种共享方式：互斥共享和同时共享。
互斥共享的资源称为临界资源，例如打印机等，在同一时间只允许一个进程访问，需要用同步机制来实现对临界资源的访问。
虚拟技术把一个物理实体转换为多个逻辑实体。
主要有两种虚拟技术：时分复用技术和空分复用技术。
多个进程能在同一个处理器上并发执行使用了时分复用技术，让每个进程轮流占有处理器，每次只执行一小个时间片并快速切换。
虚拟内存使用了空分复用技术，它将物理内存抽象为地址空间，每个进程都有各自的地址空间。地址空间的页被映射到物理内存，地址空间的页并不需要全部在物理内存中，当使用到一个没有在物理内存的页时，执行页面置换算法，将该页置换到内存中。
异步指进程不是一次性执行完毕，而是走走停停，以不可知的速度向前推进。
操作系统的主要功能
处理机管理：处理机分配都是以进程为单位，所以处理机管理也被看做是进程管理。包括进程控制，进程同步，进程通信和进程调度
存储器管理（或者内存管理）：内存分配，内存保护，地址映射，内存扩充
设备管理：管理所有外围设备，包括完成用户的IO请求；为用户进程分配IO设备；提高IO设备利用率；提高IO速度；方便IO的使用
文件管理：管理用户文件和系统文件，方便使用同时保证安全性。包括：磁盘存储空间管理，目录管理，文件读写管理以及文件共享和保护
提供用户接口：程序接口（如API）和用户接口（如GUI）
进程的状态与转换
运行状态：进程正在处理机上运行。在单处理机环境下，每一时刻最多只有一个进程处于运行状态。
就绪状态：进程已处于准备运行的状态，即进程获得了除处理机之外的一切所需资源，一旦得到处理机即可运行。
阻塞状态，又称等待状态：进程正在等待某一事件而暂停运行，如等待某资源为可用（不包括处理机）或等待输入/输出完成。即使处理机空闲，该进程也不能运行。
注意区别就绪状态和等待状态：就绪状态是指进程仅缺少处理机，只要获得处理机资源就立即执行；而等待状态是指进程需要其他资源（除了处理机）或等待某一事件。
就绪状态 -> 运行状态：处于就绪状态的进程被调度后，获得处理机资源（分派处理机时间片），于是进程由就绪状态转换为运行状态。
运行状态 -> 就绪状态：处于运行状态的进程在时间片用完后，不得不让出处理机，从而进程由运行状态转换为就绪状态。此外，在可剥夺的操作系统中，当有更高优先级的进程就 、 绪时，调度程度将正执行的进程转换为就绪状态，让更高优先级的进程执行。
运行状态 -> 阻塞状态：当进程请求某一资源（如外设）的使用和分配或等待某一事件的发生（如I/O操作的完成）时，它就从运行状态转换为阻塞状态。进程以系统调用的形式请求操作系统提供服务，这是一种特殊的、由运行用户态程序调用操作系统内核过程的形式。
阻塞状态 -> 就绪状态：当进程等待的事件到来时，如I/O操作结束或中断结束时，中断处理程序必须把相应进程的状态由阻塞状态转换为就绪状态。
进程与线程的区别
进程：进程是进程实体的运行过程，是系统进行资源分配和调度的一个独立单位（具有动态、并发、独立、异步的特性，以及就绪、执行、阻塞3种状态）；引入进程是为了使多个程序可以并发的执行，以提高系统的资源利用率和吞吐量。
线程：是比进程更小的可独立运行的基本单位，可以看做是轻量级的进程（具有轻型实体，独立调度分派单位，可并发执行，共享进程资源等属性）；引入目的是为了减少程序在并发执行过程中的开销，使OS的并发效率更高。
进程控制块 (Process Control Block, PCB) 描述进程的基本信息和运行状态，所谓的创建进程和撤销进程，都是指对 PCB 的操作
（1）进程是资源的分配和调度的一个独立单元，而线程是CPU调度的基本单元
（2）同一个进程中可以包括多个线程，并且线程共享整个进程的资源（寄存器、堆栈、上下文），一个进行至少包括一个线程。
