操作系统总汇

1、 第三章 §3.1 调度的基本概念 (一） 一、调度的类型和模型 一个批处理型作业从进入系统并驻留在外存的后备队列上开始，直至作业运行完毕，可能要经历三级调度过程：1、高级调度 又称为作业调度，作用：把外存上处于后备队列中的作业调入内存，并为他们创建进程、分配资源、排在就绪队列上，准备执行，因此，有时把它称为接纳调度。分时系统、实时系统中通常不具备作业调度。2、低级调度 又称为进程调度，它决定就绪队列中哪个进程将获得处理机，然后由分派程序执行把处理机分配给进程的操作。在OS中都必须配置。3、中级调度 目的：提高内存利用率和系统吞吐量。作用：使暂时不能运行的进程从内存调至外存，进入就绪

2、驻外存状态或挂起状态。把外存上又具备运行条件的就绪进程，重新调入内存，并修改为就绪状态，挂在就绪队列上。又称对换。 一.、先来先服务（FCFS）算法 FCFS（First Come First Server ）法，又称为先进先出（FIFO）算法，就绪进程按照进入的先后次序排列，调度程序总是选择队首的进程执行。 这是一种非剥夺式的调度算法，简单、易实现。 对短进程易出现等待时间长，服务质量差。 该算法有利于CPU繁忙型的进程，不利于I/O繁忙型的进 程。 该算法只能用于辅助算法。二、短作业（进程）优先（SJ(P)F）算法 短作业优先（SJF）调度算法:是从后备队列中选择一个或若干个估计运行时间最

3、短作业，将它们调入内存运行。而短进程则是从就绪队列中选择估计时间最短的进程，把处理机分配给它。 SJ(P)F调度算法也存在不容忽视的缺点：（1）对长作业不利。如果有一长作业进入系统的后备队列，由于总是优先调度那些短作业（进程），将导致长作业长期不被调度。（2）完全未考虑作业的紧迫程度，不能保证紧迫性作业（进程）会被及时处理。（3）作业（进程）的长短根据用户所提供的估计执行时间而定的不一定能真正做到短作业优先调度。 三、 最高优先权（HPF）优先调度算法1. 优先权调度算法的类型1） 非抢占式优先权算法把处理机分配给就绪队列中优先权最高的进程后便一直执行下去直至完成；或发生某事件使该进程放弃处理

4、机时，可再将处理机重新分配给另一优先权最高的进程。用于批处理系统和某些对实时性要求不严的实时系统中。2） 抢占式优先权调度算法把处理机分配给优先权最高的进程，使之执行。在执行期间，只要又出现优先权更高的进程，就重新将处理机分配给新到的优先权最高的进程。能更好地满足紧迫作业的要求，常用于要求比较严格的实时系统中，以及对性能要求较高的批处理和分时系统中。2. 优先权的类型1）静态优先权 ：在创建进程时确定在进程的整个运行期间保持不变。一般地，用某一范围内的一个整数来表示的，例如，07或0255中的某一整数，又把该整数称为优先数。 静态优先权法优缺点：简单，系统开销小不精确，仅在要求不高的系统中使用

5、2） 动态优先权高响应比优先调度算法 优先权随进程推进或随其等待时间的增加而改变的，以便获得更好的调度性能。 引入动态优先权，并使作业优先级随着等待时间的增加而以速率a提高。该优先权的变化规律为：优先权 =（等待时间+要求服务时间） /要求服务时间优先权 = RP =响应时间/要求服务时间RP ：响应比 四、高响应比优先调度算法（HRN） HRN（Highest Response ratio Next）算法将短进程优先与动态优先级相结合。所谓高响应是指进程获得调度的响应，即优先数R。 R =（W+T）/T = 1+W/T T 估计进程执行的时间。 W 进程等待的时间。 由于等待时间与服务时间之

6、和，就是系统对该作业的响应时间，故该优先权又相当于响应比RP。据此，又可表示为： 随着进程等待时间的增加，优先权动态增加。 对等待相同时间的短进程比长进程优先权增加得多。 长进程随着等待时间增加也会被调度。 例：有4个作业A、B、C、D，它们的到达时间分别为8.00，8.50，9.00，9.50，各自要求服务时间为2.00，0.50，0.10，0.20，求它们平均周转时间和平均带权周转时间? (1) 如果作业的等待时间相同，则要求服务的时间愈短，其优先权愈高，因而该算法有利于短作业。 (2) 当要求服务的时间相同时，作业的优先权决定于其等待时间，等待时间愈长，其优先权愈高，因而它实现的是先来先

