操作系统考研复试复习笔记

第一章

1.1 操作系统的特征

并发：并发和共享互为存在条件
**共享：**互斥共享方式（如两个进程同时调用摄像头资源）和同时共享方式（如两个进程同时在发文件，同时访问硬盘，不一定在微观上同步，但在宏观上同步）
虚拟：空分复用技术（如虚拟存储器技术）和时分复用技术（如虚拟处理器技术）
异步

1.2操作系统的发展和分类

手工操作阶段：

输入输出速度慢（人工输入，纸带机）
计算机处理速度快
主要缺点：用户独占全机，人机速度矛盾，资源利用率低

批处理阶段–单道批处理系统

引入脱机输入输出技术（用磁带完成），监督程序负责控制作业输入输出

优点：缓解一定程度的人机速度矛盾

缺点：内存中仅有一道程序运行，CPU的大部分时间空闲等待I/O

批处理阶段–多道批处理系统

操作系统正式诞生，并引入类中断技术

缺点：没有人机交互功能，在作业运行过程中无法交互，只能等待

分时操作系统

计算机以时间片为单位轮流为各个用户/作业服务，各个用户可以通过终端与计算机进行交互。

缺点：不能优先处理紧急任务。操作系统对各个用户、作业是完全公平的。

实时操作系统

能优先相应紧急任务

主要特点是及时性和可靠性

硬实时系统和软实时系统

网络操作系统，分布式操作系统，个人计算机操作系统

1.3操作系统的运行机制和体系结构

什么是指令？
一条高级语言代码翻译过来可能对对应多条指令。分为特权指令和非特权指令。

CPU如何判断当前是否可以执行特权指令？
两种处理器状态

用户态（目态）
核心态（管态）特权指令只能在核心态下执行

两种程序：

内核程序–核心态–特权指令和非特权指令（最接近硬件系统，操作系统内核部分：时钟管理，中断管理，原语（设备驱动，CPU切换等），对系统资源进行管理的功能）
应用程序

内核是计算机配置的底层软件

操作系统的体系结构：大内核和微内核

1.4 中断和异常

中断机制的诞生：
引入操作系统，多道程序并发执行

中断的概念和作用

本质：发生中断就意味着需要操作系统介入，开展管理工作。

由于操作系统的管理工作（比如进程切换，分配I/O设备等）需要使用特权指令，因此CPU要从用户态转换成核心态。

中断可以使得CPU从用户态切换到核心态，中断是唯一途径。使得操作系统获得计算机的控制权。有了中断，才能实现多道程序并发执行。

核心态转换成用户到只需要一条特权指令

**内中断：**也成异常，例外，陷入。信号的来源是CPU的内部，与当前执行的指令有关。自愿中断：指令中断，系统调用等。强迫中断：硬件或软件中断。

外中断：CPU外部。和当前执行的指令无关。人工干预

第二章：处理机管理（CPU管理）

2.1 进程

2.1.1 进程的定义

程序：就是一个指令序列。
早期的计算机，只支持单道程序。CPU,内存，I/O设备都为这一道程序服务。内存中程序段和数据段。

多道程序技术：
内存中同时放入多道程序，各个程序的代码，运算数据存放的位置不同。操作系统要怎么才能找到各程序的存放位置呢？

为完成并发执行，引入类进程和进程实体的概念。

系统为每个运行的程序配置一个数据结构，称为进程控制块（PCB），用来描述各种信息，如程序代码存放的位置。

PCB,程序段，数据段三部分构成类进程实体（进程映像）。

PCB是进程存在的唯一标志，进程的管理者（操作系统）所需的数据都在PCB中。

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。进程是动态的，进程实体是静态的。

2.1.2 进程的组织

链接方式：按照进程状态将PCB分为多个队列。操作系统持有指向不同队列的指针。执行指针：指向当前处于运行状态的进程，就绪队列指针，阻塞队列指针。

索引方式：根据进程状态建立几张索引表，操作系统持有指向不同索引表的指针。

2.1.3 进程的特征

动态性：一次执行过程，动态的产生、变化、消亡。进程最基本的特征。
并发性：
独立性：进程是资源分配，接受调度的基本单位。
异步型：各进程以不可预知的速度向前推进，可能导致运行结果的不确定性。
结构性：PCB,数据段，程序段

2.1.4 进程的状态和转化

三种基本状态：

运行态：占有CPU，并在cpu上运行。
就绪态：已经具备运行条件，cpu没有空闲，暂时不能运行
阻塞态：因为等待某一事件而暂时不能运行（分配打印机，磁盘读入等）

另外的两种状态：

创建态：分配资源，初始化PCB
终止态：撤销进程，回收资源，撤销PCB等

进程状态的转化

创建态-》就绪态（只欠处理机）（时间片到，或者处理机被更高优先级的进程抢占）-》《-运行态-》（主动行为：若进程用系统调用某个资源，或者请求某个事件）阻塞态（被动行为，等待资源分配）-》就绪态

-》终止态（处理完成，或者遇到异常，强行终止）

2.1.6 进程控制

对系统中所有进程进行有效的管理，具有创建新进程，撤销已有进程，实现进程状态转换等功能。

就是要实现进程状态转化

修改PCB的标志位，放到相应不同的队列中。

用原语实现进程控制，原语的特点是执行期间不允许中断，只能一气呵成。原语采用关中断指令和开中断指令。是特权指令，只能在CPU核心态下运行。

原语做的三类事情：

更新PCB中的信息
将PCB插入合适的队列
分配/回收资源

引起创建进程用（创建原语）的事件：用户登录，作业调度，提供服务，应用请求。

2.1.7 进程通信

共享存储：分为基于数据结构的共享（低级通信）和基于存储区的共享（高级通信）
管道通信：管道是指用于连接读写进程的一个共享文件，实际上就是在内存中开辟一个大小固定的缓冲区。只能进行半双工通信，如果要双向通信，则需要设置两个管道。各进程互斥地访问管道。读进程最多只有一个。没写满，不能读，没读空，不能写。
消息传递。进程通过操作系统提供的“发送消息、接受消息”两个原语进行数据交换。进程间的数据交换以格式化的消息为单位（消息头+消息体）。分为直接通信方式和间接通信方式（消息要先发送到中间实体（信箱）中，也称为信箱通信方式）。