（3）进程的创建调用fork或者vfork，而线程的创建调用pthread_create，进程结束后它拥有的所有线程都将销毁，而线程的结束不会影响同个进程中的其他线程的结束
（4）线程是轻两级的进程，它的创建和销毁所需要的时间比进程小很多，所有操作系统中的执行功能都是创建线程去完成的 （5）线程中执行时一般都要进行同步和互斥，因为他们共享同一进程的所有资源
（6）线程有自己的私有属性TCB，线程id，寄存器、硬件上下文，而进程也有自己的私有属性进程控制块PCB，这些私有属性是不被共享的，用来标示一个进程或一个线程的标志
由于创建或撤销进程时，系统都要为之分配或回收资源，如内存空间、I/O 设备等，所付出的开销远大于创建或撤销线程时的开销。类似地，在进行进程切换时，涉及当前执行进程 CPU 环境的保存及新调度进程 CPU 环境的设置，而线程切换时只需保存和设置少量寄存器内容，开销很小
一个进程的（虚）地址空间大小为4G，分为系统（内核？）空间和用户空间两部分，系统空间为所有进程共享，而用户空间是独立的，一般WINDOWS进程的用户空间为2G
对临界资源进行访问的那段代码称为临界区。
为了互斥访问临界资源，每个进程在进入临界区之前，需要先进行检查。
- 同步：多个进程按一定顺序执行；
- 互斥：多个进程在同一时刻只有一个进程能进入临界区。
信号量（Semaphore）是一个整型变量，可以对其执行 down 和 up 操作，也就是常见的 P 和 V 操作。
- down : 如果信号量大于 0 ，执行 -1 操作；如果信号量等于 0，进程睡眠，等待信号量大于 0；
- up ：对信号量执行 +1 操作，唤醒睡眠的进程让其完成 down 操作。
down 和 up 操作需要被设计成原语，不可分割，通常的做法是在执行这些操作的时候屏蔽中断。
如果信号量的取值只能为 0 或者 1，那么就成为了 互斥量（Mutex） ，0 表示临界区已经加锁，1 表示临界区解锁。
使用信号量实现生产者-消费者问题
同步的解决方案：管程，信号量
使用信号量机制实现的生产者消费者问题需要客户端代码做很多控制，而管程把控制的代码独立出来，不仅不容易出错，也使得客户端代码调用更容易
管程有一个重要特性：在一个时刻只能有一个进程使用管程。进程在无法继续执行的时候不能一直占用管程，否者其它进程永远不能使用管程。
管程引入了 条件变量 以及相关的操作：wait() 和 signal() 来实现同步操作。对条件变量执行 wait() 操作会导致调用进程阻塞，把管程让出来给另一个进程持有。signal() 操作用于唤醒被阻塞的进程。
使用管程实现生产者-消费者问题
经典的进程同步问题：生产者-消费者问题；哲学家进餐问题；读者-写者问题
允许多个进程同时对数据进行读操作，但是不允许读和写以及写和写操作同时发生。
五个哲学家围着一张圆桌，每个哲学家面前放着食物。哲学家的生活有两种交替活动：吃饭以及思考。当一个哲学家吃饭时，需要先拿起自己左右两边的两根筷子，并且一次只能拿起一根筷子。
下面是一种错误的解法，考虑到如果所有哲学家同时拿起左手边的筷子，那么就无法拿起右手边的筷子，造成死锁
为了防止死锁的发生，可以设置两个条件：
- 必须同时拿起左右两根筷子；
- 只有在两个邻居都没有进餐的情况下才允许进餐。
用户态和核心态
当程序运行在3级特权级上时，就可以称之为运行在用户态，因为这是最低特权级，是普通的用户进程运行的特权级，大部分用户直接面对的程序都是运行在用户态；
反之，当程序运行在级特权级上时，就可以称之为运行在内核态。
虽然用户态下和内核态下工作的程序有很多差别，但最重要的差别就在于特权级的不同，即权力的不同。运行在用户态下的程序不能直接访问操作系统内核数据结构和程序。
