一、操作系统的基本概念
1.1 操作系统概念
控制和管理整个计算机系统的硬件与软件资源。合理地组织、调度计算机的工作与资源。为用户和其他软件提供方便接口与环境的程序集合。
1.2 操作系统的特征
特征：并发，共享，虚拟，异步
并发：两个或多个事件在同一时间间隔内发生。使得系统具有处理和调度多个程序同时执行的能力。操作系统的并发是通过分时实现的。注意：并发是指在一个时间段，并行是指在同一个时段。并行是指系统具有同时执行或操作（硬件支持：多流水线或者多处理机）。对于单机处理来说，并行宏观上程序是同时在运行的，微观上程序是交替执行的，多道程序轮流占有CPU，交替执行。
重要考点：单核CPU同一时刻只能执行一个程序，各个程序只能并发地执行。多核CPU同一时刻可以同时执行多个程序，多个程序可以并行地执行。
共享：互斥共享方式。例如打印机、磁带，同一时刻只能供一个进程对资源进行访问。这种资源称作：临界资源或者独占资源。
同时访问方式：一段时间内允许多个进程对资源进行访问。典型代表：磁盘设备，重入码编写的文件。
虚拟：一个物理上的实体变为若干逻辑上的对应物，这种技术被称为虚拟技术。虚拟处理器：采用多道程序并发的方式，让每个终端用户感觉到有多个处理器。时分复用技术。
虚拟存储器：将物理存储变为虚拟存储器，逻辑上扩充存储器用量。空分复用技术。
也可以将一台IO设备虚拟为多台逻辑上的IO设备，并允许每个用户占用一台逻辑上的IO设备。
异步：多道程序走走停停，进程以不可预知的速度向前进。
1.3 操作系统的运行环境
程序运行：程序运行的过程是执行CPU一条条的机器指令的过程。
操作系统的运行机制：
CPU执行的两种性质程序，操作系统内核程序，用户自编程序。
内核：
时钟管理：操作系统为用户提供标准时间，根据时钟对进程进行管理，实现进程切换。
中断机制：初衷是为了提高多道程序运行环境中的CPU利用率。保护和回复中断线程的信息，转移控制权到相关程序。
原语：处于系统的最底层，最接近硬件。运行具有原子性，只能一气呵成。系统控制的数据结构及处理。
中断与异常：
为了进行核心态和用户态两种状态的切换，引入了中断机制。核心态可以执行用户态无法执行的特权指令。访管指令是在用户态使用，将用户态转换为核心态，所以访管指令不是特权指令。
中断是让操作系统内核夺回CPU使用权的唯一途径。
中断（外中断）：来自于CPU指令之外的事件发生。I/O中断：输入输出已经完成。时钟中断：固定时间片已到，让处理机处理。
异常（内中断）：源自于CPU执行指令内部的事件。非法操作码，除零，地址越界，算术溢出。陷入指令：用户自行设置，执行陷入后，用户态转换为核心态。异常不能被屏蔽。
系统调用：用户在程序中调用操作系统提供的一些子功能。设备功能：完成设备的请求或者释放，设备启动等功能。文件管理：完成文件的读、写、创建以及删除功能。进程控制：完成进程的创建、撤销、阻塞以及唤醒功能。进程通信：完成进程之间的消息传递和信号传递功能。内存管理：完成内存的分配、回收以及获取作业占有内存区大小及始址等功能。
用户态与内核态：处于内核态时，说明此时正在运行的是内核程序，此时可以执行特权指令。
处于用户态时，说明此时正在执行的时应用程序，此时只能运行非特权指令。
cpu中有一个寄存器叫程序状态字寄存器（psw），其中有个二进制位，1表示内核态，0表示用户态。
别名：内核态=核心态=管态。用户态=目态。
内核态->用户态。执行一条特权指令——修改psw的标志位为用户态，意味着操作系统主动让出CPU使用权。
用户态->内核态。由中断引发，硬件自动完成变态过程，触发中断信号意味着操作系统强行夺回CPU使用权。
1.4 大内核与微内核
大内核：将操作系统的主要功能模块进行集中，从而用以提供高性能的系统服务。优点：各个管理模块间共享信息，能够有效利用相互间的有效特性，有巨大性能优势。缺点：层次交互关系复杂，层次接口难定义，层次间界限模糊。
微内核：计算机体系结构发展，操作系统提供服务越来越多，接口形式越来越复杂。将内核中最基本的功能保留在内核，将不需要在核心态执行的功能转移到用户态执行，降低内核设计的复杂性。优点：有效分离内核与服务、服务与服务、使得它们间的接口更清晰，维护代价大大降低。各部分可以独立的优化和演进。缺点：性能问题，需要频繁的在用户态和内核态之间切换。
二、进程
2.1 进程的概念和特征
进程的概念：
进程是程序一次执行过程。进程是一次程序及其数据在处理机上顺序执行时发生的活动。进程时具有独立功能的程序在一个数据集合上运行的过程，是资源分配和调度的独立单位。是为了更好描述和控制程序的并发执行，实现操作系统的并发性和共享性。
进程控制块PCB：为了更好的描述进程的基本情况和运行状态，进而控制和管理进程。PCB是进程存在的唯一标志。
进程的特征：
动态性、并发性、独立性、异步性、结构性。
动态性：进程具有生命周期，有创建、活动、暂停、终止等过程。
并发性：多个进程同时存在于内存中，使得程序与程序之间可以并发执行。
独立性：进程能独立获得资源和接受调度。
异步性：进程相互制约，以不可预知的速度向前推进。操作系统中配置有相应的进程同步机制。
结构性：每个进程都配置一个PCB用于描述。
2.2 进程的状态与转换