2.2 线程

####2.2.1 线程的定义和引入

进程是程序的一次执行。

有的进程可能需要同时做很多事，传统的进程只能串行执行一系列程序，为此引入类线程，来增加并发度。

引入线程后，线程成为了程序执行流的最小单位。是一个基本的CPU执行单元，处理机调度的基本单位。而进程只作为除CPU之外资源分配的基本单位。

2.2.2 带来的变化

资源分配、调度：进程不再同时是资源分配和调用的基本单位。线程是调度的基本单位，进程是资源分配的基本单位。
并发性：引入线程后，各线程间也能并发，提高了并发性。
系统开销：传统的进程间切换，需要切换进程的运行环境，开销很大。如果是同一进程内的线程切换，不需要切换运行环境，系统开销小。并发所带来的开销小。

####2.2.3 线程的属性

线程控制块（TCB）
多CPU计算机，各个线程占有不同的cpu
同一进程的线程共享进程的系统资源
由于共享内存地址空间，同进程中的线程间通信甚至无需系统干预

2.2.4 实现方式

用户级线程–切换线程可以在用户态下即可完成，无需操作系统干预。对用户不透明，对操作系统透明。

内核级线程–必须在核心态下完成。

操作系统只看得见内核级线程，因此内核级线程才是处理分配的单位。

多线程模型：

多对一模型：多个用户级线程映射到一个内核级线程。无需切换到核心态，处理效率高，系统开销小。缺点：若某一个用户级线程阻塞，整个进程都会被阻塞。并发度不高。
一对一模型：一个用户级线程映射到一个内核级线程。并发能力强，线程管理成本高，系统开销大。
多对多模型：多个用户级线程映射到多个内核级线程。集中了以上两种的优点。

2.3 处理机调度

调度的概念：当有一堆任务要处理，但由于资源有限，需要确定某种规则来决定处理这些任务的顺序，这就是调度研究的问题。

处理机调度：从就绪队列中按照一定的算法选择一个进程并将处理机分配给它运行，以实现进程的并发进行。

调度的三个层次：

高级调度：按一定的原则从外存上处于后备队列的作业中挑选一个或者多个给他们分配必要的资源，并建立相应的进程，以使它们或者竞争处理机资源的权利。
中级调度：引入虚拟存储技术后，可将暂时不能运行的进程调至外存等待。这么做的目的是为了提高内存利用率和系统吞吐量。暂时调到外存等待的状态，称为挂起状态。而PCB并不会一起调到外存，而是会常驻内存。挂起态分为就绪挂起和阻塞挂起。
低级调度（进程调度）：按照某种方法和策略从就绪队列中选取一个进程，并将处理机分配给他。进程调度是操作系统中最基本的一种调度。

2.3.2 进程调度的时机

当前运行的进程主动放弃处理机（正常终止、发生异常而终止，进程主动请求阻塞）
当前进程被动放弃处理机（有更紧急的，有更高优先级的，分给进程的时间片用完）

不能进行进程调度的时机：

在处理中断的过程中
进程在操作系统内核程序临界区中
在原子操作过程中（原语）

临界资源：一个时间段内只允许一个进程使用的资源，各进程需要互斥地访问临街资源。
临界区：访问临界资源的那段代码。

2.3.3 进程调度的方式

非剥夺调度方式（非抢占式）：只允许进程主动放弃处理机。实现简单，系统开销小但是无法及时处理紧急任务，适用于早期的批处理系统。

剥夺调度方式（抢占式）：优先处理更紧急的进程，实现让各进程按照时间片轮转的功能

广义的进程调度包括类选择一个进程运行和进程切换两个步骤。

进程切换过程：

对原来的运行进程各种数据的保存
对新的进程的数据的恢复

进程调度，切换需要代价，并不是调度越频繁，并发度就越高

2.3.4 调度算法的评价指标

CPU利用率： cpu忙碌的时间占总时间的比例
系统吞吐量：单位时间内完成作业的数量总共完成作业数量/总时间
周转时间：从作业被提交给系统开始，到作业完成为止的这段时间间隔。

平均周转时间：各作业周转时间之和/作业数

带权周转时间：作业周转时间/作业实际运行的时间（>=1）

平均带权周转时间：各作业带权周转时间之和/作业数

等待时间 = 周转时间 - CPU运行时间 - I/O操作时间

等待时间：进程/作业处于等待处理机状态时间之和，等待时间越长，用户满意度越低

进程等待时间和作业等待时间之和不同，进程等待时间是在进程建立之后的等待时间之和，在等待I/O完成的期间其实进程也是在被服务的，不计入等待时间，对于作业，不仅要考虑建立进程后的等待时间，还要加上作业在外存后备队列中等待的时间。

一个作业需要被CPU,I/O设备处理多久是确定不变的，调度算法是在减少等待时间。

响应时间：用户提出请求到被响应的时间

2.3.5 调度算法

先来先服务（FCFS）

算法思想：
算法规则：等待时间越久的优先服务。
作业/进程调度：用于作业调度时，考虑的是哪个作业先到达后备队列；用于进程调度，考虑的是哪个- 进程先进入就绪队列。
是否可抢占？非抢占式
优点：公平，算法实现简单
缺点：对于排在长作业后的短作业，用户体验不好。平均带权周转时间大，对于长作业有利，对于短作业不利
是否会导致饥饿？不会

短作业优先

算法思想：追求更少的平均等待时间
算法规则：短进程/作业优先得到服务
作业/进程调度：
是否可抢占？

非抢占式（SJF）：每次选择当前已到达的并且运行时间最短的作业/进程

抢占式（SRNT最短剩余时间优先算法):

每当有进程加入就绪队列改变时就需要调度，如果新到达的进程剩余时间比当前运行的进程剩余时间更短，则由新进程抢占处理机，当前运行进程重新回到就绪队列。平均等待时间和平均周转时间优于非抢占式。

优点：最短的平均等待时间，平均周转时间
缺点：对于短作业有利，对于长作业不利
是否会导致饥饿？会，如果源源不断地有短作业进来，可能导致长作业长时间得不到服务，产生饥饿现象，如果一直得不到服务，会导致作业饿死。

