引导程序：当计算机开机运行时，需要运行一个初始程序，位于计算机的固件，如只读内存ROM，将操作系用内核加载到内存中，除了内核外，一些服务也会在启动时加到内存成为系统程序或后台，一旦完成，系统完全启动，等待事件发生（如触发一个软件）

中断：事件发生通常通过硬件或软件的中断来通知，硬件可以通过系统总线发送信号到CPU，以触发中断，软件可以通过执行系统调用（systemcall）触发中断

存储结构

内存，即随机访问内存RAM，或动态随机访问内存（不一定连续），DRAM

只读内存，ROM，数据不可修改，不可写。

内存有易失性

外存：非易失性，数据可持久化

寄存器->高速缓存->内存->固态磁盘->硬盘->光盘->磁盘

I/O结构

pass

从处理器数量分类：

• 单处理器系统：执行一个通用指令集，该指令集包括执行用户进程的指令，而专用处理器执行有限的指令集

• 多处理器系统：多核系统，集成多个计算机到单个芯片的系统

内存->CPU*n（寄存器，高速缓存）

（一个芯片上）多处理器系统的特点：增加吞吐量，规模经济（对于生产商而言），增加可靠性

非对称性处理器：一个主处理器控制系统，其他处理器或向主处理器要任务或处理预先规定的任务，成为主从关系，主处理器调度从处理器，安排任务

对称处理器：每个处理器都参与完成操作系统的所有任务，没有主从关系

• 集群系统：系统将多个CPU组合在一起，一般通过网络链接，提供高可用性的服务

操作系统的执行

多道程序能力：单个程序不能让CPU和IO设备始终忙碌，多道程序通过安排作业，使得CPU总有一个执行作业，从而提高CPU利用率。

解释下多道程序：批处理系统下有多个作业，双击qq会先放到磁盘里面一个叫做作业池的地方，准备执行，加载程序时，将作业池拿到内存里开始运行，在内存里，这些作业叫做进程（执行中的程序），就是把硬盘中的二进制文件加载到了内存中，CPU来切换执行多个进程（因为CPU的速度非常快，但一次只能执行一条指令，有大量时间空闲，这样做可以提高CPU利用率）

为什么先要保存到磁盘的作业池？

内存太小不能容纳所有作业，所有作业首先保存到磁盘的作业池，

分时系统：是多道程序设计的自然延伸，对于分时系统，CPU通过切换作业执行多个作业，由于切换频率很高，用户可以在程序运行时与其交互。分时需要确保响应时间。

解释伪并行的本质：CPU执行每个作业一个时间片，但因为切换上下文的非常快，几乎感受不出来，以至于认为是并行

双重模式与多重模式的执行

操作系统是中断驱动的，事件是由中断或陷阱/异常引起的，陷阱是一种软件生成的中断，或源于出错，源于用户程序的特定请求

为确保os的正确运行，必须区分操作系统代码和用户代码的执行

• 用户模式和内核模式

计算机硬件可以通过模式为来表示当前模式：内核模式0和用户模式1

当计算机系统执行用户应用时，系统处于用户模式，当用户应用通过系统调用，请求操作系统服务时，系统必须从用户模式切换到内核模式

解释系统调用：用户想要调用硬件，OS提供一些接口（API，对外提供服务）

解释用户模式到内核模式的调用：用户进程执行->调用系统调用（触发陷阱，陷阱模式位设置位0，执行系统调用）->执行系统调用（内核模式）->（返回模式位=1）->从系统调用返回（用户模式），切换的过程耗时，浪费性能，尽量减少用户模式到内核模式的切换

为什么需要系统调用？

双重模式执行提供保护手段，以便防止操作系统和用户程序收到错误用户程序的影响，这种防护实现为，将可能引起损害的机器指令作为特权指令，并且硬件只有在内核模式下才允许执行特权指令，如果在用户模式下试图执行特权指令（直接调用硬件），那么硬件并不执行该指令，而是认为该指令非法，并将以陷阱形式通知操作系统