状态：创建态、就绪态、运行态、阻塞态、结束态。
创建态：进程正在被创建，尚未进入就绪态。
就绪态：进程已处于准备运行状态。
运行态：进程在处理机上运行。
阻塞态：又称等待态，进程正在等待某个时间而暂停运行。
结束态：进程正在从系统中消失（正常结束或异常终止）
相互转换：
就绪态->运行态：处于就绪态的进程获得处理机进入运行态。
运行态->就绪态：处于运行态的进程时间片用完后，让出处理机进入就绪态。
运行态->阻塞态：进程请求除处理机外的其他资源，此时运行态进入阻塞态。
阻塞态->就绪态：进程获得所等待的资源，如IO资源，或中断结束。
2.3 进程控制
进程的创建：
分配进程标识号，申请PCB（PCB有限）。为进程分配资源，为程序和数据以及用户栈分配必要的内存空间。初始化PCB，包括初始化标志信息、初始化处理机状态信息、初始化处理机控制信息、设置进程的优先级。若进程就绪队列可以接纳新进程，进程就进入就绪态。
进程的终止：
结束分类：正常结束：进程的任务已经完成并且准备退出运行。异常结束：进程正在运行，出现了某些异常事件，导致程序无法继续运行。外界干预：进程应外界请求终止运行。
结束过程：根据被终止进程的标识符，检索PCB，读取进程状态。若进程处于运行态，终止运行，剥夺处理机。终止进程之下的子进程。该进程拥有的全部资源还给父进程或者操作系统。将PCB从队列中删除。
进程的阻塞和唤醒：
阻塞原语执行过程：找到要被阻塞进程标识号对应的PCB。若该进程处于运行态，保护其现场，将其状态转换为阻塞态，停止运行。将PCB插入相应时间的等待队列。
唤醒原语的执行过程：找到等待队列中进程相应的PCB。将其从等待队列中移除，置其状态为就绪态。将PCB插入就绪队列，等待调度程序调度。
进程切换：
进程切换是在内核态下完成的。
过程：保存处理机上下文，包括程序计数器和其它寄存器。更新PCB信息。把进程的PCB移入相应的队列，如就绪、阻塞等队列。选择另一个进程执行，更新其PCB。更新内存管理的数据结构。恢复处理机上下文。
进程的组织：
进程是一个独立的运行单位，也是操作系统进行资源分配和调度的基本单位，由以下三部分组成：
进程控制块：
进程描述信息：进程标识符：标志进程。用户标识符：标识进程归属的用户，主要为了共享和保护服务。
进程控制和管理信息：进程当前状态：描述进程状态信息。进程优先级：描述进程抢占处理机的优先级。代码运行入口地址。程序外存地址。进入内存时间。处理机占用时间。信号量使用。
资源分配清单：
用以说明有关内存地址空间或者虚拟地址空间状况，所打开的文件的列表和所使用的输入/输出设备信息。代码段指针、数据段指针、堆栈段指针、文件描述符、键盘、鼠标。
处理机相关信息：
处理机中各寄存器的值。通用寄存器，地址寄存器，控制寄存器，标志寄存器值，状态字。
程序段：能被进程调度程序调度到CPU执行的程序代码段。
数据段：进程对应的程序加工处理的原始数据或者程序执行时产生的中间或最终结果。
进程的组织方式：
链接方式：按照进程状态将PCB分为多个队列，操作系统由指向各个队列的指针。
索引方式：根据进程状态不同，建立几张索引表。操作系统持有指向各个索引表的指针。
2.4 进程的通信
共享存储：通信进程之间存在一块可以被直接访问的共享空间。
低级方式：基于数据结构共享。
高级方式：基于存储区共享。
消息传递：进程间的数据交换是已格式化的消息为单位的，进程通过系统提供的发送消息和接收消息的两个原语进行数据交换。
直接通信方式：发送进程直接发消息给接收进程，并将它挂在接收进程的消息缓冲队列上，接收进程从消息缓冲队列中取得消息。
间接通信方式：发送进程把消息发给某个中间实体，接收进程从中间实体获得消息。
通道通信：发送进程以字符流形式将大量数据送入写管道，接收进程从管道中接收数据。当管道写满时，写进程的write()系统调用将被阻塞，等待读进程将数据取走。当读进程将数据全部取走后，管道变空，此时读进程的read()系统调用将被阻塞。
通道通信是半双工通信，不可以同时读和写。要求互斥和同步，确定对方存在。
2.5 进程同步
临界资源：一次只允许一个进程使用的资源（打印机，特殊变量，数据）。
临界资源访问过程：进入区：检查进程是否可以进入临界区。临界区：可以访问临界资源的代码。退出区：将正在访问临界区的标志清楚。剩余区：代码中的其余部分。
互斥：间接制约关系，当一个进程访问临界资源，其它进程不能访问。
同步：直接制约关系，为了完成某个任务而建立多个进程，相互合作，要相互通信同步。
互斥遵循4个原则：
空闲让进：临界区空闲时，可以允许一个请求进入临界区的进程进入临界区。
忙则等待：已有进程进入临界区后，其他试图进入临界区的进程必须等待。
有限等待：对于请求访问临界区的进程，在有限时间内进入临界区。
让权等待：进程不能进入临界区时，应当立即释放处理机。
实现临界区互斥的基本方法：软件实现法，硬件实现法。
软件实现法：
单标志法（利用信号量实现同步）：设置公用整型变量turn，用于指示允许进入临界区的进程编号，turn为0，则允许P0进程进入临界区；turn为1，允许P1进程进入临界区。
缺点：可能未被空闲让进（比如turn为0，但P0不需要资源，P1需要资源），违背忙则等待。