高响应比优先（HRRN）

算法思想：综合考虑等待时间和要求服务的时间
算法规则：在每次调度时，先计算各个作业/进程的响应比，选择响应比最高的优先服务。

响应比 = （等待时间 + 要求服务时间）/ 要求服务时间

作业/进程调度：。
是否可抢占？非抢占式
优点：综合考虑等待时间和要求服务的时间,避免了长作业饥饿问题。
缺点：
是否会导致饥饿？不会

---------------以上三种算法，不区分任务的紧急程度，用户交互性差，不区分进程和作业，适用于早期的批处理系统。

时间片轮转调度算法

算法思想：公平，轮流地为各个进程服务，让每个进程在一定时间间隔内都可以得到服务。
算法规则：常用于分时操作系统，更注重“响应时间”。每个时间片结束后进行一次进程调度。如果时间片太大，使得每个进程在一个时间片内完成，则时间片轮转算法就会退化为先来先服务算法，会增大响应时间，因此时间片不能太大。如果时间片太小，会导致进程切换过于频繁，系统会花大量时间来处理进程切换，从而导致实际用于进程执行的时间比例减少。
作业/进程调度：用于进程调度，不用于作业
是否可抢占？抢占式
优点：公平，响应快，适用于分时操作系统。
缺点：高频率切换，有开销；不区分任务的紧急程度。
是否会导致饥饿？不会

优先级调度算法

算法思想：根据任务的紧急程度来决定处理顺序
算法规则：根据优先级是否可以发生改变分为静态优先级和动态优先级。

动态优先级：如果某个进程在就绪队列中等待了很长时间，可以适当提高优先级。
通常情况下，系统进程优先级高于用户进程，前台进程优先级高于后台进程。操作系统更偏好I/O型进程（或者称为I/O繁忙型进程）

作业/进程调度：均适用。甚至还会用于I/O调度
是否可抢占？非抢占式、抢占式均有。
优点：灵活调整偏好程度。适用于实时操作系统
缺点：若源源不断的高优先级进程到来，低优先级进程会导致饥饿。
是否会导致饥饿？会

多级反馈队列调度算法

算法思想：对其他算法的权衡
算法规则：

设置多级就绪队列，各个队列的优先级从高到低，时间片从小到大。

新进程到达时先进入第1级队列，按照FCFS原则排队等待被分配时间片。若时间片用完进程还未结束则进程进入下一级队列队尾，如果此时已经在最下级的队列，则重新返回到最下一级队列的队尾。

只有K级队列为空时，才会给K+1级分配时间片。

被抢占处理机的进程重新返回原队列队尾。

作业/进程调度：用于进程调度
是否可抢占？抢占式
优点：对各类进程相对公平（FCFS）；每个新到来的进程都可以很快得到相应(RR)；短进程只用较少的时间就可以完成(SPF)；不必实现估计进程的时间；灵活地调整对各种进程的偏好程度
缺点：
是否会导致饥饿？会

2.4 进程同步

2.4.1 进程同步的概念

进程的异步性：是指各并发执行的进程以各自独立、不可预知的速度向前推进。

进程同步：直接制约关系，是指为完成某种任务而建立的两个或者多个进程，这些进程因为需要在某些位置上协调它们的工作次序而产生的制约关系。进程间的直接制约关系就是源于它们之间的相互合作。

进程的并发需要共享的支持。

进程互斥：指当一个进程访问某临界资源时，其他想要访问该临界资源的进程必须等待。只能互斥共享，即同一时间只能有一个进程访问的系统资源叫做临界资源。

进程访问临界区，分为4个部分：
临界区是进程中访问临界资源的代码段；进入区和退出区是实现进程互斥的部分。
空闲让进，忙则等待，有限等待，让权等待。

2.4.2 进程互斥的软件实现方法

单标志法：

算法思想：每个进程进入临界区的权限只能被另一个进程赋予。两个进程在访问临界区后会把临界区的权限转交给另一个进程。
问题：只有允许的进程才能进入临界区，如果该允许的进程一直不访问临界区，那么就算临界区空闲，其他进程也不能访问。违背”空闲让进“原则。

双标志先检查法：

算法思想：设置一个布尔型数组flag[],数组中各个元素用来标志各进程想进去临界区的意愿。每个进程在进入临界区之前，先遍历整个数组，如果没有别的进程想要进入临界区，则把自身的标志flag[i]设为true。
问题：存在两个进程同时访问临界区的风险。违背”忙着等待“原则。原因在于，检查之后，上锁之前，可能会发生进程切换。

双标志后检查法：

算法思想：先上锁，后检查。即先设置flag[i]为true,在开始遍历其他的进程的标志。
问题：虽然解决了忙则等待的问题，但违背空闲让进，有限等待的原则。会因各进程都长期无法访问临界资源而产生饥饿现象。

peterson算法：

算法思想：如果两个或者多个进程都争着进入临界区，主动让对方先使用临界区。
优于前三种算法，但是还未解决让权等待原则。

2.4.3 进程互斥的硬件实现方法

中断屏蔽方法：

算法思想：利用“开/关中断指令”实现。关中断-》访问临界区-》开中断
优点：简单，高效
缺点：适用于单处理机，多处理机可能存在多进程访问；只适用于操作系统内核进程，不适用于用户进程。因为开/关中断指令只能运行在内核态。

TestAndSet指令：

算法思想：用硬件实现，执行的过程中不允许被中断，只能一气呵成。相比软件实现方法，TSL指令把上锁和检查操作用硬件的方式变成了一气呵成的原子操作。
优点：实现简单，适用于多处理环境。无法像软件实现方法严格检查是否会有逻辑漏洞。
缺点：不满足“让权等待”

swap指令：

算法思想：用硬件实现。逻辑上看与TSL指令并无太大差别。优缺点基本一致

2.4.4 信号量机制

用户进程可以通过使用操作系统提供的一对原语来对信号量进行操作。从而实现进程互斥，进程同步。

信号量：其实就是一个变量，可以用一个信号量来表示系统中某种资源的数量。

一对原语：wait(S)原语和signal(S)原语。可以简单的把原语理解为函数调用。这一对原语常简称为P/V操作，常写成P(S)/V(S)。

整型信号量:

用一个整数型的变量作为信号量，用来表示系统中某资源的数量。
只能对信号量进行初始化，P操作，V操作.
检查和上锁用原语实现, 避免了并发,异步导致的问题.检查和上锁一气呵成.
存在问题:不满足让权等待,会发生忙等.