7、服务。 (3) 对于长作业，作业的优先级可以随等待时间的增加而提高，当其等待时间足够长时，其优先级便可升到很高， 从而也可获得处理机。优点：兼顾长短作业。缺点：由于做响应比计算故增加了系统开销 该算法主要用于分时系统，按照公平服务的原则，为进程分配CPU时间片。是一种剥夺式的算法。 轮转法的关键是时间片的选取： 时间片太大，则轮转法蜕化为FCFS法。 时间片太小，则增加CPU的额外开销。 影响时间片设置的主要因素： 系统响应时间R、就绪进程数N、计算机处理能力等。 时间片长度： q = R / N max§3.7 死锁的基本概念（一）死锁（deadlock） 是OS的一种随机故障，是

8、指多个进程在运行过程中因争夺资源而造成的一种僵局，当进程处于这种僵持状态时，若无外力作用，他们都将无法再向前推进。 例如： 系统中共有5台打印机，进程A需要4台，进程B需要4台，进程A、B并发执行时进程A已经占3台，进程B已经占2台。则此时陷入死锁状态。一、死锁的原因1、争夺资源引起死锁2、进程推动顺序不当引起的死锁 二。死锁的必要条件 由于产生死锁的根本原因是争夺共享资源，从而得到产生死锁的必要条件是： 互斥条件 进程互斥使用临界资源。 不剥夺条件 资源只能由占有它的进程释放，不能 被其它进程剥夺。 非剥夺资源 请求和保持条件 进程在申请新资源的同时，保持对某 些资源的占有。 环路等待条件

9、存在循环等待链，在链中每个进程都 在等待它的前一进程所持有的资源。利用银行家算法避免死锁 1. 银行家算法中的数据结构 (1) 可利用资源向量Available。 (2) 最大需求矩阵Max。 (3) 分配矩阵Allocation。 (4) 需求矩阵Need。 2. 银行家算法 设Requesti是进程Pi的请求向量，如果Requestij=K，表示进程Pi需要K个Rj类型的资源。当Pi发出资源请求后，系统按下述步骤进行检查： (1) 如果RequestijNeedi,j，便转向步骤2；否则认为出错，因为它所需要的资源数已超过它所宣布的最大值。 (2) 如果RequestijAvailable

10、j，便转向步骤(3)；否则， 表示尚无足够资源，Pi须等待。 (3) 系统试探着把资源分配给进程Pi，并修改下面数据结构中的数值： Availablej=Availablej-Requestij; Allocationi,j=Allocationi,j+Requestij; Needi,j=Needi,j-Requestij; (4) 系统执行安全性算法，检查此次资源分配后，系统是否处于安全状态。若安全，才正式将资源分配给进程Pi，以完成本次分配；否则，将本次的试探分配作废，恢复原来的资源分配状态，让进程Pi等待。 3. 安全性算法 (1) 设置两个向量： 工作向量Work: 它表示系统提供给

11、进程继续运行所需的各类资源数目，它含有m个元素，在执行安全算法开始时，Work=Available; Finish: 它表示系统是否有足够的资源分配给进程，使之运行完成。开始时先做Finishi =false; 当有足够资源分配给进程时， 再令Finishi=true。 (2) 从进程集合中找到一个能满足下述条件的进程： Finishi=false; Needi,jWorkj； 若找到，执行步骤(3)， 否则，执行步骤(4)。 (3) 当进程Pi获得资源后，可顺利执行，直至完成，并释放出分配给它的资源，故应执行： Workj=Workj+Allocationi,j; Finishi=true;

12、 go to step 2; (4) 如果所有进程的Finishi=true都满足，则表示系统处于安全状态；否则，系统处于不安全状态。 实例 4. 银行家算法之例 假定系统中有五个进程P0, P1, P2, P3, P4和三类资源A, B, C，各种资源的数量分别为10、5、7，在T0时刻的资源分配情况如图 3-15 所示。 (1) T0时刻的安全性： (2) P1请求资源：P1发出请求向量Request1(1，0，2)，系统按银行家算法进行检查： Request1(1, 0, 2)Need1(1, 2, 2) Request1(1, 0, 2)Available1(3, 3, 2) 系统先假