定时器设置的意义？

操作系统应该维持控制CPU，防止用户程序陷入死循环，或者不调用系统服务并且不将控制返回给操作系统，为了实现这一目标可以使用定时器，设定为指定周期后中断计算机。

进程管理

在未被CPU执行之前，程序做不了任何事情，执行中的程序称为而进程，因为程序是被动实体，只有加载到内存中，成为进程才是主动实体

单线程进程有一个程序计数器，指定了下一个所要执行的指令

进程是系统的工作单元，系统由多个进程组成，其中由操作系统进程，也有用户进程，所有进程并发执行

为什么需要内存管理？

为了改进CPU的利用率和用户的计算机响应速度，计算机应在内存中保留多个程序，这就需要内存管理。

操作系统负责内存管理的以下活动

• 记录内存的哪部分被使用以及谁在使用
• 决定哪些进程会调入调出内存
• 根据需要分配和释放内存空间

高速缓存

为什么需要高速缓存？高速缓存一般集成在CPU中，比起重新去内存中调用，速度更快

高速缓存的大致原理？在去内存取数据之前，会先到高速缓存中看一下有没有数据，如果没有，去内存中取，放到高速缓存中一份，再拿到CPU中

高速缓存的数据一致性问题？如果内存中数据改变，必须保证高速缓存中对应数据失效，否则不一致

多级高速缓存？一级缓存最靠近CPU，最快最小

例：整数A从磁盘到寄存器的迁移：硬盘->内存->高速缓存->硬件寄存器

I/O系统

I/O子系统为操作系统本身隐藏了IO设备的特性

IO子系统包括以下几个组件：缓冲，高速缓存的内存管理组件；USB；硬件驱动程序

只有设备驱动程序才知道控制设备的特性

计算环境

传统计算

移动计算：只能手机或平板电脑的计算

分布计算：分布式系统是物理上分开的，通过网络相连的一组计算机系统

客户机-服务器计算

对等计算：不区分客户机和服务器

云计算：虚拟化技术的延伸

虚拟化

通过虚拟化，操作系统可以在其他操作系统上运行应用程序

无虚拟化：进程->内核->硬件

虚拟化：进程->内核->VM->虚拟机管理器->硬件

操作系统的服务

用户和其他系统程序->用户界面->系统调用->服务->操作系统->硬件

用户界面:GUI和命令解释程序，即shell，将用户输入的命令转换为机器指令，占用资源更少

系统调用

系统调用提供操作系统服务接口，这些调用通常以高级语言编写or汇编？

例：一个简单的复制文件的操作（获取输入文件名称，写提示到屏幕，接受输入，获取输出文件名称，写提示到屏幕，接受输入，打开输入文件，如果不存在，终止，创建输出文件，如果存在，终止，循环，读取输入文件，写到输出文件，直到读取失败，关闭输出文件，写完成消息到屏幕，正常终止）