记录型信号量:（超重点）

用一个记录型数据结构变量作为信号量,int value表示剩余资源数，struct process *L指向等待队列。
wait原语：S.value–;当value的值小于0等，表示资源已经分配完毕，进程调用block原语进行自我阻塞，即该进程从运行态转换为阻塞态，主动放弃处理机，不占有CPU资源，加入到S.L等待队列中，符合让权等待原则，不会出现忙等现象。
signal原语：S.value++；当前进程释放临界区资源时，如果还有其他进程等待，wakeup原语唤醒等待队列中的队头进程。

2.4.5 信号量机制实现进程互斥、进程同步

实现进程互斥：

分析并发进程的关键活动，划定临界区。
设置互斥信号量mutex，初值为1（将临界区当做一种特殊系统资源）
在临界区代码段之前执行P(mutex)
在临界区代码段之后执行V(mutex)

P/V操作必须成对出现。缺少P操作，就不能保证互斥访问

实现进程同步：（要让各并发进程按要求有序推进）

分析什么地方需要实现同步关系，即必须保证一前一后执行两个操作。
设置同步信号另S，初始为0
在“前操作”之后执行V(S)
在后操作之前执行P(S)

扩展：信号量机制实现前驱关系。为每一对前驱关系设置一个信号量。即一条边设置一个信号量，入度表示操作之前执行多少次P操作,出度表示操作之后执行多少次V操作.

2.4.6 生产者消费者问题

问题描述：

系统中有一组生产者进程和一组消费者进程，生产者进程每次生产一个产品放入缓冲区，消费者进程每次从缓冲区取出一个产品并使用。（这里的产品理解为某种数据）
生产者和消费者共享一个初始为空，大小为n的缓冲区。
只有缓冲区没满时，生产者才能把产品放入缓冲区，否则必须等待。
只有缓冲区不空时，消费者进程才能从中取出产品，否则必须等待。
缓冲区是临界资源，各进程互斥访问。

PV操作问题分析：

关系分析，找出题目中的互斥、同步关系
整理思路，PV操作的大致流程
设置信号量：缓冲区临界资源设置互斥关系信号量初值为1；缓冲区同步关系设置信号量初值为n；产品数量（或者说非缓冲区数量）设置同步关系信号量初值为0。

注意：实现互斥的P操作一定要在实现同步的P操作之后，否则会发生死锁现象。

2.4.7 多生产者多消费者问题

2.5 死锁

2.5.1 什么是死锁

死锁----在并发环境下，各进程因竞争资源而造成的一种互相等待对方手里的资源，导致各进程都阻塞，都无法向前推进的现象。若无外力干涉，这些进程都将无法向前推进。至少有俩个或者俩个以上进程同时发生死锁。一定处于阻塞态。

饥饿----由于长期得不到想要的资源，某进程无法向前推进的现象。有可能是阻塞态（等待I/O设备），有可能是就绪态（等待处理机）

死循环----某个进程执行过程中一直跳不出某个循环。有时是因为程序BUG导致的，有时是程序员故意设置的（PV操作）。

死锁和饥饿时管理者（操作系统）的问题，死循环时被管理者的问题。

死锁产生的必要条件：

互斥条件：争抢的资源必须是互斥使用的资源。例如像扬声器、内存这类可以让多个进程同时使用的不可能发生死锁。
不剥夺条件：进程所获取的资源不可由其他进程抢走。
请求和保持条件：保持了一个以上资源，又在请求新的资源
循环等待条件：存在一种进程资源的循环等待链。

如果系统中等待的每类资源只有一个，循环等待条件是充分必要条件。

2.5.2 什么时候会发生死锁

对系统资源的竞争
进程推进顺序非法。请求和释放资源的顺序不当
信号量的使用不当。

2.5.3 处理策略

预防死锁：破坏必要条件中的一个或者几个

破坏互斥条件：SPOOLing技术将独占设备在逻辑上改造成共享设备，缺点是为了系统安全很多地方必须保证这种互斥性。应用并不广泛。

破坏不剥夺条件：优先级更高的进程将想要的进程强行剥夺。缺点是实现复杂，一般只适用于易保存恢复的资源。可能会导致进程饥饿。

破坏请求和保持条件：采用静态分配资源，即在进程运行前一次申请完它所需要的全部资源。缺点是资源利用率极低，造成严重的资源浪费。可能会导致进程饥饿。

破坏循环等待条件：采用顺序资源分配法。首先给系统中的资源编号，规定每个进程必须按照编号递增的顺序请求资源，同类资源一次申请完。缺点是不方便增加新的资源，因为可能需要重新分配编号，进程的实际使用资源的顺序可能和编号递增顺序不一致，会导致资源浪费，必须按规定次序申请资源，用户编程极大不便。

避免死锁：通过算法防止进入不安全状态

安全序列：是指如果系统按照这种序列分配资源，则每个进程都能顺利完成。只要能找出一个安全序列，系统就是安全状态。安全序列可能有多个。

因此可以在资源分配之前预先判断这次分配是否会导致系统进入不安全状态，一次决定是否答应资源分配的请求，这是“银行家算法”的核心思想。

死锁的检测和解除：允许死锁的发生，不过操作提供会检测出死锁，然后采用某种措施解除死锁

死锁检测算法：资源分配图（数据结构）中，最终能消除所有边，就称这个图是可完全简化的，不会发生死锁。死锁定理：如果最终不能消除所有边即不是可完全简化的，那么此时就是发生了死锁。

死锁解除算法：一旦检测出死锁的发生，就应该立即解除死锁。

解除死锁的方法：

资源剥夺法。
撤销进程法。强制撤销部分甚至全部死锁进程，并剥夺这些进程的资源。实现简单但是代价大。
进程回退法：让一个或者多个进程回退到足以避免死锁的地步。这就要求系统记录进程的历史信息，设置还原点。

第三章：内存管理（存储器管理）

3.1.1 内存的基础知识

内存是用于存放数据的硬件。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理。

每一个内存地址对应一个存储单元。内存地址从0开始，可以按照字节（1B）编址或者按字编址（字长为16位的计算机按字编址的话，每个存储单元为2B）

进程的运行原理----指令 CPU 寄存器内存逻辑地址vs物理地址

从写程序到运行：

源代码文件（.C）编译成多个目标模块（.o）;
目标模块链接成一个完整的装入模块（.exe），链接后形成一个完整的逻辑地址;
装入模块再装入到内存中，装入后形成物理地址。

编译：由编辑程序将用户源代码编译成若干个目标模块。（将高级语言翻译成机器语言）

装入模块（可执行文件）装入内存的三种方式：

绝对装入：只在单道程序阶段使用，此时还没有产生操作系统。
静态重定位（可重定位装入）：由装入程序负责，装入时对地址进行重定位，将逻辑地址转换为物理地址，特点是在一个作业装入内存时，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入该作业。作业一旦装入，在运行期间就不能再移动。用于早期的多道批处理系统。
动态重定位（动态运行时装入）：现在计算机系统一般采用次方式。系统会设置一个重定位寄存器硬件部件，用来存放该作业的起始地址。装入程序在装入时不做操作，把地址转换推迟到程序真正开始执行时才进行。允许程序在运行期间移动。