双标志法先检查（利用信号量实现互斥）：程序进入临界资源前，先检查临界资源是否被访问，如果空闲才能进入。
缺点：2个进程可能同时进入临界区（同时检测到临界区未被使用），违背忙则等待。
双标志后检查：先设置自己的标志，表明自己想要进入，检查对方标志，如果对方也要进入，那么就等待，否则进入。
缺点：双方可能互相谦让，导致饥饿。
皮特森算法：防止两个进程无限期等待，在算法三的基础上增加一个标志位，从而防止饥饿。
优点：解决了饥饿现象。
硬件实现方法：
中断屏蔽法：对中断进行屏蔽，关中断。
缺点：限制了处理机交替执行程序的能力。
硬件指令法：读出指定标志后，将该标志置为真。
信号量：
整形信号量：wait：资源-1，signal=资源+1。缺点：没有遵循让权等待机制，会导致处于忙等状态。
记录型信号量：需要一个表示资源数目的value，还需要一个进程链表，用于连接所有等待该资源的进程。
还有利用信号量实现同步和利用信号量实现互斥，以及利用信号量实现前驱关系。
管程：一组数据以及定义在这组数据之上的对这组数据的操作组成的软件模块，这组操作能初始化并改变管程中的数据和同步进程。
三、线程
线程的基本概念：
减少程序在并发执行时付出的时空开销，提高操作系统的并发性能。
引入线程后，进程只作为系统资源的分配单元，线程作为处理机的分配单元。
线程与进程的比较：
调度：进程是独立调度的基本单位，线程是资源的基本单位。不同线程切换回引起进程切换。
拥有资源：进程是资源分配的基本单位。
并发性：引入线程后，进程可以并发执行，多个线程间也可以并发执行，提高系统吞吐量。
系统开销：同一进程的线程切换要比进程切换开销小。
地址空间和其它资源：进程的地址空间相互独立，同一进程的各线程之间共享进程资源（包括地址空间），某进程的线程对其它进程不可见。
通信方面：进程间通信需要进程同步和互斥手段的辅助，保证数据的一致性。线程间可以直接读/写进程程序段来通信。
线程属性：不拥有系统资源，拥有唯一标识符和线程控制块。不同线程可以执行相同的程序，同一服务程序被不同用户调用时，操作系统为其创建不同线程。同一进程的线程共享该进程全部资源。线程时处理机的独立调度单位。线程也有生命周期，如阻塞、就绪、、运行等状态。多CPU计算机中，各个线程可占用不同的CPU。每个线程都有一个线程ID、线程控制块（TCB）。切换同进程中的线程开销小，切换进程开销大。由于共享内存地址空间，同一进程中的线程间通信甚至无需系统干预。
四、死锁
死锁定义：各进程互相等待对方手里的资源，导致各进程都阻塞，无法向前推进。
死锁产生原因：系统资源竞争；进程推进顺序非法。
死锁产生的必要条件：
互斥条件：进程对分配的资源进行排他性控制。（只能一个进程使用资源，其它进程不能同时用）
不可剥夺条件：进程获得资源在未使用之前，不能被其他进程强行夺走。（假如有进程获得资源，其它进程不能剥夺）
请求并保持条件：进程持有至少一个资源，提出新的资源请求，而资源已经被其他进程占用，此时进程被阻塞，但自己已经获得的资源保持不放。（自己占用资源不释放，还请求新的资源）
循环等待条件：你等我释放，我等你释放。
死锁的处理策略：
死锁预防：破坏四个必要条件其中之一。一次性请求所以资源，资源剥夺，按顺序分配。缺点：效率低不灵活。
破坏互斥条件（一般资源具有独占性，这个较难破坏）。破坏不可剥夺条件，释放已经占用的资源。破坏请求并保持状态，一次性申请完所需的全部资源（如此进程能一次性获取所需的资源）。破坏循环等待条件，采用顺序资源法，对进程进行顺序推荐。
避免死锁：在资源动态分配时，用某种方法防止系统进入不安全状态。寻找可能的安全序列，检测分配资源是否会死锁。
系统安全状态，按照某种方式分配资源后，是否会导致死锁，如果死锁，就是不安全。
银行家算法：计算当前资源不同分配方式，看是否会进入不安全状态。
死锁的检测及解除：允许进程死锁，及时判断是否死锁，对其进行解除。
资源分配图：圆圈是进程，框是资源。进程到资源称为请求边，资源到进程是分配边。在资源分配图中找到分配满足的进程，消去其请求边与分配。如果所有边可消去，则不存在死锁。
死锁解除：资源剥夺法，挂起某些死锁进程（最后还会恢复），将资源分给其它进程。撤销进程法，强制撤销（直接杀灭，不恢复）部分甚至全部死锁进程，剥夺资源。进程回退法，让一个或多个进程回退到能避免死锁的地步。
五、处理机调度
调度的概念：合理的对进程进行处理机分配。
调度的层次：
作业调度（高级调度）：从外存中选择作业送入内存，每个作业只调入一次，调出一次。
内存调度（中级调度）：将暂时不运行的进程调至外存，使其进入挂起态。或者将已经具备运行条件的进程调入内存，修改其状态为就绪态。
辨析：挂起状态是将进程调到外存进行等待；阻塞状态下进程映像还在内存中。
进程调度（低级调度）：按照某种策略或方法从就绪队列中选取一个进程，将处理机分配给它。
三者联系：作业调度为进程活动做准备，进程调度使进程正常活动起来，中级调度将暂时不能运行的进程挂起。
进程调度方式：
非剥夺调度方式：如果想将处理机分配给一个更高优先级进程，必须要等待当前占用处理机的进程释放处理机才能将处理及你分配给更高优先级进程。