用户应用程序（如C++，C）使用open()调用系统调用接口，切换到内核模式，底层硬件实行

系统调用的类型：进程控制，文件管理，设备管理，信息维护，通信和保护

进程控制

如果一个系统调用异常或暂停当前执行的程序，会存储内存到磁盘，并生成错误信息

锁的意义？

多进程中，多个进程会共享数据，为了确保共享数据的完整性 ，操作系统通常提供系统调用->允许一个进程锁定共享数据，这样在结束前，其他进程不能访问该数据

例：MS-DOX

可用内存->进程->命令解释程序->内核

操作系统的结构

封装子系统模块

采用为内核技术的具体实现和好处？

对内核进行模块化，把不必要的部件从内核中移除，将他们当作系统级和用户级的程序来实现，结果是内核较小

微内核的主要功能是，为客户端程序和运行在用户空间中的各种服务提供通信

优点：便于移植和拓展（部件）

缺点：增加模式切换，增加系统功能开销

目前操作系统采用可加载的内核模块：需要哪些就加载哪些（比如调度类，文件系统，设备和总线驱动程序）

进程管理

现代操作系统允许加载多个程序到内存，以便并发执行，进程即执行中的程序，进程是现代分时操作系统的工作单元

并发执行：通过在进程之间切换CPU

当一个可执行文件被加载到内存时，这个程序就成为进程，进程时执行中的程序实体，相同一份代码可以有多个程序实体（进程）,进程是操作系统进行资源分配和调度的基本单位

但是，进程不只是程序代码，进程还包括当前活动，PC的值和寄存器的内容

进程状态

就绪 运行 等待

进程状态图

pass

进程控制块（PCB）包含许多某个特定进程相关信息，包括新城状态，程序计数器（下一个指令地址），CPU寄存器，CPU调度信息…….本质就是保存上下文信息

进程键CPU切换

执行->中断->保存状态到PCB1->从PCB1重新加载状态->执行->中断->保存转台到PCB1->从PCB1更新加载状态->执行

单线程：每个进程一次只能执行一个任务

• 进程调度

表示进程调度的队列图

pass

操作系统通过调度程序来选择进程而后执行进程

• 长期调度程序：如批处理系统，将进程保存到类似磁盘的大容量存储设备
• 短期调度程序：从内存中准备执行的进程中许纳泽进程，并分配CPU执行
• 中期调度程序：将进程从内存（或CPU竞争中）移除，从而降低多道程序调度，之后进程可以被重新载入内存，并从中断处继续执行，称之为交换（换出，换入）