当我们在系统中执行一个程序时，大部分时间是运行在用户态下的，在其需要操作系统帮助完成某些它没有权力和能力完成的工作时就会切换到内核态。
用户态切换到内核态的3种方式
-
系统调用：这是用户态进程主动要求切换到内核态的一种方式，用户态进程通过系统调用申请使用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int 80h中断。
-
异常：当CPU在执行运行在用户态下的程序时，发生了某些事先不可知的异常，这时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，也就转到了内核态，比如缺页异常。 -
外围设备的中断：当外围设备完成用户请求的操作后，会向CPU发出相应的中断信号，这时CPU会暂停执行下一条即将要执行的指令转而去执行与中断信号对应的处理程序，如果先前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由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
死锁
处理方法
主要有以下四种方法：
- 鸵鸟策略
- 死锁检测与死锁恢复
- 死锁预防
- 死锁避免
鸵鸟策略
把头埋在沙子里，假装根本没发生问题。
因为解决死锁问题的代价很高，因此鸵鸟策略这种不采取任务措施的方案会获得更高的性能。
当发生死锁时不会对用户造成多大影响，或发生死锁的概率很低，可以采用鸵鸟策略。
大多数操作系统，包括 Unix，Linux 和 Windows，处理死锁问题的办法仅仅是忽略它
死锁检测与死锁恢复
不试图阻止死锁，而是当检测到死锁发生时，采取措施进行恢复。
1. 每种类型一个资源的死锁检测
上图为资源分配图，其中方框表示资源，圆圈表示进程。资源指向进程表示该资源已经分配给该进程，进程指向资源表示进程请求获取该资源。
图 a 可以抽取出环，如图 b，它满足了环路等待条件，因此会发生死锁。
每种类型一个资源的死锁检测算法是通过检测有向图是否存在环来实现，从一个节点出发进行深度优先搜索，对访问过的节点进行标记，如果访问了已经标记的节点，就表示有向图存在环，也就是检测到死锁的发生
死锁恢复
- 利用抢占恢复
- 利用回滚恢复
- 通过杀死进程恢复
内存管理
虚拟内存
虚拟内存的目的是为了让物理内存扩充成更大的逻辑内存，从而让程序获得更多的可用内存。
为了更好的管理内存，操作系统将内存抽象成地址空间。每个程序拥有自己的地址空间，这个地址空间被分割成多个块，每一块称为一页。这些页被映射到物理内存，但不需要映射到连续的物理内存，也不需要所有页都必须在物理内存中。当程序引用到不在物理内存中的页时，由硬件执行必要的映射，将缺失的部分装入物理内存并重新执行失败的指令。
从上面的描述中可以看出，虚拟内存允许程序不用将地址空间中的每一页都映射到物理内存，也就是说一个程序不需要全部调入内存就可以运行，这使得有限的内存运行大程序成为可能。例如有一台计算机可以产生 16 位地址，那么一个程序的地址空间范围是 0~64K。该计算机只有 32KB 的物理内存，虚拟内存技术允许该计算机运行一个 64K 大小的程序。
基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序的一部分装入内存，而将其余部分留在外存，就可以启动程序执行。在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统将所需要的部分调入内存,然后继续执行程序。另一方面，操作系统将内存中暂时不使用的内容换出到外存上，从而腾出空间存放将要调入内存的信息。这样，系统好像为用户提供了一个比实际内存大得多的存储器，称为虚拟存储器。
1、什么是局部性原理?
