操作系统刷题（十三）

1.在段页式存储管理系统中,当访问主存中的一条指令或数据时，至少访问一次内存，至多访问三次内存。在没有缓存段表和页表时，访问段表，访问页表，访问数据或者指令。缓存了段表或者页表时，访问次数可以减少。

2.Unix系统是著名的分时系统。

3.linux系统中：索引节点inode：

1 inode简介
    理解inode，要从文件储存说起。
    文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做"扇区"（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。
     操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区地读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个"块"（block）。这种由多个扇区组成的"块"，是文件存取的最小单位。"块"的大小，最常见的是4KB，即连续八个 sector组成一个 block。
     文件数据都储存在"块"中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为"索引节点"。
2 inode的内容
    inode包含文件的元信息，具体来说有以下内容：
    * 文件的字节数
    * 文件拥有者的User ID
    * 文件的Group ID
    * 文件的读、写、执行权限
    * 文件的时间戳，共有三个：ctime指inode上一次变动的时间，mtime指文件内容上一次变动的时间，atime指文件上一次打开的时间。
    * 链接数，即有多少文件名指向这个inode
    * 文件数据block的位置
     可以用stat命令，查看某个文件的inode信息：

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1. [root@localhost /]# stat example.txt  

    总之，除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中。至于为什么没有文件名，下文会有详细解释。
3 inode的大小
    inode也会消耗硬盘空间，所以硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。
    每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，一般是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每个inode节点的大小为128字节，每1KB就设置一个inode，那么inode table的大小就会达到128MB，占整块硬盘的12.8%。
     查看每个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量，可以使用df命令。

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1. [root@localhost /]# df -i  

    查看每个inode节点的大小，可以用如下命令：

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1. [root@localhost /]# dumpe2fs -h /dev/sda1 | grep "Inode size"  

    由于每个文件都必须有一个inode，因此有可能发生inode已经用光，但是硬盘还未存满的情况。这时，就无法在硬盘上创建新文件。
4 inode号码
    每个inode都有一个号码，操作系统用inode号码来识别不同的文件。
    这里值得重复一遍，Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。表面上，用户通过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分成三步：首先，系统找到这个文件名对应的inode号码；其次，通过inode号码，获取inode信息；最后，根据inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据。
     使用ls -i命令，可以看到文件名对应的inode号码：

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1. [root@localhost /]# ls -i test.txt   
2. 6970 test.txt  

5 目录文件
    Unix/Linux系统中，目录（directory）也是一种文件。打开目录，实际上就是打开目录文件。
    目录文件的结构非常简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项，由两部分组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码。
     ls命令只列出目录文件中的所有文件名：

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1. [root@localhost /]# ls /  
2. backup  boot  etc   lib    lost+found  misc  net  proc  sbin     srv  tmp  var  
3. bin     dev   home  lib64  media       mnt   opt  root  selinux  sys  usr  

    ls -i命令列出整个目录文件，即文件名和inode号码：

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1. [root@localhost /]# ls -i /  
2. 2359297 backup        2 home          14372 misc   131073 root      262145 tmp  
3.  393217 bin     2621441 lib         1703937 mnt   1835009 sbin     3014657 usr  
4.       2 boot    2490369 lib64         14376 net         1 selinux  1048577 var  
5.       4 dev          11 lost+found        2 opt    917505 srv  
6. 2097153 etc      524289 media             1 proc        1 sys  

    如果要查看文件的详细信息，就必须根据inode号码，访问inode节点，读取信息。ls -l命令列出文件的详细信息。

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1. [root@localhost /]# ls -l /  

6 硬链接
    一般情况下，文件名和inode号码是"一一对应"关系，每个inode号码对应一个文件名。但是，Unix/Linux系统，允许多个文件名指向同一个inode号码。这意味着，可以用不同的文件名访问同样的内容；对文件内容进行修改，会影响到所有文件名；但是，删除一个文件名，不影响另一个文件名的访问。这种情况就被称为"硬链接"（hard link）。
    ln命令可以创建硬链接：

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1. [root@localhost /]# ln 源文件 目标文件  