13、定可为P1分配资源，并修改Available, Allocation1和Need1向量，由此形成的资源变化情况如图 3-15 中的圆括号所示。 再利用安全性算法检查此时系统是否安全。 图 3-17 P1申请资源时的安全性检查 (3) P4请求资源：P4发出请求向量Request4(3，3，0)，系统按银行家算法进行检查： Request4(3, 3, 0)Need4(4, 3, 1); Request4(3, 3, 0) Available(2, 3, 0)，让P4等待。 (4) P0请求资源：P0发出请求向量Requst0(0，2，0)，系统按银行家算法进行检查： Request0(0, 2

14、, 0)Need0(7, 4, 3); Request0(0, 2, 0)Available(2, 3, 0); 系统暂时先假定可为P0分配资源，并修改有关数据，如图 3-18 所示。 图 3-18 为P0分配资源后的有关资源数据 5银行家算法是一种 算法。A死锁解除 B死锁避免C. 死锁预防 D. 死锁检测6.假设有4个进程各需要2个同类资源，试问系统最少应提供( )个该类资源，才保证不会发生死锁？A. 3 B. 4 C. 5 D. 67.一作业8：00到达系统，估计运行时间为1小时，若10：00开始执行该作业，其响应比是 。A.2B.1C.3D.0.5答：B C C3.某计算机系统中有8台

15、打印机，有K个进程竞争使用，每个进程最多需要3台打印机。该系统可能会发生死锁的K的最小值是 （ ） A2    B.3     C.4     D.5        解：C 不死锁需要2K+1<8，最多支持3个进程并发。注意问的如果是“不会发生死锁的最大值”就选B。 4个以上就死锁，所以会死锁的最小值是4。别看错了。1.假设系统中有4个进程P1、P2、P3、P4，三类资源

16、R1、R2、R3，数量分别为9、3、6，在T0时刻的资源分配情况如表1所示。表1 T0时刻资源分配表 （1）试问此刻系统是否安全？为什么？（本题4分）（2）当P2进程发出请求Request2(1，0，1)，问系统是否将资源分配给它？为什么？ 第四章第三节    连续分配方式 为用户程序分配一个连续的内存空间，曾被广泛应用，且现在仍被采用。单一连续分配固定分区分配动态分区分配可重定位分区分配分区分配算法*FF首次适应算法：空闲分区按起址递增次序排列，从头开始直至找到第一个满足要求的空闲分区。 特点：内存低端会留下小的空闲区，高端有大的空闲区；每次查找从低址开始，会增

17、加查找开销。 *NF循环首次适应算法(下次适应) ：从上次分配的空闲区位置之后开始查找(到最后分区时再回到开头) 特点：减少查询次数，内存分配均匀；但缺乏大的空闲分区。*BF最佳适应算法：空闲分区按大小递增的次序排列，从头开始找到第一个满足要求的空闲分区。 特点：会留下大量难以利用的小碎片。WF最差适应算法：空闲分区按大小递减的次序排列，最前面的最大的空闲分区就是找到的分区。 特点：查找速度快，分配后剩下的可用空间比较大；但一段时间后会缺乏较大空闲区。 以上四种算法，统称为顺序搜索法。 这些算法各有利弊，到底哪种最好不能一概而论，而应针对具体作业序列来分析。对于某一作业序列来说，某种算法能将该

18、作业序列中所有作业安置完毕，那么我们说该算法对这一作业序列是合适的。例：有作业序列：作业A要求18K；作业B要求25K，作业C要求30K。系统中空闲区按三种算法组成的空闲区队列：经分析可知：最佳适应法对这个作业序列是合适的，而其它两种对该作业序列是不合适的。4、可重定位分区分配动态重定位的引入（）随着系统接收的作业的增加，内存中连续的大块分区不复存在，产生了大量的“碎片”。新的作业无法装入到每个“碎片”小分区上运行，但所有碎片的空间总和可能大于需求。通过“拼接”或“紧凑” 来实现程序的浮动（动态重定位）。碎片定义：碎片：内存中不能被利用的小分区称为“零头”或“碎片”。 离散分配方式基本思想：将