一个编写良好的计算机程序，它们倾向于引用邻近于其他最近引用过的数据项的数据项，或者最近引用过的数据项本身，我们称这种程序具有良好的局部性。这种倾向性，我们称之为局部性原理，是一个持久的概念，对于硬件和软件系统的设计和性能都有着极大的影响。
2、局部性的形式
时间局部性和空间局部性。在一个具有良好时间局部性的程序中，被引用过一次的存储器在不远的将来会被再次引用。在一个具有良好空间局部性的程序中，如果一个存储器位置被引用了一次，那么程序很可能在不远的将来引用附近的一个存储器的位置。
3、局部性的应用
在硬件层，局部性原理允许计算机设计者通过引入称为高速缓存存储器的小而快速的存储器来保存最近被引用的指令和数据项，从而提高对主存的访问速度。在操作系统级，局部性原理允许系统使用主存作为虚拟地址空间最近被引用块的高速缓存。
虚拟存储器的特征：
- 多次性：一个作业可以分多次被调入内存。多次性是虚拟存储特有的属性
- 对换性：作业运行过程中存在换进换出的过程(换出暂时不用的数据换入需要的数据)
- 虚拟性：虚拟性体现在其从逻辑上扩充了内存的容量(可以运行实际内存需求比物理内存大的应用程序)。虚拟性是虚拟存储器的最重要特征也是其最终目标。虚拟性建立在多次性和对换性的基础上行，多次性和对换性又建立在离散分配的基础上
分页系统地址映射
内存管理单元（MMU）管理着地址空间和物理内存的转换，其中的页表（Page table）存储着页（程序地址空间）和页框（物理内存空间）的映射表。
一个虚拟地址分成两个部分，一部分存储页面号，一部分存储偏移量。
下图的页表存放着 16 个页，这 16 个页需要用 4 个比特位来进行索引定位。例如对于虚拟地址（0010 000000000100），前 4 位是存储页面号 2，读取表项内容为（110 1），页表项最后一位表示是否存在于内存中，1 表示存在。后 12 位存储偏移量。这个页对应的页框的地址为 （110 000000000100）
基本分页储存管理方式
把主存空间划分为大小相等且固定的块，块相对较小，作为主存的基本单位。每个进程也以块为单位进行划分，进程在执行时，以块为单位逐个申请主存中的块空间。
因为程序数据存储在不同的页面中，而页面又离散的分布在内存中，因此需要一个页表来记录逻辑地址和实际存储地址之间的映射关系，以实现从页号到物理块号的映射。
由于页表也是存储在内存中的，因此和不适用分页管理的存储方式相比，访问分页系统中内存数据需要两次的内存访问(一次是从内存中访问页表，从中找到指定的物理块号，加上页内偏移得到实际物理地址；第二次就是根据第一次得到的物理地址访问内存取出数据)。
为了减少两次访问内存导致的效率影响，分页管理中引入了快表机制，包含快表机制的内存管理中，当要访问内存数据的时候，首先将页号在快表中查询，如果查找到说明要访问的页表项在快表中，那么直接从快表中读取相应的物理块号；如果没有找到，那么访问内存中的页表，从页表中得到物理地址，同时将页表中的该映射表项添加到快表中(可能存在快表换出算法)。
在某些计算机中如果内存的逻辑地址很大，将会导致程序的页表项会很多，而页表在内存中是连续存放的，所以相应的就需要较大的连续内存空间。为了解决这个问题，可以采用两级页表或者多级页表的方法，其中外层页表一次性调入内存且连续存放，内层页表离散存放。相应的访问内存页表的时候需要一次地址变换，访问逻辑地址对应的物理地址的时候也需要一次地址变换，而且一共需要访问内存3次才可以读取一次数据。
基本分段储存管理方式
分页是为了提高内存利用率，而分段是为了满足程序员在编写代码的时候的一些逻辑需求(比如数据共享，数据保护，动态链接等)。
分段内存管理当中，地址是二维的，一维是段号，一维是段内地址；其中每个段的长度是不一样的，而且每个段内部都是从0开始编址的。由于分段管理中，每个段内部是连续内存分配，但是段和段之间是离散分配的，因此也存在一个逻辑地址到物理地址的映射关系，相应的就是段表机制。段表中的每一个表项记录了该段在内存中的起始地址和该段的长度。段表可以放在内存中也可以放在寄存器中。
访问内存的时候根据段号和段表项的长度计算当前访问段在段表中的位置，然后访问段表，得到该段的物理地址，根据该物理地址以及段内偏移量就可以得到需要访问的内存。由于也是两次内存访问，所以分段管理中同样引入了联想寄存器。