目标模块链接成一个完整的装入模块的三种方式：

静态链接：在程序运行前链接，形成一个完成的装入模块
装入时动态链接
运行时动态链接

3.1.2 内存管理的概念

操作系统对内存进行管理：

操作系统负责内存空间的分配和回收。
操作系统需要提供某种技术从逻辑上对内存空间进行扩充
负责逻辑地址到物理地址的转换。—三种装入方式
提供内存保护功能，保证各进程在各自存储空间内运行，互不干扰。进程只能访问自己的内存空间。

内存保护的两种办法：

在CPU中设置一对上限和下限寄存器，存放进程的上下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU检查是否越界。
采用重定位寄存器和界地址寄存器。重定位寄存器用来存放进程的起始物理地址，界地址寄存器存放进程的最大逻辑地址（长度）。越出边界，抛出越界异常。

3.1.3 覆盖与交换—实现内存空间的扩充，功能二

覆盖技术：

设计思想：将程序分为多个段，常用的段常驻内存，不常用的在需要时调入内存。内存中分为一个固定区和覆盖区。按照自身的逻辑结构，让那些不可能同时被访问的程序段共享同一个覆盖区。
缺点：必须由程序员显性声明覆盖结构告知操作系统，操作系统完成覆盖。对用户不透明，增加了用户编程负担。现在不使用了。

交换技术：

设计思想：

内存空间紧张时，系统将内存中某些进程暂时换出外存，把外存中某些已经具备运行条件的进程换入内存。（进程在内存与磁盘间动态调度）–中级调度（进程PCB常驻内存，进程挂起状态，中级调度就是解决从挂起态中选择一个进程调入内存）

具有对换功能的操作系统系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区。文件区用来存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此采用离散分配方式。对换区只占磁盘空间的小部分，被换出的挂起态的进程就在对换区，对换区追求换入换出速度，因此采用连续分配方式。总之对换区的I/O速度比文件区快。
发现许多进程运行时经常发生缺页，说明内存紧张，需要进行交换。
优先换出阻塞进程，可优先换出优先级低的进程，同时考虑进程在内存中的驻留时间。

覆盖和交换的区别：覆盖是在同一个进程或者程序中的，交换是在不同进程或者作业之间进行的。

3.1.4 连续分配管理方式—实现内存空间的分配和回收，功能一

连续分配：指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间

单一连续分配：

设计思想：内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用户存放操作系统的相关数据；用户区存放用户进程相关数据。内存中同一时刻只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区。
优点：实现简单，无外部碎片。可以采用覆盖技术扩充内存，不一定需要采取内存保护。
缺点：只支持单用户、单任务的操作系统。会产生内部碎片，内部碎片指的没有用上的内存空间。存储器利用率低。

固定分区分配：

设计思想：将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区只装入一个作业。若分区大小相等，缺乏灵活性，但是很适用于用一台计算机控制多个相同对象的场合。分区大小不等：增加了灵活性。

操作系统需要建立一个数据结构–分区说明表，记录对应分区的大小，起始地址，是否已分配状态。

优点：实现简单，无外部碎片。
缺点：当用户程序太大时，需要用覆盖技术，降低了性能；会产生内部碎片。

动态分区分配：

设计思想：不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据内存大小动态建立分区。系统分区的大小和数量是可变的。

使用什么样的数据结构记录使用情况？

空闲分区表：记录分区号，分区大小，分区起始地址等；

空闲分区链：分区的起始部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指针，起始部分记录分区大小等信息

当有多个空闲分区，怎么选择分区分配？

动态分区分配算法—下一节介绍

如何进行分区的分配和回收？

相邻的空闲分区需要合并。

动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片。内部碎片是指分配给某进程的内部区域中有部分内存空间没有被利用。外部碎片是指内存中某些空闲分区因为太小而难以利用。

可以通过紧凑（拼凑）技术来解决外部碎片。

3.1.5 动态分区分配算法

当有多个空闲分区，怎么选择分区分配？

首次适应算法：

算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区。
实现：空闲分区以地址递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区表或者空闲分区链。

最佳适应算法：

算法思想：尽可能多的留下大片连续的空闲分区。优先使用满足条件的更小的分区。
实现：空闲分区按容量递增的次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区表或者空闲分区链，找到第一个满足条件的空闲分区。总是需要重新排序，算法开销大。
缺点：会留下越来越多的很小的、难以利用的内存快，这种方法会产生很多的外部碎片。

最坏适应算法：

算法思想：优先使用最大的空闲分区。
实现：空闲分区按容量递减的次序排列。每次分配时使用第一个空闲分区。第一个总是分区最大的。总是需要重新排序，算法开销大。
缺点：会导致大的空闲分区很快用完，如果有一个大进程到达，会造成无分区分配。

邻近适应算法：

算法思想：每次都从上次查找结束的位置开始查找。解决每次都从低地址开始检索的问题。
实现：空闲分区按照地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。算法开销小。
缺点：大分区容易用完，类似于最坏适应算法的缺点。

3.1.6 基本分页存储的基本概念

连续分配：为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间。
非连续分配：为用户进程分配的可以是一个分散的内存空间。

基本分页存储管理思想：把内存分为一个个相等的小分区（页框，页帧，内存块，物理块），再按照分区大小把进程拆成一个个小部分（页面）。页框号和页面号

物理地址 = 页面地址 + 页内偏移量；

页表：为了知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要给每一个进程建立一张页表，每个页表项由“页号”和“块号”组成，记录进程页面和实际存放的内存块之间的对应关系。

3.1.7 基本地址变换机构

----用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构。

通常会在系统中设置一个页表寄存器（PTR），存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。进程未执行时，页表起始地址和页表长度存放在进程控制块PCB中，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。

根据逻辑地址计算出页号和页内偏移量
判断页号是否越界
查询页表，找到页号对应的页表项地址（页表项地址 =页表起始地址 + 页号 * 页表项长度），确定页面存放的内存块号。页表大小，页表长度（有多少个页表项），页表项长度
用内存块号和页内偏移量得到物理地址
访问目标内存单元

3.1.8 具有快表的地址变换机构

时间局部性：如果执行了程序中的某条指令或者访问某个变量，那么不久后这条指令很有可能再次执行或变量再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）