优点：适合批处理系统。缺点：不适合分时系统。
剥夺调度方式：如果有更高级进程请求处理机，暂停正在执行的进程，将处理机分配给更高级进程。
优点：提高系统吞吐率和响应效率。
调度的基本准则：CPU利用率（CPU尽可能处于忙碌状态）；系统吞吐量（单位时间内CPU完成作业的数量）；周转时间（作业提交到作业完成的时间）；等待时间（作业等待处理机的时间）；响应时间（从用户提交请求到首次产生响应的时间）。
处理机调度算法：
先来先服务算法：先来的先分配处理机。
优点：对长作业有利。
缺点：短作业容易饥饿。
短作业优先算法：优先选择运行时间最短的进程。
优先：平均等待时间和周转时间短。
缺点：对长作业不利，容易造成长作业饥饿。
优先级调度算法：优先级高的先执行。
可以分为：剥夺型和非剥夺型。
优先级可分为：静态优先级和动态优先级。系统优先级高于用户，交互优先级高于非交互。I/O优先级高于计算。
高响应比调度算法：响应比高的先执行。
响应比=（等待时间+要求服务时间）/要求服务时间。
等待时间相同，要求服务时间越短，响应比越高（有利于短作业）。要求服务时间相同，等待时间越长响应比越高（防止饥饿）。
对于长作业，随着等待时间延长，也能具有较高响应比。
特点：不会导致饥饿，非抢占式算法。
时间片轮转算法：就绪进程按照到达先后排成队列，依次在时间片内占用处理机，时间片到达时释放处理机。
时间片选择很重要，受进程数、系统处理能力等因素影响。
特点：非抢占式，不会导致饥饿。
多级反馈队列调度算法：设置多个就绪队列，每个队列设置不同优先级，优先级递减。每个队列中时间片不同，时间片递减。每个队列按先来先服务原则排队，若规定时间没完成，则放入下一级队列。只有高级队列为空，低等队列才能调度。
特点：产生饥饿现象，是抢占式的。
六、虚拟内存管理
局部性原理：
时间局部性：一条指令被执行或者数据被访问后，不久之后，可能会被再次执行或者访问。（原因：程序中存在大量循环操作）。
空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，不久之后附近的存储单元也会被访问到。（原因：指令通常是顺序存放、顺序执行的，数据一般也是以数组等形式存放的）。
虚拟存储器的定义和特征：基于局部性原理，一部分程序装入内存，一部分留在外存，需要的时候再将外存内容调入内存。特征：多次性（作业在运行时，分多次调入内存运行）、对换性（作业不必一直驻留内存，允许作业在运行过程中进行换进换出）、虚拟性（从逻辑上扩充内存容量，使得看到的内存容量大于实际内存容量）。
虚拟内存最大容量由CPU寻址范围决定。虚拟内存的实际容量由min（内存+外存容量之和，CPU寻址范围）决定。
页表有：页号，物理块号，状态位（页是否调入内存），访问字段（本页在一段时间内被访问慈湖），修改位（记录本页是否被修改过），外存地址（指出该页在外存上的位置）。
页面置换算法：
最佳置换算法（OPT）：选择永不使用或者最长时间不再访问的页面进行淘汰。
先进先出页面置换算法（FIFO）：淘汰最先进入的页面。
最近最久未使用（LRU）置换算法：选择最近最长时间没有被访问的页面进行淘汰，每个页面设置一个访问字段，用来标识上次被访问到现在经历的时间。
时钟（CLOCK）置换算法：像一个时钟一样转圈，每个页面设置一个使用位，遇到没有被使用的就会将页面换出，使用位置0，如果遇到使用的就会将使用位置零，然后扫描下一个。
优点：性能接近于最佳置换算法。缺点：实现复杂，开销大。
改进型CLOCK算法：访问位基础上增加修改位。扫描过程：第1步：扫描缓冲区，先选择未被使用也未被修改的页面换出。第2步：如果未找到，则寻找未被使用，但已修改的页面换出，对每个走过的帧，都将使用位置0。如果还未找到，指针会回到起始地点，然后重复第1步。
分配策略：所谓全局置换，是繁忙进程能够从空闲进程中“借”得物理块。局部置换，是只能从系统预留的物理块中得到物理块。全局置换能够“借”的范围更广（空闲进程+系统）。
固定分配局部置换：每个进程分配固定物理块数，缺页时进行换页。
可变分配全局置换：进程分配一定物理块，系统保留一定闲置物理块，如果缺页，就对
可变分配局部置换：根据进程的缺页情况，对物理块进行动态分配。
驻留集：给一个进程分配的物理页框的集合就是进程的驻留集。
抖动：刚换出（到磁盘）的页面又要换入内存。原因是：分配的物理页帧数不足或者置换算法不当。
工作集：某段时间内，进程要访问的页面集合。
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一、文件系统专题
题1：【2012统考真题】某文件系统空间的最大容量为 4TB （ 1TB=2^40 B ），以磁盘块为基本分配单位。磁盘块大小为 1KB 。文件控制块（ FCB ）包含一个 512B 的索引表区。请回答下列问题。
1 ）假设索引表区仅采用直接索引结构，索引表区存放文件占用的磁盘块号，索引表项中块号最少占多少字节？可支持的单个文件最大长度是多少字节？