IO密集型：执行进程时，IO占用更多的时间，可能要等待IO

CPU密集型：执行进程时，CPU计算占用更多时间

上下文切换：

pass

进程运行

并行与并发区别？单核上并发：CPU上下切换（策略），毕竟单CPU一个时间只能执行一个进程。并行：多核，执行多个进程

sleep（）放弃执行，但CPU此时选择其他进程不一定切换一个不一样的

• 多线程模型

用户线程

内核线程

• 多对一模型

为什么不用多对一模型？容易阻塞（一个线程阻塞影响所有）不允许运行在多处理器上

• 一对一模型

支持并发，但是开销影响性能

• 多对多模型

多对并发，相对于多对一模型，阻塞时允许调用另一个线程

• 双层模型

线程池优点？

进程调度

CPU是如何选择进程的？

单处理器：

多道程序

当一个进程等待时，交出CPU

进程包括CPU执行和IO等待，两者交替

IO密集型&CPU密集型

抢占调度

等待状态和就绪状态？等待状态缺少IO和CPU，就绪就只缺少CPU

抢占型和非抢占型

调度程序

比较CPU调度算法准则：CPU使用率，吞吐量，周转时间，等待时间，响应时间

最大化CPU使用率和吞吐量，最小化周转时间，等待时间和响应时间

抢占式内核

非抢占式内核

调度算法

先到先服务FCFS

使用队列FIFO实现，当一个进程进入队列时，它的PCB会被连接到队列尾部，当CPU空闲时，它会分配给头部的进程

非抢占式，平均等待时间比较长

最短作业优先调度

SJF（shortest-job-first）

优点：平均等待时间最小，性能最好

QA：如何知道下次CPU执行系列？

对于批处理系统的长期调度，…

对于短期CPU调度，…

可以是抢占式或非抢占式，依据到达时间，执行时间（delta即为剩余时间）

抢占SJF调度称为最短剩余时间优先调度

优先级调度

每个进程都有一个优先级关联，具有最高优先级的进程会分配到CPU，先攻优先级的进程按FCFS.SJF算法优先级位下次CPU执行的倒数，CPU执行越长，优先级越小

但并不是优先级数值越小，优先级越高！（可能是越大）

• 主要问题：无穷堵塞/饥饿问题

解决方法：老化：增加在系统中等待很长时间的进程的优先级

轮转调度

RR

专门位分时系统设计，增加了抢占时间片切换进程，每个进程分配不超过一个时间片的CPU执行

抢占，性能取决于时间片大小，如果时间片很大，类似于FCFS（实际进程执行小于时间片），如果时间片很小，导致频繁的上下文切换（性能消耗）

多级队列调度

根据属性，将一个进程永久放到一个队列

优先级高的队列先执行，可能会有饥饿问题

多级反馈调度

允许进程在队列之间切换，阻止饥饿发生

• 为什么将IO密集型放在更高优先级队列而不是CPU密集型？

因为IO密集型比较耗时，CPU比较空闲，根据反馈调度，CPU更有时间去执行优先级较低的

多处理器调度

之前讨论的都是单处理器

非对称处理器：一个处理器处理所有调度决定，IO处理等系统活动，其他处理器只执行用户代码，简单，减少数据共享需要

多对称处理器SMP：每个处理器自我调度，都有私有就绪进程队列

处理器亲和性：试图让一个进程运行在一个处理器上

• 如果进程转移到其他处理器会发生什么？

一个处理器缓存无效，第二个重新填充

负载平衡：尽量将所有负载平衡分配到SMP每个处理器上，两种方法：推迁移和拉迁移，两种并行实现，但会抵消处理器亲和性的好处

实时CPU调度

软实时和硬实时系统，硬实时系统必须保证以恶搞任务再它的戒指期限之前完成

实时操作系统与一般的操作系统相比，最大的特色就是“实时性”，如果有一个任务需要执行，实时操作系统会马上（在较短时间内）执行该任务，不会有较长的延时。这种特性保证了各个任务的及时执行。