空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，那么不久后其附近的存储单元很有可能再次被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存储的）

以上统称为局部性原理。

快表，又称为联想寄存器（TLB），是一种访问速度比内存快很多的高速缓冲存储器，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常称为慢表。

没有引入快表，需要两次访问内存，引入快表后，先查询快表，若快表命中，只需要一次访问内存，若快表未命中，需要两次访问内存。

3.1.9 两级页表

单极页表存在的问题：

页表必须连续存放，当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。

页表可以改为分散存储，一个小分组正好可以装入一个内存块，为页表设置一个顶层页表，也称页目录表，用来记录每个分组的内存块号。

两级页表：将逻辑地址分为一级页号，二级页号，页内偏移量三个部分。可解决第一个问题。

没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。

可以在需要访问页面时才把页面调入内存（虚拟存储技术）。可以在也表中增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存。

若采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面。
N级页表的访问内存次数分析:假设没有快表机构，需要进行N+1次访问内存。

3.1.10 基本分段存储管理

进程的地址空间：按照程序自身的逻辑关系划分为若干段，每个段都有一个段名（在低级语言中，程序使用段名编程），每段从0开始编址。

内存分配规则：以段位单位分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。
由于是按照逻辑功能划分，用户编程更方便，程序的可读性更高。

段表：为保证程序正常运行，保证能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置，需要为每一个进程建立一张段映射表，简称“段表”。（段表项：段号（隐含）+段长+基址即起始地址），段号是隐藏的，因为每个段表项多占的内存空间是固定的。

分页和分段区别：

分页对用户不可见，分段对用户可见
分页的地址空间是一维的，分段的地址的空间是二维的。
分页内存空间利用率高，不会产生外部碎片，只会产生少量的页内碎片，分段会产生外部碎片。
分段比分页更容易实现信息的共享和保护，分页不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护。例如，页面大小为4KB,其中3KB属于第一个段，1KB属于第二个段，而第一个段可以共享，第二个段不能共享，分页无法实现。

3.1.11 段页式管理方式

将进程按照逻辑模块分段，再将各个段分页。

逻辑地址：段号（决定每个进程最多可以有多少段）+页面（决定每个段最多有多少页）+
页内偏移量（页面大小），因此段页式管理的地址结构是二维的。

段表项：段号（隐含）+页表长度+页表存放块号

页表项：页号（隐含）+页面存放的内存块号

3.2 虚拟内存技术

3.2.1 虚拟内存的基本概念

以上3.1均为传统存储方式，存在的问题：

作业必须一次性装入内存才能开始运行，超过内存的大作业无法运行；只能有少量作业运行，导致多道程序并发度下降。（4GB内存的CPU不可能运行64G的游戏）
驻留性：一旦作业被装入内存，就会一直驻留在内存中。很多暂时用不到的数据也会长期占用内存，导致内存利用率不高。

原理：局部性原理（时间局部性和空间局部性）

局部性原理的应用：高速缓冲技术（将频繁访问的数据放到高速的存储器中，暂时用不到的数据放在更低速的存储器中，比如内存），快表机构。

虚拟内存：

在程序装入时，可以将程序中很快用到的部分装入内存，暂时用不到的部分留在外存。
在程序执行过程中，当所访问的信息不再内存中，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存。（请求调页/段）
若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。（页/段置换）
虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式上。

主要特征：

多次性：无需在作业运行时一次性管不装入内存，而是允许被分成多次调用内存。
对换性：在作业运行时，无需一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入换出。
虚拟性：从逻辑在扩充了内存容量。

3.2.2 请求分页管理方式

请求分页管理方式是在基本分页存储管理上扩展的一种虚拟内存存储技术。

主要区别是增加了两个功能：请求调页，页面置换。

请求分页存储管理的页表：

内存块号。基本分页存储管理的页表也有。以下四项均为新增
状态位：记录是否已调入内存
访问字段：可记录最近被访问过几次，或记录上次访问的时间，供置换算法选择换出页面时参考。
修改位：页面调入内存后是否被修改过。没有被修改的页面，在置换时不需要写回外存。
外存地址：页面在外存中存放位置。

缺页中断机构：在请求分页系统，每当要访问的页面不再内存时，便产生一个缺页中断，然后由操作系统的缺页中断处理程序处理中断。此时缺页的进程阻塞，放入阻塞队列，调页完成后再将其唤醒。若内存中空闲块，则将要访问的页面调入到空闲块，若没有空闲块，则有页面置换算法选择页面进行淘汰。

缺页中断属于内中断，属于故障。

3.2.2 页面置换算法

当内存空间不够时，用于决定要将哪个页面换出内存。页面的换入、换出需要磁盘I/O，会有较大的开销，因此号的页面置换算法应该追求更少的缺页率。

最佳置换算法（OPT）

算法思想：每次选择淘汰的页面将是永久不使用，或者在最长时间内不再被访问的页面，这样可以保证最低的缺页率。
缺点：操作系统无法预判页面访问序列，因此，在实际应用中无法实现。

缺页中断时未必发生页面置换，若还有可用的空闲块，就不用进行页面置换。

先进先出置换算法（FIFO）

算法思想：每次选择淘汰的页面将是最早进入内存的页面。
实现：把调入内存的页面根据调用的先后顺序排成一个队列，需要置换时选择队头页面即可。队列的最大长度取决于系统为进程分配了多少内存块。
缺点：会产生Belady异常，即当为进程分配的内存块越多时，缺页次数出现不减反增的现象。虽然实现简单，但是该算法与进程实际运行的规律不适应。因为先进入的页面可能也会经常被访问，算法性能差。

最近最久未使用置换算法（LRU）

算法思想：每次选择淘汰的页面将是最近最久未使用的页面。
实现：在每个页面对应的页表项中，用访问字段记录该页面自上次被访问以来所经历的时间t,每次选择t值最大的。
缺点：该算法的实现需要专门的硬件支持，虽然算法性能好，但是实现困难，开销大。是最接近OPT的。

时钟置换算法（CLOCK）

是一种性能和开销比较均衡的算法，又称为最久未用算法（NRU）

简单的CLOCK算法实现：为每个页面对应的页表项中设置一个访问位，再将内存中的页面通过链接指针连接成一个循环队列。当某页面被访问时，其访问位置置为1。当需要淘汰一个页面时，如果是0就将其换出，如果是1，则遍历下一个，并且把访问位置为1。因此最多会经历两轮扫描。
改进的CLOCK算法思想：除了考虑一个页面最近有没有被访问过，操作系统还应考虑页面有没有被修改过。在其他条件相同的情况下，应优先淘汰没有u修改过的页面，避免I/O操作。
改进的CLOCK算法实现，在页表项中加一个修改位，修改位=1表示页面被修改过。最多会进行4轮扫描。