2 ）假设索引表区采用如下结构：第 0 ～ 7 字节采用 < 起始块号，块数 > 格式表示文件创建时预分配的连续存储空间，其中起始块号占 6B ，块数占 2B ；剩余 504 字节采用直接索引结构，一个索引项占 6B ，则可支持的单个文件最大长度是多少字节？为了使单个文件的长度达到最大，请指出起始块号和块数分别所占字节数的合理值并说明理由。
解答：（1）总容量是2^42B，磁盘块大小是2^10B，所以一共有2^32个磁盘块。每个磁盘块都可以用一个32位的二进制数表示（比如0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0010 代表第2个磁盘块）。问：块号占多少字节？因为每个字节8位，所以是32/8=4B，所以占4字节。（可以用4个字节来代表一个磁盘块）
现在有一个512B的索引表区，用512B/4B=128，求得有128个索引表项，（因为4个字节代表一个磁盘块，4字节等于1个索引表项）每个索引表项代表一个磁盘块，每个磁盘块大小1KB，所以单个文件最大长度位128x1KB=128KB。
（2）6B=48位。2B=16位，16位表示的是连续的内存块数=2^16，又因为每个内存块是1KB=2^10B，所以预分配的连续内存空间是2^26B。
因为1个索引项占6B，所以504字节=84个索引项。由第1问推理可知，1个索引项=1个磁盘块，84x1KB=84KB。
由题目第2问开头可知，索引表表示的空间大小可以=预分配的存储空间+直接索引的存储空间。所以可支持的单个文件的最大长度是2^26B+84KB。
在第2问的框架下，索引表结构是不变，即前8字节表示预分配的空间，所以只能在这里作文章。因为根据第1问可知，该系统容量为2^32个磁盘块的大小。所以我们可以让表示连续分配块数占32位，即4字节，这样最大能分配大小为4TB的连续块作为预分配空间。起始块号也占4字节，刚好能寻址完全2^32块磁盘块。很完美的分配方法。
题2：【2016 统考真题】某磁盘文件系统使用链接分配方式组织文件，簇大小为4KB。目录文件的每个目录项包括文件名和文件的第一个簇号，其他簇号存放在文件分配表FAT中。
1）假定目录树如下图所示，各文件占用的簇号及顺序如下表所示，其中dir, dir1是目录，file1, file2是用户文件。请给出所有目录文件的内容。
2）若FAT的每个表项仅存放簇号，占2B，则FAT的最大长度为多少字节?该文件系统支持的文件长度最大是多少?
3）系统通过目录文件和FAT实现对文件的按名存取，说明file1的106，108两个簇号分别存放在FAT的哪个表项中
4）假设仅FAT和dir目录文件已读入内存，若需将文件dir / dir1 / file1的第5000个字节读入内存，则要访问哪几个簇?
解答：（1）可以这么看，题目中只有2个目录，分别为dir和dir1。dir的目录项是dir1（不用去考虑下一级），dir1的目录项是file1和file2。由定义：目录文件的每个目录项包括文件名和文件的第一个簇号，所以dir的目录名为：dir1 48。dir1的目录名为：file1 100 file2 200。
（2）2B=16位，任何1个簇能用16位二进制数组成的簇号表示，所以一共能表示2^16个簇，又因为1个表项对应1个簇，所以一共有2^16个表项，因为一个表项大小2B，所以FAT的最大长度=表项的数量x表项大小=2^16x2为2^17B=128KB。
最大文件长度=簇的数量x每个簇的大小。已知有2^16个簇，题目中知道每个簇的大小为4KB=2^12B。所以所能表示的文件最大大小为：2^28B=256MB。
（3）由第1问可知，dri1目录文件的第1个目录项为file1 100，这里的100是file1的第1个簇号，它需要通过指针与后面2个簇号106和108连接。file1的目录项首先会指向第1个簇号对应在FAT中的表项（如下图），也就是第100表项，因为在FAT表中每个表项的构成结构是：表项+下一簇号，所以100簇号对应的下一个簇号是106，通过106簇号可以找到表项106，108簇号存储在106表项中。由此可以找到file1文件中的所有簇号。所以答案是：file1的簇号106存放在FAT的100号表项中，簇号108存放在FAT的106号表项中。
（4）由题目知道，dir目录已经读入内存，接下来需要将dir1读入内存，所以需要访问簇号为48的簇。下面需要把file1读入内存，因为每个簇的大小为4KB=4096B，系统知道file1的目录项最大只能访问到4096个字节，所以它会到FAT的第100表项去找，所以会访问簇号为106的簇（这个簇是第2个簇，对应的内存是第4097~8192个字节，第5000个字节在这个范围内）。
题3：文件F由200条记录组成，记录从1开始编号。用户打开文件后，欲将内存中的一条记录插入到文件F中，作为其第30条记录。请回答下列问题，并说明理由。
(1)若文件系统采用连续分配方式，每个磁盘块存放一条记录，文件F存储区域前后均有足够的空闲磁盘空间，则完成上述插入操作最少需要访问多少次磁盘块?F的文件控制块内容会发生哪些改变?(2)若文件系统采用链接分配方式，每个磁盘块存放一条记录和一个链接指针，则完成上述插入操作需要访问多少次磁盘块?若每个磁盘块大小为1 KB，其中4个字节存放链接指针，则该文件系统支持的文件最大长度是多少?