19、一个进程分散的装入不相邻的分区中。离散分配的基本单位是页，则称为分页存储管理方式；如果离散分配的基本单位是段，则称为分段存储管理方式。快表引入原因cpu存取一个数据时要两次访问内存第一次是访问页表，找到指定页的物理块号，再将块号与页内偏移量w拼接形成物理地址。第二次访问内存是从所得地址中获得所需数据（或向此地址中写入数据）cpu的工作效率大约减少一半例：检索联想寄存器的时间为20ns，访问内存的时间为100ns。如果能在联想存储器中检索出页号，则cpu存取数据共需要 ，如果不能在联想存储器中找到该页号，则总共需要 。再假定访问联想存储器的命中率分别为0%，50%，80%，90%，98%，计算有

20、效访问时间。有效访问时间：T命中率：hT=h*t1+（1-h）*t22、基本原理在分段存储管理方式中，作业的地址空间被划分为若干个段，每个段定义一组逻辑信息。每个段都从0开始编址，采用一段连续的地址空间。段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定，因而段长不等整个作业的地址空间分成多个段，是二维的。4、分段与分页的主要区别（重点）页是信息的物理单位，分页是为了满足系统管理的需要；段是信息的逻辑单位，分段是为了满足用户的需要；页的大小固定且由系统决定，段的长度不固定，决定于用户所编写的程序，通常由编译程序在对源程序进行编译时，根据信息的性质来划分。分页系统中的逻辑地址空间是一维的，程序员只需利用一个记

21、忆符，即可表示一个地址；分段系统中的是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址。局部性原理几个论点程序多数情况是顺序执行的过程调用会使程序的执行由一部分区域转至另一部分区域，但过程调用的深度大多不超过5。程序将会在一段时间内都局限在这些过程的范围内运行。循环结构虽只由少数指令构成，但是他们将多次执行程序包括许多对数据结构的处理。局部性表现时间局限性。某指令一旦执行，则不久后该指令可能再次执行；某数据被访问过，则不久后该数据可能再次被访问。空间局限性。程序在一段时间内访问的地址，可能集中在一定的范围之内，其典型的情况便是程序的顺序执行。虚拟存储器定义：虚拟存储器是指具有请求

22、调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统。其逻辑容量由内存和外存之和所决定，其运行速度接近于内存速度，而每位的成本却又接近于外存。3、虚拟存储器的特征离散性 最基本在内存分配时采用离散分配方式；多次性一个作业被分成多次调入内存运行；对换性允许在作业的运行过程中进行换进、换出；虚拟性 最重要能从逻辑上扩充内存容量，使用户“看到”的内存容量远大于实际大小。（总容量不超过物理内存和外存交换区容量之和）该特征是以上两个特征为基础的。第八节  页面置换算法*最佳置换算法（OPT）*先进先出（FIFO）*最近最久未使用置换算法（LRU） 最少使用置换算法（LFU

23、） 由Belady于1966年提出的一种理论上的算法，所淘汰的页面，将是永不使用的或是在最长时间内不被访问的页面（向将来看）。 例如，假定系统为某进程分配3个物理块，并考虑有以下页面引用串，需要注意的是：在某进程中，(有些页面经常被访问，如全局变量，常用函数，某些例程等)引用串：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1 1、最佳置换算法（OPT）引用串：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1 采用最佳置换算法，共发生9次缺页，缺页率9/20=45%。特点：理论上，性能最佳；实际上，无法实现；通常用该算法来评价其他算法

24、的优劣。2、先进先出（FIFO）基本思想： FIFO置换算法的思想是：当发生页面置换时，总是选择在内存驻留时间最久的页面予以淘汰。对于上例，利用FIFO置换算法时，当访问2号页面时，由于7号页面驻留时间最长，故将7号页面置换出去，同理，对其它页面置换情况参照如下表所示。 从表上可以看出，采用FIFO置换算法，共发生15次缺页，缺页率为15/20=75%， 特点：实现简单与进程实际的运行不相适应先进先出算法虽然简单，但从数据分析可以看出该算法效果不够理想，由于程序执行具有局部性原理，所以该算法不能保证经常被访问的页面不被淘汰。同时，在FIFO置换算法中，随着分配给进程的物理块增多，反而缺页率增大