3.2.3 页面分配、置换策略

驻留集：指请求分页存储管理中给进程分配物理块的集合。在采用了虚拟存储技术的系统中，驻留集大小一般小于进程的总大小。

固定分配：驻留集不变

可变分配：驻留集大小可变

局部置换：发生缺页时，只能选择进程自己的物理快进程置换

全局置换:发生缺页时，可以将操作系统保留的空闲物理快分配给缺页进程，也可以将别的进程持有的物理快置换到外存，再分配给缺页进程。

可变分配局部置换搭配方案较优。

何时调入页面？

预调页策略：根据空间局部性原理，一次调入若干个相邻的页面可能比一次调入一个页面更加高效。但如果提前调入的页面中大多数都没被访问过，则又是低效的。一般用于进程的首次调入，即运行前调入，由程序员指定应该先调入哪些部分。
请求调页策略：进程在运行期间发生缺页时才将所缺页面调入内存。I/O操作多,开销大。

抖动（颠簸）现象：

刚刚换出的页面马上又要换入内存，刚刚换入的界面马上又要换出外存。这中频繁的页面调度行为，称为抖动。产生抖动的主要原因是进程频繁访问的页面数高于可用的物理块数。

工作集：指在某段时间间隔内，进程实际访问页面的集合。

驻留集大小不能小于工作集大小，否则进程运行过程中将频繁缺页。

##4 文件管理
###4.1 文件系统基础

4.1.1 文件系统基础

文件由哪些属性？

文件名、标识符（对用户来说没有可读性，只是用于操作系统区分各个文件的一种内部名称）、类型、位置、大小、创建时间，上次修改时间，文件所有者信息，保护信息。

从下往上看，操作系统应该向上提供哪些功能？

创建文件（“create 系统调用”）、读文件（read 系统调用）、写文件（点击保存，write 系统调用）、打开文件（open 系统调用）、删除文件（delete 系统调用）、关闭文件（close 系统调用）

从上往下看，文件如何存放在外存？
—文件物理结构—文件逻辑结构

其他：文件共享，文件保护

4.1.2 文件的逻辑结构

无结构文件：文件内部的数据就是一系列二进制流或字符流组成，又称为“流式文件”。

有结构文件：由一组相似的记录组成，又称“记录式文件”。每条记录又由若干个数据项组成。根据各条记录的长度（占用的存储空间）是否相等，又可分为定长记录和可变长记录俩种。

有结构文件分为以下三种：

顺序文件：文件中的记录一个接一个地顺序排列（逻辑上）。记录可以是定长的或可变长的。各个记录在物理上可以顺序存储或链式存储。

定长记录的顺序文件，若物理上采用顺序结构，则可实现随机存取，若能再保证记录的顺序结构，则可实现快速检索。

对于可变长记录文件，可以通过建立一张索引表来实现随机存取。索引表结构：索引号+长度+指针。
对索引表进行瘦身，改造成索引顺序文件，即一组记录对应一个表项。多级索引顺序文件。

4.1.3 文件目录

文件控制块：

目录文件中的一条记录就是一个“文件控制块（FCB）”

几种目录结构：

单极目录结构:

整个系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项。
实现了按名存取，不允许文件重名。
只适用于单用户操作系统。

两级目录结构：

分为主文件目录和用户文件目录。
实现了访问限制（检查此时登录的用户名是否匹配），不同用户的文件可以重名。
却反灵活性，用户不能对自己的文件进程分类。

树形结构不便于实现文件的共享

无环图目录结构

在树形目录结构的基础上，增加一些指向同一节点的有向边，使整个目录成为一个有向无环图。
需要为每一个共享结点设置一个共享计数器，用于记录此时有多少地方在共享结点。

4.2 文件系统实现

4.1.5 文件的物理结构（文件分配方式）—非空闲磁盘块

操作系统需要对磁盘进行哪些管理：

对非空闲磁盘块的管理（存放了文件数据的磁盘块）
对空闲磁盘块的管理

文件的物理结构，即文件数据应该怎样存放在外存中？

连续分配：

要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。
优点：

文件目录中记录存放的物理起始块号和长度，可完成由逻辑地址到物理地址的转换。
物理块号 = 起始块号 + 逻辑块号
因此，连续分配方式支持顺序访问和直接访问。
读取某个磁盘块时，需要移动磁头。访问的两个磁盘块相隔越远，移动磁头所需的时间就越长。结论：连续分配的文件在顺序读/写时速度最快。

缺点：

文件扩展很不方便。
会产生难以利用的磁盘碎片。可以采用紧凑来处理碎片，但是需要耗费很到的时间代价。

链接分配：

隐式链接：

文件目录中记录存放的物理起始块号和结束块号，除文件的最后一个磁盘块外，每个磁盘块中都会保存指向下一个磁盘块的指针，这些指针对用户是透明的。

缺点：

读入i号逻辑块，需要进行i+1次I/O操作
只支持顺序访问，不支持随机访问

优点：

很方便文件扩展，不会有碎片问题，外存利用率高。

显示链接：

把用于链接文件各个物理块的指针显式地存放在一张表中，即文件分配表（FAT）。文件目录中只需记录文件的起始块号。一个磁盘设置一张FAT。开机时，将FAT读入内存，并常驻内存。

支持顺序访问，也支持随机访问
逻辑块号转换成物理块号的过程不需要读磁盘操作。
不会产生磁盘碎片

缺点：

文件分配表需要占用一定的存储空间

索引分配：

索引分配允许文件离散地分配在各个磁盘块中，系统会为每个文件建立一张索引表，索引表中记录了文件的各个逻辑块对应的物理块。索引表：逻辑块号+物理块号

支持随机访问
文件扩展也很容易实现
缺点：索引表会占用一定的存储空间

如果一个文件的索引表太大，一个磁盘块即索引块装不下，有以下集中解决方案：

链接方案：将多个索引块链接起来存放。文件目录中只需要记录第一个索引块号。因此，如果想要访问最后一个逻辑块，就必须找到最后一个索引块，必须先访问前面所有的索引块，查找效率低下。
多层索引
混合索引：多种索引分配方式的结合。例如，一个文件的顶级索引表中，既包含直接地址索引，即直接指向数据块，又包含一级间接索引（指向单层索引表），还包含两级简洁索引（指向两层索引表）。