解答：（1）明确一下题意，文件F已经写在磁盘上，总共有200条数据，前后均有足够的空间，因此可以移动数据。这里要注意了，是插入数据，不是修改。首先要知道：读、写文件一次都需要访问一次磁盘。
现在的操作是先读第1个数据，然后往前写1位（写到第0位），然后读第2个数据，写到第1个数据的位置上...总共重复了29次。然后把想要插入的数据，写在原本第29个数据所在的位置上（由于之前的前移操作，在该数前面有了29个数，所以该数是第30条数据，符合题意）。
总共进行了29次读写+1次写，所以访问磁盘的次数是29x2+1=59。
（2）需要访问31次磁盘（29+2）。前面的29次比较好理解，需要从链表头的第1个结点往后读每个结点的链接指针，因为链接指针指向了后续结点，所以一共读了29次，找到了第29个结点。
然后需要生成一个结点Node，让Node的链接指针指向原先第30个结点（插入后是第31个结点），然后把Node写入到磁盘中（写1次），最后要修改第29个结点的链接指针（写1次），使其指向Node。
所以总共是31次。
题4：某文件系统采用索引结点存放文件的属性和地址信息，簇大小为 4KB。每个文件索引结点占 64B，有 11 个地址项，其中直接地址项 8 个，一级、二级和三级间接地址项各 1 个，每个地址项长度为 4B。请回答下列问题。
（1）该文件系统能支持的最大文件长度是多少？（给出计算表达式即可。）
（2）文件系统用 1M（1M = 2^20B）个簇存放文件索引结点，用 512M 个簇存放文件数据。若一个图像文件的大小为 5600B，则该文件系统最多能存放多少个图像文件？
（3）若文件 F1 的大小为 6KB，文件 F2 的大小为 40KB，则该文件系统获取 F1 和 F2 最后 一个簇的簇号需要的时间是否相同？为什么？
解答：（1）1个直接地址项指向1个存放数据的簇。1个一级间接地址项指向1个簇，这个簇里存放有地址项，每个地址项指向1个直接地址项。1个二级间接地址项同样也指向1个簇，这个簇里存放有地址项，只是每个地址项指向的是1个一级地址项。
大概关系是：三级间接地址项 包含 二级间接地址项 包含 一级间接地址项 包含 直接间接地址项，1个直接间接地址项指向1个包含数据的簇。
所以推理关系是这样的：每个簇大小4KB，每个地址项长度4B，所以一个簇能包含1024个地址项。先从三级间接地址项开始，1个三级间接地址项=1024个二级间接地址项=1024x1024个一级间接地址项=1024x1024x1024个直接间接地址项。
同理1个二级间接地址项=1024x1024个直接间接地址项。1个一级间接地址项=1024个直接间接地址项。
计算思路：把一级、二级、三级间接地址项全部转化为直接地址项，然后乘以簇的大小（因为1个直接地址项对应1个存放数据的簇）
计算公式：（8+1024+1024x1024+1024x1024x1024）x4KB。
（2）一个簇能存放的索引结点数：4KB/64B=2^12B/2^6B=2^6。存放文件结点簇的数量是1M = 2^20B。所以总计是2^26=64M个索引结点。
簇是文件系统分配空间的最小单位。一个图像文件5600B，不能占满2个簇，但仍要按2个簇算。因为用 512M 个簇存放文件数据，所以能存放256M个图像文件。
但这里要注意了，题目中说的是图像文件，它是一个文件，一个文件必须对应于一个文件索引结点，现在只有64M个索引结点，却有256M个图像文件，因此能存储的文件必须受限于索引结点的个数。
所以只能存储64M个图像文件。
（3）首先要注意，f1和f2都是文件，是由文件索引结点进行索引，一般索引的顺序是按照：直接地址项索引->一级地址项索引->二级地址项索引...的次序来索引的。
因为题目中直接地址项索引有8个，每个直接地址项索引对应一个存放数据的簇，直接地址项索引到一级间接地址索引的临界值是8x4KB=32KB，也就是当索引文件大小大于32KB时就需要使用间接索引。
f1可以通过直接地址索引找到，f2则需要由一级间接地址索引找到。所以f2的搜索会比f1深一层，因此时间不相同。
二、内存管理专题
题1：【2009统考真题】请求分页管理系统中，假设某进程的页表内容如下表所示。
页面大小为4KB,一次内存的访问时间是100ns,一次快表（TLB）的访问时间是10 ns，处理一次缺页的平均时间为10^8ns（已含更新TLB和页表的时间），进程的驻留集大小固定为2，采用最近最少使用置换算法（LRU）和局部淘汰策略。假设TLB初始为空，地址转换时先访问TLB,若TLB未命中，再访问页表（忽略访问页表之后的TLB更新时间）。有效位为0表示页面不在内存，产生缺页中断，缺页中断处理后，返回到产生缺页中断的指令处重新执行。设有虚地址访问序列2362H 、 1565H 25A5H,请问：
1） 依次访问上述三个虚地址，各需多少时间？给出计算过程。
2） 基于上述访问序列，虚地址1565H的物理地址是多少？
解本题需要有如下前置知识：1.页表存储在内存中，存储了虚拟地址和物理地址的映射关系，通过页号找到叶框号，最后还要将叶框号与页内偏移地址拼接得到物理地址，然后重新访问内存。
2.页框是内存中存储数据的基本单元；3.页号是逻辑地址空间中的标识，作用是将逻辑地址映射到物理地址；
4.虚地址由页号（高位）、页内偏移（低位）组成，页内偏移的位数（n）与页面的大小相关（是2的n次方的n）。
5.2362H,1565H,25A5H这些都是十六进制数，一个数代表4位。6.快表一般存储在硬件中，是高速缓存。7.查找顺序是：快表->页表->外存，快表初始为空
解答：（1）因为页面大小4KB=2^12B，根据前置知识第4点，后12位为页内偏移，前4位为页号。
对：2362H = 0010 0011 0110 0010B，所以页内偏移是0011 0110 0010，页号是0010=2。首先查快表，花费10ns，因页表初始为空，未命中（下面访问内存时会载入）；然后访问内存（页表），花费100ns，页号为2时有效位为1，命中；命中后可以获取页框号，将页框号与页内偏移拼接，得到物理地址，重新访问内存，花费100ns。开销：210ns。
对：1565H按照上面分析，页号为1，页内偏移565H。首先查找快表，花费10ns，页号为1的项未载入，未命中。访问内存（页表），花费100ns，页号为1时有效位为0，未命中。不得已进行缺页中断，访问外存，开销10^8ns（题目中说包含载入内存、TLB的时间）。得到页框号后与页内偏移地址拼接，得到物理地址，重新访问内存，开销100ns。开销（210+10^8）ns。
对：25A5H按照上面分析，页号为2，页内偏移5A5H。首先查找快表，花费10ns，页号为2的项在第1次载入了，所以命中；得到了页框号后与页内偏移拼接，然后访问内存，花费100ns。开销110ns。