25、了，这种现象称为Belady异常。只有FIFO置换算法有这种奇怪现象，其它算法没有。下面来看一个例子，设某进程的页面引用串如下：1，2，3，4，1，2，5，1，2，3，4，5当该进程分得3、4物理块时，其缺页次数分别是9，10。(具体分析)3、最近最久未使用置换算法（LRU）基本思想： 根据页面调入内存后的使用情况进行决策。 由于无法预测各页面将来的使用情况，只能利用“最近的过去”作为“最近将来”的近似，选择最近最久未使用的页面予以淘汰。特点：性能较好实现复杂，需要硬件支持（每页配置一个寄存器、栈），增加系统负担。从上可以看出，采用LRU算法时，系统缺页12次，缺页率为12/20=60%算法实

26、现： 该算法赋予每个页面一个访问字段，用来记录一个页面自上次被访问以来所经历的时间T,当须淘汰一个页面时，选择现有页面中其T值最大的，即最近最久未使用的页面予以淘汰。4、最少使用置换算法（LFU）(不讲)选择在最近时期使用最少的页面淘汰。（频率）为每个页面配一个计数器。需为在内存中的每个页面设置一个移位寄存器，用来记录该页面被访问的频率。每次访问某页时，便将该移位寄存器的最高位置1，此后每隔一定时间自动右移一位。最近一段时间最少使用的页面是Ri 最小的页。 第五章6.1.4 I/O通道1、虽然设备控制器已能大大减少CPU对I/O的干预，但当主机所配置的外设很多时，CPU的负担仍然很重。为此，在

27、CPU和设备控制器之间增设通道以建立独立的I/O操作。不仅数据的传送能够独立于CPU，也使得对I/O操作的组织、管理和结束处理尽量独立。2、通道是一种特殊的处理机，具有执行I/O指令的能力。通过执行通道程序来控制I/O操作。 3、通道与一般的处理机又有所不同：其指令类型单一，即由于通道硬件比较简单，其所能执行的指令主要局限于与I/O操作有关的指令。主要为与I/O有关的指令；通道没有自己的内存，与CPU共享内存。I/O性能经常成为系统的瓶颈（1）CPU性能不等于系统性能响应时间也是一个重要因素（2）CPU性能越高，与I/O差距越大弥补：更多的进程（3）进程切换多，系统开销大通道价格昂贵，使机器中

28、的通道数量势必较少，这往往使它成了I/O的瓶颈。解决“瓶颈”问题的最有效的方法，便是增加设备到主机间的通路而不增加通道。多通路:解决“瓶颈”问题的方法（交叉连接）在不增加通道的情况下，增加设备到主机间的通路：（把一个设备连接到多个控制器上，一个控制器又连接到多个通道上）5.3.1 缓冲的引入 （p209）（1）缓和CPU与I/O设备间速度不匹配的矛盾。 (2) 减少对CPU的中断频率， 放宽对CPU中断响应时间的限制。 (3) 提高CPU和I/O设备之间的并行性。 5.3.3 I/O缓冲的组织形式单缓冲区(Single Buffer)双缓冲区(Double Buffer)循环缓冲区(Circu

29、lar Buffer)缓冲池（Buffer pool)5.6.1 磁盘访问时间 1) 寻道时间Ts 这是指把磁臂(磁头)移动到指定磁道上所经历的时间。该时间是启动磁臂的时间s与磁头移动n条磁道所花费的时间之和， 即Ts=m×n+s其中，m是一常数，与磁盘驱动器的速度有关，对一般磁盘， m=0.2；对高速磁盘，m0.1,磁臂的启动时间约为2 ms。 这样，对一般的温盘， 其寻道时间将随寻道距离的增加而增大， 大体上是530 ms。 2) 旋转延迟时间T 这是指定扇区移动到磁头下面所经历的时间。对于硬盘，典型的旋转速度大多为5400 r/min，每转需时11.1 ms，平均旋转延迟时间T为5.55 ms；对于软盘，其旋转速度为300 r/min或600 r/min，这样，平均T为50100 ms。 3) 传输时间Tt 这是指把数据从磁盘读出或向磁盘写入数据所经历的时间。5.6.2 磁盘调度先来先服务算法（FCFS）最短寻道时间优先（SSTF）扫描算法（SCAN）循环扫描算法（CSCAN）1. 先来先服务FCFS(First-Come, First