4.1.6 文件的物理结构（文件存储空间管理）—空闲磁盘块

存储空间的划分与初始化

存储空间的划分：将物理磁盘划分为一个个文件卷（C盘、D盘、E盘等）

存储空间的初始化：将各个文件卷划分为目录区、文件区。目录区主要存放文件目录信息FCB、用于
磁盘存储空间管理的信息，文件区用于存放文件数据。

存储空间管理方法：

空闲表法

空闲表：第一个空闲盘块号+空闲盘块数

分配磁盘块和回收磁盘块和内存管理方法类似。

空闲链表法：

空闲盘块链：以盘块为单位组成一条空闲链

操作系统保存着链头和链尾指针。

如何分配：从链头开始分配，并修改链头指针；
如何回收：回收的磁盘块一次挂到链尾，并修改链尾指针。

适用于离散分配。

空闲盘区链：以盘区为单位组成一条空闲链

操作系统保存着链头和链尾指针。

既适用于连续分配，也适用于离散分配。

位示图法：

每个二进制位对应一个盘块。例如：0表示盘块空闲，1表示盘块已分配。

连续分配、离散分配都适用。

成组链接法：

空闲表和空闲链表不适用于大型文件系统，因为空闲表或者空闲链表可能过大。UNIX系统中采用了成组链接法对磁盘空闲块进行管理。

文件卷的目录区中专门用一个磁盘块作为“超级块”，当系统启动时需要将超级块读入内存。并且要保持内存与外存中的“超级块”数据一致。

4.2.3 文件系统的层级结构

从上到下：

用户/应用程序
用户接口：文件系统需要向上层提供一些简单易用的功能接口。
文件目录系统：根据用户给出的文件路径找到相应的FCB或索引结点。所有和目录、目录项相关的管理工作都在本层完成。
存取控制模块：主要完成文件保护功能。验证用户是否有访问权限。
逻辑文件系统与文件信息缓冲区：将用户想要访问的文件记录号转换为对应的逻辑地址。
物理文件系统
设备管理程序模块
辅助分配模块

4.3 磁盘的结构

磁盘、磁道、扇区

磁道：磁盘的盘面被划分成一个个磁道。这样的一个“圈”就是一个磁道。

如何在磁盘中读/写数据：

把“磁头”移动到想要读/写的扇区所在的磁道。
磁盘会转起来，让目标扇区从磁头下面划过，即可完成对扇区的读/写操作。

盘面、柱面

可用（柱面号，盘面号，扇区号）来定位任意一个“磁盘块”，其中柱面号用来定位在哪一个磁道上。

磁盘的分类：

按照磁头是否可以移动：活动头磁盘和固定头磁盘
按照盘片是否可以更换：可换盘磁盘和固定盘磁盘

一次磁盘读/写操作需要的时间：

寻找时间：启动磁头臂时间+移动磁头
延迟时间：通过旋转磁盘，使得磁头定位到目标扇区所需要的时间
传输时间：从磁盘读出或者向磁盘写入数据所经历的时间

延迟时间和传输时间均与磁盘转速相关，转速是硬件的固有属性，操作系统只可以通过算法优化寻道时间。

4.3.2 寻道算法

先来先服务算法（FCFS）

根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度

最短寻找时间优先（SSTF）

优先处理的磁道是离当前磁头最近的磁道。可以保证每次的寻道时间最短，但是并不能保证总的寻道时间最短。贪心算法的思想。
性能较好，平均寻道时间短
可能产生“饥饿”现象

扫描算法（SCAN）

解决SSTF的问题，规定：只有磁头移动到最外侧磁道的时候才能往内移动，移动到最内侧磁道的时候才能往外侧移动。也称为电梯算法。
性能较好，不会产生饥饿现象
缺陷1：只有到达最边上的磁道才能改变磁头的移动方向，事实上，一般不会移动到最边上
缺陷2：算法对于各个位置磁道的响应频率不平均

LOOK调度算法

解决SCAN算法缺陷1，如果在磁头移动方向上已经没有别的请求，就可以立即改变磁头的移动方向。（边移动边观察，所以叫LOOK算法）

循环扫描算法（C-SCAN）

解决SCAN算法缺陷2，规定只有磁头超某个特定方向移动时才处理磁道访问请求，而返回时直接快速移动到起始端而不处理任何请求。

C-LOOK调度算法

结合LOOK调度算法和循环扫描算法

4.3.2 减少延迟时间的方法

磁头读取一块内容（也就是一个扇区的内容）后，需要一小段时间处理，而盘片又在不停的旋转。即无法连续不断的读入相邻磁盘的内容

减少延迟时间的方法：

扇区交替编号，即让逻辑上相邻的扇区在物理上有一定的间隔。
不同盘面命名扇区编号错位

4.4 磁盘的管理

磁盘初始化：

低级格式化：将磁盘各个磁道划分为扇区。
将磁盘分区，每个分区由若干柱面组成（C盘，D盘…）
逻辑格式化，创建文件系统。

引导块：

计算机开机需要执行一系列的初始化工作，这些工作是通过执行初始化程序（自举程序）完成的。
ROM中只存放装入很小的“自举装入程序”，完整的自举装入程序放在磁盘的启动块（即引导块）上，启动块位于磁盘的固定位置。

坏块：

对于简单的磁盘，可以在逻辑格式化时对整个磁盘进行坏块检查，标明哪些扇区是坏扇区。
对于复杂的磁盘，磁盘控制器（磁盘设备内部的一个硬件部件）会维护一个坏块链表进行初始化。

##5 设备管理

5.1 I/O设备

输入设备：鼠标、键盘，硬盘，U盘

输出设备：显示器，硬盘，U盘

按使用特性分类：

人机交互类外部设备：鼠标、键盘、打印机
存储设备：硬盘，U盘
网络通信设备：猫，路由器，调制解调器

按传输速率分类：

低速设备：鼠标、键盘等
中速设备：如激光打印机
高速设备：如磁盘，移动硬盘等

按设备信息交换的单位分类：

块设备：传输快，可寻址
字符设备：传输慢，不可寻址，常采用中断驱动方式

I/O设备的电子部件（I/O控制器）功能：

接受和识别CPU发出的命令–控制寄存器
向CPU报告设备的状态–状态寄存器
数据交换–数据寄存器
地址识别