（2）首先你要看题目中说到，进程的驻留集大小固定为2，所以在内存中最多只能驻留2个页面，所以页表只能有2个页表项，因为页表中原来已有0和2号页表项，在前面访问虚地址1565H时，页号为1的页表项也被载入页表。此时需要淘汰一个页表项，因为2号被访问1次，0号被访问0次，所以淘汰0号页表项，0号的页框101H变成了1号页表项的对应页框。
接下来对1565H按照上面分析，页号为1，页内偏移为565H，页框101H。物理地址：页框+页内偏移=101565H。
题2：【2010统考真题】设某计算机的逻辑地址空间和物理地址空间均为64KB，按字节编址。若某进程最多需要6页(Page)数据存储空间，页的大小为1KB，操作系统采用固定分配局部置换策略为此进程分配4个页框(Page Frame)。见下表，在装入时刻260前，该进程的访问情况也见下表(访问位即使用位)。
当该进程执行到时刻260时，要访问逻辑地址为17ACH的数据，请回答下列问题：
（1）该逻辑地址对应的页号是多少？
（2）若采用先进先出（FIFO）置换算法，则该逻辑地址对应的物理地址是多少？要求给出计算过程。若采用时钟(Clock)置换算法，则该逻辑地址对应的物理地址是多少？要求给出计算过程。设搜索下一页的指针沿着顺时针方向移动，且当前指向2号页框，示意图如下。
解答：（1）因为页大小是1KB，所以后10位代表的是页偏移量，17CAH=000101 11 1100 1010B，页号是5，页内偏移是11 1100 1010。
（2）先进先出：0->3->2->1，置换0号，所以页框号变成7=0111，物理地址=页框号+页内偏移=01 1111 1100 1010=1FCA H。（这里要小心，一定要把页框号和页内偏移化成二进制后再拼接）
首先回顾clock算法，会用到访问位，在选择是否换出某个页面的时候，会看访问位是否为1，如果是1就不换出这个页面，但是会把访问位置为0（清0），然后检查下一个页面，直到检查到第1个访问位不为0的页面才将其换出。
在时刻260时，页号0,1,2,3的访问位都为1，从2号页开始顺时针访问，2->1->0->3，由于这些访问位都为1，所以都会在访问后置为0，所以第1次访问到访问位为0的页号是2。此时页框号2被赋予页号5，物理地址=页框号+页内偏移=00 1011 1100 1010=0BCA H。
题3：【2012统考真题】某请求分页系统的局部页面置换策略如下：从0时刻开始扫描，每隔5个时间单位扫描一轮驻留集(扫描时间忽略不计)且本轮没有被访问过的页框将被系统回收，并放入到空闲页框链尾，其中内容在下一次被分配之前不被清空。当发生缺页时，如果该页曾被使用过且还在空闲页框链表中，则重新放回进程的驻留集中;否则，从空闲页框链表头部取出一个页框。
忽略其他进程的影响和系统开销，初始时进程驻留集为空。目前系统空闲页框链表中页框号依次为32、15、21、41。进程P依次访问的<虚拟页号，访问时刻>是：<1，1>、<3，2>、<0，4>、<0，6>、<1，11>、<0，13>、<2，14>。请回答下列问题：
1)访问<0，4>时，对应的页框号是什么?
2)访问<1，11>时，对应的页框号是什么?说明理由。
3)访问<2，14>H寸，对应的页框号是什么?说明理由。
4)这种方法是否适合于时间局部性好的程序?说明理由。
解答：
（1）对应页框：21。（2）对应页框：32。（3）对应页框：41。（4）适合。如果程序的时间局部性越好，从空闲页框链表中重新取回的机会越大，该策略的优势越明显。
下面是推理过程，答案用红色标出。使用<虚拟页号，访问时刻，页框号>的形式来表示，比如<0，4，21>表示虚拟页号为0，访问时刻为4，分配的页框号为21。
初始时空闲页的页框号依次为：32，15，21，41。分配先后顺序是从左到右。
第一轮：1~5 时刻 ：<1，1，32>，<3，2，15>，<0，4，21>
扫描。
此时空闲页的页框号为：41。
第二轮：6~10时刻：<0，6，21>
扫描。因为虚拟页号1,3在本轮未出现，页框32和15被回收放入到空闲页链表尾（注意题目中说的放入空闲页框链尾），虚拟页号0因为再次出现，页框号没被回收仍是21。
此时空闲页的页框号依次为：41，32，15。
3回戦：11～15：<1, 11, 32 >、<0, 13, 21>、<2, 14, 41 >
<1, 11, 32> の理由は、タイトルに「ページが以前に使用されていて、まだ空きリストにある場合は、ページ番号 1 が使用されているため、プロセスの常駐セットに戻されます」と書かれているためです。1周目は表示されずフリーページに入る この時点では3周目はまだ終了しておらず、スキャンしてクリア中（タイトルに次の割り当てまでにコンテンツはクリアされません） , なので未クリアでページ枠No.32を使用します。
<2, 14, 41> である理由は、タイトルに「そうでない場合 (ページ番号が使用されていないことを意味する)、空きページ フレーム リストの先頭からページ フレームを取り出す」と記載されているためです。2周目終了時のソートによると、リンク先頭はページフレームNo.41となっています。
質問 4: あるコンピュータ システムはバイト アドレス指定されており、セカンダリ ページ テーブルのページング ストレージ管理方式を使用しています。仮想アドレスの形式は次のとおりです。
次の質問に答えてください。
1) ページとページフレームのサイズは何バイトですか? プロセスの仮想アドレス空間のサイズはページ単位でどれくらいですか? 2) ページ ディレクトリ エントリとページ テーブル エントリが両方とも 4 バイトを占めると仮定すると、プロセスのページ ディレクトリとページ テーブルは合計で何ページを占めるでしょうか? 計算過程を書き留めるのに必要です。3) ある命令サイクルでアクセスされる仮想アドレスが 0100 0000H と 0111 2048H である場合、アドレス変換中にアクセスされるセカンダリ ページ テーブルの数はいくつですか? 理由を尋ねてください。
1. ページ ディレクトリ番号は、ページ ディレクトリ テーブルのインデックス付けに使用されます。ページ ディレクトリ テーブルの各項目は、ページ テーブルの開始アドレスに対応します。2. ページ テーブル インデックス。ページ テーブルのインデックスに使用されます。ページ テーブル内の各項目は、ページの開始アドレスに対応します。
答え：
(1) ページ フレームとページ サイズは両方とも 4KB です (理由: ページ フレームは物理メモリの基本単位であり、ページは仮想メモリの基本単位であり、ページとページ フレームのサイズは等しいです)。
仮想アドレス空間のサイズは 2^20 ページです (理由: 仮想アドレス空間のサイズは 2^10 x 2^10 x 2^12 = 2^32B、各ページ サイズは 2^12B であるため、アドレス空間のサイズは2^32/2^ 12=2^20).