虚拟内存采用的是分页技术，也就是将地址空间划分成固定大小的页，每一页再与内存进行映射。
下图为一个编译器在编译过程中建立的多个表，有 4 个表是动态增长的，如果使用分页系统的一维地址空间，动态增长的特点会导致覆盖问题的出现。
分段的做法是把每个表分成段，一个段构成一个独立的地址空间。每个段的长度可以不同，并且可以动态增长。
段页式
程序的地址空间划分成多个拥有独立地址空间的段，每个段上的地址空间划分成大小相同的页。这样既拥有分段系统的共享和保护，又拥有分页系统的虚拟内存功能。
分页与分段的比较
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对程序员的透明性：分页透明，但是分段需要程序员显示划分每个段。
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地址空间的维度：分页是一维地址空间，分段是二维的。
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大小是否可以改变：页的大小不可变，段的大小可以动态改变。
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出现的原因：分页主要用于实现虚拟内存，从而获得更大的地址空间；分段主要是为了使程序和数据可以被划分为逻辑上独立的地址空间并且有助于共享和保护。
页面置换算法
在程序运行过程中，如果要访问的页面不在内存中，就发生缺页中断从而将该页调入内存中。此时如果内存已无空闲空间，系统必须从内存中调出一个页面到磁盘对换区中来腾出空间。
页面置换算法和缓存淘汰策略类似，可以将内存看成磁盘的缓存。在缓存系统中，缓存的大小有限，当有新的缓存到达时，需要淘汰一部分已经存在的缓存，这样才有空间存放新的缓存数据。
页面置换算法的主要目标是使页面置换频率最低（也可以说缺页率最低）
页面置换算法
最佳置换算法：只具有理论意义的算法，用来评价其他页面置换算法。置换策略是将当前页面中在未来最长时间内不会被访问的页置换出去。
先进先出置换算法：简单粗暴的一种置换算法，没有考虑页面访问频率信息。每次淘汰最早调入的页面。
最近最久未使用算法LRU：算法赋予每个页面一个访问字段，用来记录上次页面被访问到现在所经历的时间t，每次置换的时候把t值最大的页面置换出去(实现方面可以采用寄存器或者栈的方式实现)。
时钟算法clock(也被称为是最近未使用算法NRU)：页面设置一个访问位，并将页面链接为一个环形队列，页面被访问的时候访问位设置为1。页面置换的时候，如果当前指针所指页面访问为为0，那么置换，否则将其置为0，循环直到遇到一个访问为位0的页面。
改进型Clock算法：在Clock算法的基础上添加一个修改位，替换时根究访问位和修改位综合判断。优先替换访问位和修改位都是0的页面，其次是访问位为0修改位为1的页面。
最少使用算法LFU：设置寄存器记录页面被访问次数，每次置换的时候置换当前访问次数最少的。
进程调度算法
不同环境的调度算法目标不同，因此需要针对不同环境来讨论调度算法。
1. 批处理系统
批处理系统没有太多的用户操作，在该系统中，调度算法目标是保证吞吐量和周转时间（从提交到终止的时间）。
1.1 先来先服务 first-come first-serverd（FCFS）
按照请求的顺序进行调度。
有利于长作业，但不利于短作业，因为短作业必须一直等待前面的长作业执行完毕才能执行，而长作业又需要执行很长时间，造成了短作业等待时间过长。
1.2 短作业优先 shortest job first（SJF）
按估计运行时间最短的顺序进行调度。
长作业有可能会饿死，处于一直等待短作业执行完毕的状态。因为如果一直有短作业到来，那么长作业永远得不到调度。
1.3 最短剩余时间优先 shortest remaining time next（SRTN）
按估计剩余时间最短的顺序进行调度。
2. 交互式系统
交互式系统有大量的用户交互操作，在该系统中调度算法的目标是快速地进行响应。
2.1 时间片轮转