最小化延迟

中断延时：先完成正在执行的指令，再确定中断类型（IOor时间片没？），保存当前进程状态，采用特定的中断服务程序（ISR），上下文切换，这些总时间是中断延迟

调度延时：从停止一个进程到启动另一个进程所需的时间量

！尽量减少中断延迟，确保实时任务得到尽快处理

• 如何减少调度延迟？

提供抢占式内核

• 调度延迟的冲突部分

优先权调度

进程周期性，定期需要CPU，具有固定的处理时间t，CPU应处理的截止期限d和周期p（比如时间片）

为什么硬实时系统处理时间要小于截止时间而不是小于周期？系统开销（比如延时）

硬实时：0<=t<=d<=p

t执行时间就是CPU运行时间，CPU利用率就是t/p

单调速率调度

抢占的，静态优先级

最优，但是CPU利用率是有限的，并不总是可能完成最大化CPU资源

最早截止期限优先调度

EDF，动态分配优先级

比例分享调度

准入控制策略：只有客户请求的股数小于可用的股数，才能允许客户进入

同步

解决共享数据并发访问导致数据不一致

竞争条件

临界区：修改公共变量，不允许多进程执行

进入区->临界区->退出区->剩余区

解决方案满足性质：互斥，进步，有限等待

两种方法：抢占式和非抢占式内核

一个进程进入临界区需要获得锁，退出时需要释放锁

忙等待

自旋锁：检查锁是否释放，浪费CPU周期，优点是没有切换上下文

信号量初值为可用资源数量

使用资源wait()减少信号量计数

释放资源signal()增加信号量计数

死锁与饥饿

相互持有共享资源，无法释放

优先级反转：所有正在访问资源的进程获得访问它的更高优先级进程的优先级，直到用完资源恢复优先级

内存

每个进程单独内存空间

两个寄存器：基地址，界限地址

保护：两者相加在范围里面，防止用户修改操作系统数据结构

特权指令，在内核模式下执行，修改这两个寄存器存储的值

地址绑定

进程在执行时可以在磁盘和内存之间移动，在磁盘上等待形成输入队列

编译时：绝对代码

加载时：可重定位代码

执行时：大多数采用，从一个内存段移动到另一个内存段

逻辑地址：CPU生成的地址（虚拟地址）

物理地址：

通过MMU内存管理单元映射，基地址寄存器变为重定位寄存器，用户进程加载到内存前都要加上重定位寄存器里面的位置，用户程序不会看到真实的物理地址

动态加载

一个程序只有在调用时才会加载，所有程序都以可重定位加载格式保存在磁盘上，提高内存空间利用率

交换

内存->快速磁盘/备份存储

标准交换：换入换出内存进程，上下文切换时间高

移动系统不支持交换，用闪存，由于空间约束

移动系统的交互：空闲内存降低到一定阙值以下时，IOS不采用交换，而是要求应用程序自愿放弃分配的内存

连续内存分配

• 为什么操作系统通常在低地址？

这取决于中断向量，一般中断向量位于低内存

内存保护：防止进程访问不属于它的内存，否则触发陷阱寻址错误

固定分区，每个分区只能由一个进程

可变分区，一大块可用内存，成为孔，内存有很多大小的孔

首次适应

最优适应

最差适应

内存碎片

存储被分成了大量小孔，总和能装下但是不连续，导致浪费

• 空空闲块的哪段开始分配

解决外部碎片：紧缩。需要重定位是动态的，在运行时进行，但是开销比较昂贵

分段

允许进程的物理地址空间是非连续的

用户试图的内存管理方案，从程序员视角

逻辑地址：段名称和段偏移（二维，段号和偏移）

编译的时候自动分段

从二维地址到物理一维地址，通过段表实现，段表就是基址寄存器和界限寄存器值，通过段号映射到段表中

• 段号怎么转换基地址？

分页

现在大多数操作系统使用

将物理内存分为固定大小的块（16kb），成为页帧；逻辑内存分为同样大小的快，称为页面

逻辑内存是连续的，但物理内存可能不是

CPU生成地址分成页码和页偏移，页码是页表的索引，页表和段表类似

页的大小为2的幂，地位表示页偏移，高位表示页码

不会产生外部碎片，但是可能有内存碎片，如果进程要求内存不是页的整数倍

内存中的帧要大于进程中的页

TLB转换表缓冲区

TLB命中：页面在TLB中

• 共享页

共享公共代码，但是每个进程有自己的数据页

可重入代码：不能自我修改，所以多个进程可以执行相同代码

页表结构

• 分层分页：减少内存所占页表空间，缺点但要多出一次访问

• 哈希页表

• 倒置页表：整个系统只有一个页表，每个条目保存一个地址空间标识符（PID）系统内每个虚拟地址<进程ID,页码，偏移>，每个地址<进程ID,页码>，减少了内存空间，但是增加查找空间

虚拟内存管理

允许执行进程不必完全处于内存

• 为什么在许多情况下并不需要将整个程序置于内存中？

1。程序有处理异常错误条件的代码，这些代码几乎不执行

2.数组，链表和表等分配的内存量通常多于实际需要值

3.程序的某些选项和功能可能很少使用

虚拟内存将逻辑内存和物理内存分开

• 请求调页：对于请求调页的虚拟内存，页面只有在程序执行期间被请求时才加载。调页程序会猜测在该进程被再次换出之前会用到哪些页，需要硬件支持来区分内存的页面和磁盘的页面，使用有效-无效位（不在逻辑内存里，或有效但只在磁盘上），这是系统试图改善几桶使用率和吞吐量

• 缺页错误：访问标记为无效的页面

• 页面置换：发生缺页错误，但是列表没有空闲帧，系统交换出一个进程释放所有帧并降低多道程序

• 页面置换算法：FIFO，调出最旧的页面；最优页面置换，调出置换最长时间不会使用的页面，LRU最近最少使用算法，基于计数的页面置换