(2) 解答ページ1025。ページ ディレクトリ番号は 10 桁で、2^10 ページ ディレクトリを表すことができます。1 ページ ディレクトリは 4B なので、ページ ディレクトリのサイズは次のようになります: 2^10 x 2^2 = 2^12B。1 ページも 2^12B、したがって、ページ ディレクトリは 1 ページを占めます。
前提知識 1 によれば、まず、ページ ディレクトリ テーブルにページ テーブルが含まれていることを知る必要があります。ページ ディレクトリ番号は 10 ビット、ページ テーブル インデックスは 10 ビットであるため、ページ テーブルの数は 2^10 x 2^10 = 2^20、ページ テーブルの合計サイズは 2^20 x 2 となります。 ^2 = 2^22 B を 1 ページのサイズで割ると、2^22 / 2^12 = 2^10=1024 ページになります。
合計: 1+1024=1025 ページ。
(3) セカンダリページテーブルにアクセスするだけで、0100 0000H の上位 10 ビットは 10 進数に変換すると 4、0111 2048H の上位 10 ビットも 10 進数に変換すると 4 であることが計算できます。(前提知識 1 によれば、ページ ディレクトリ番号は、ページ ディレクトリ テーブルのインデックス付けに使用されます。ページ ディレクトリテーブルの各項目は、ページ テーブルの開始アドレスに対応します。たとえば、ページ ディレクトリ番号が 4 の場合、ページ ディレクトリ番号は、ページ ディレクトリ テーブルの先頭アドレスに対応します。ページ ディレクトリ テーブルで見つかります。ページ テーブルはため、同じページ テーブルにアクセスします)
（1）4x1024+2x4=4096+8=5004
仮想アドレス: 0001 0000 1000 0000 0001 0000 0000 1000 = 10801008H
カタログページ番号：042H
ページ番号：001H
実在住所：
00301H= 0100 0011 0000 0001=4301H
（２）仮想アドレスは必ずしも連続している必要はないが、物理アドレスは連続している必要がある。
(3) 行トラバーサル
3. 同期と相互排他
この問題を解決するには、まず次の前提知識を持っている必要があります。
1.P 操作は、リソースを要求するか、クリティカル エリアに入るために使用されます。P 操作を実行すると、セマフォの値が 1 ずつ減ります。1 を引いた値が 0 以上の場合、実行は続行できます。
2. V 操作は、リソースを解放するか、クリティカルなリソースを残すために使用されます。V 操作を実行すると、セマフォの値が 1 ずつ増加します。P 操作により他のプロセスまたはスレッドがブロックされた場合、システムはブロックされたプロセスまたはスレッドを選択してウェイクアップし、実行を継続できるようにします。
3.セマホアは英語でセマフォを意味します。
【2011年統一試験実問】 銀行では、顧客が待ち時間に利用できる窓口が1つと座席10席が用意されています。銀行に到着した顧客は、席が空いていれば番号取得機に行き、番号を受け取り、その番号が呼ばれるのを待ちます。番号取得機を一度に使用できるのは 1 人のお客様だけです。販売員は手が空いているときに、電話番号で顧客を選択し、サービスを提供します。顧客と販売員の活動プロセスは次のように説明されます。
上記のプロセスで相互排他と同期を実現するために、必要なセマフォと P、V オペレーション、または wait()、signal() オペレーションを追加してください。完全なプロセスを書き出し、セマフォの意味を説明し、初期値を割り当てる必要があります。
答え：
Semaphore mutex1=1; //番号取得マシンは相互に排他的です
Semaphore empty=10; //空席の数、最初は 10。
Semaphore full=0; //占有座席数、初期値は 0。
セマフォ mutex2=1; //ウィンドウ相互排他
Cobegin {
process 顾客 i {
P(empty);
P(mutex1);
从取号机获取一个号码;
V(mutex1);
V(full);
等待叫号;
P(mutex2);
获得服务
}
process 营业员 {
while(TRUE){
P(full);
叫号；
V(mutex2);
为客户服务；
V(empty);
}
}
}coend