    运行上面这条命令以后，源文件与目标文件的inode号码相同，都指向同一个inode。inode信息中有一项叫做"链接数"，记录指向该inode的文件名总数，这时就会增加1。反过来，删除一个文件名，就会使得inode节点中的"链接数"减1。当这个值减到0，表明没有文件名指向这个inode，系统就会回收这个inode号码，以及其所对应block区域。
     这里顺便说一下目录文件的"链接数"。创建目录时，默认会生成两个目录项："."和".."。前者的inode号码就是当前目录的inode号码，等同于当前目录的"硬链接"；后者的inode号码就是当前目录的父目录的inode号码，等同于父目录的"硬链接"。所以，任何一个目录的"硬链接"总数，总是等于2加上它的子目录总数（含隐藏目录）,这里的2是父目录对其的“硬链接”和当前目录下的".硬链接“。
7 软链接
    除了硬链接以外，还有一种特殊情况。文件A和文件B的inode号码虽然不一样，但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时，系统会自动将访问者导向文件B。因此，无论打开哪一个文件，最终读取的都是文件B。这时，文件A就称为文件B的"软链接"（soft link）或者"符号链接（symbolic link）。
    这意味着，文件A依赖于文件B而存在，如果删除了文件B，打开文件A就会报错："No such file or directory"。这是软链接与硬链接最大的不同：文件A指向文件B的文件名，而不是文件B的inode号码，文件B的inode"链接数"不会因此发生变化。
    ln -s命令可以创建软链接。

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1. [root@localhost /]# ln -s 源文文件或目录 目标文件或目录  

8 inode的特殊作用
    由于inode号码与文件名分离，这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象。
    1. 有时，文件名包含特殊字符，无法正常删除。这时，直接删除inode节点，就能起到删除文件的作用。
    2. 移动文件或重命名文件，只是改变文件名，不影响inode号码。
    3. 打开一个文件以后，系统就以inode号码来识别这个文件，不再考虑文件名。因此，通常来说，系统无法从inode号码得知文件名。
    第3点使得软件更新变得简单，可以在不关闭软件的情况下进行更新，不需要重启。因为系统通过inode号码，识别运行中的文件，不通过文件名。更新的时候，新版文件以同样的文件名，生成一个新的inode，不会影响到运行中的文件。等到下一次运行这个软件的时候，文件名就自动指向新版文件，旧版文件的inode则被回收。
9 实际问题
    在一台配置较低的Linux服务器（内存、硬盘比较小）的/data分区内创建文件时，系统提示磁盘空间不足，用df -h命令查看了一下磁盘使用情况，发现/data分区只使用了66%，还有12G的剩余空间，按理说不会出现这种问题。 后来用df -i查看了一下/data分区的索引节点(inode)，发现已经用满(IUsed=100%)，导致系统无法创建新目录和文件。 
     查找原因：
　 /data/cache目录中存在数量非常多的小字节缓存文件，占用的Block不多，但是占用了大量的inode。 
    解决方案：
　 1.删除/data/cache目录中的部分文件，释放出/data分区的一部分inode。
　 2.用软连接将空闲分区/opt中的newcache目录连接到/data/cache，使用/opt分区的inode来缓解/data分区inode不足的问题：

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1. [root@localhost /]# ln -s /opt/newcache /data/cache   

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    原文地址：http://blog.csdn.net/jesseyoung/article/details/42524813
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4.分页和分段

分页：

分页存储管理器把进程的逻辑地址分成若干页，并为各页加上编号。相应的，内存也会被分成若干个物理块。为了正确的找到页对应的物理块，系统为每个进程添加了一份页表，页表需要的内存空间是连续的（使用多级页表可以缓解这个问题）。页表中存放了对应的物理块号，因此页表是一维的。

分段：

为了方便用户编程，作业的空间可以被分成若干个段，每个段的起始地址都是从0开始的，也就是说，每一段的地址是不连续的。但是段内的地址是连续的。在分段系统中，每个进程也会拥有一个段表，系统为每个段分配连续的内存空间。段表中存放着段长度和段的起始地址。因此，段表是二维的。

因此：

页式的逻辑地址是连续的，段式的逻辑地址可以不连续

页式的地址是一维的，段式的地址是二维的

分页是操作系统进行，分段是用户确定

各页可以分散存放在主存，每段必须占用连续的主存空间