将所有就绪进程按 FCFS 的原则排成一个队列，每次调度时，把 CPU 时间分配给队首进程，该进程可以执行一个时间片。当时间片用完时，由计时器发出时钟中断，调度程序便停止该进程的执行，并将它送往就绪队列的末尾，同时继续把 CPU 时间分配给队首的进程。
时间片轮转算法的效率和时间片的大小有很大关系：
- 因为进程切换都要保存进程的信息并且载入新进程的信息，如果时间片太小，会导致进程切换得太频繁，在进程切换上就会花过多时间。
- 而如果时间片过长，那么实时性就不能得到保证。
2.2 优先级调度
为每个进程分配一个优先级，按优先级进行调度。
为了防止低优先级的进程永远等不到调度，可以随着时间的推移增加等待进程的优先级。
2.3 多级反馈队列
一个进程需要执行 100 个时间片，如果采用时间片轮转调度算法，那么需要交换 100 次。
多级队列是为这种需要连续执行多个时间片的进程考虑，它设置了多个队列，每个队列时间片大小都不同，例如 1,2,4,8,..。进程在第一个队列没执行完，就会被移到下一个队列。这种方式下，之前的进程只需要交换 7 次。
每个队列优先权也不同，最上面的优先权最高。因此只有上一个队列没有进程在排队，才能调度当前队列上的进程。
可以将这种调度算法看成是时间片轮转调度算法和优先级调度算法的结合。
3. 实时系统
实时系统要求一个请求在一个确定时间内得到响应。
分为硬实时和软实时，前者必须满足绝对的截止时间，后者可以容忍一定的超时。
内存连续分配
主要是指动态分区分配时所采用的几种算法。
动态分区分配又称为可变分区分配，是一种动态划分内存的分区方法。这种分区方法不预先将内存划分，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统中分区的大小和数目是可变的。
首次适应(First Fit)算法：空闲分区以地址递增的次序链接。分配内存时顺序查找，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
最佳适应(Best Fit)算法：空闲分区按容量递增形成分区链，找到第一个能满足要求的空闲分区。
最坏适应(Worst Fit)算法：又称最大适应(Largest Fit)算法，空闲分区以容量递减的次序链接。找到第一个能满足要求的空闲分区，也就是挑选出最大的分区。
设备管理
磁盘结构
- 盘面（Platter）：一个磁盘有多个盘面；
- 磁道（Track）：盘面上的圆形带状区域，一个盘面可以有多个磁道；
- 扇区（Track Sector）：磁道上的一个弧段，一个磁道可以有多个扇区，它是最小的物理储存单位，目前主要有 512 bytes 与 4 K 两种大小；
- 磁头（Head）：与盘面非常接近，能够将盘面上的磁场转换为电信号（读），或者将电信号转换为盘面的磁场（写）；
- 制动手臂（Actuator arm）：用于在磁道之间移动磁头；
- 主轴（Spindle）：使整个盘面转动。
磁盘调度算法
读写一个磁盘块的时间的影响因素有：
- 旋转时间（主轴转动盘面，使得磁头移动到适当的扇区上）
- 寻道时间（制动手臂移动，使得磁头移动到适当的磁道上）
- 实际的数据传输时间
其中，寻道时间最长，因此磁盘调度的主要目标是使磁盘的平均寻道时间最短。
1. 先来先服务
FCFS, First Come First Served
按照磁盘请求的顺序进行调度。
优点是公平和简单。缺点也很明显，因为未对寻道做任何优化，使平均寻道时间可能较长。
2. 最短寻道时间优先
SSTF, Shortest Seek Time First
优先调度与当前磁头所在磁道距离最近的磁道。
虽然平均寻道时间比较低，但是不够公平。如果新到达的磁道请求总是比一个在等待的磁道请求近，那么在等待的磁道请求会一直等待下去，也就是出现饥饿现象。具体来说，两端的磁道请求更容易出现饥饿现象。
3. 电梯算法
SCAN
电梯总是保持一个方向运行，直到该方向没有请求为止，然后改变运行方向。
电梯算法（扫描算法）和电梯的运行过程类似，总是按一个方向来进行磁盘调度，直到该方向上没有未完成的磁盘请求，然后改变方向。
因为考虑了移动方向，因此所有的磁盘请求都会被满足，解决了 SSTF 的饥饿问题。