操作系统面试考点

操作系统

1.    进程的有哪几种状态，状态转换图，及导致转换的事件。

1）就绪状态 　进程已获得除处理机外的所需资源，等待分配处理机资源，只要分配到CPU就可执行。在某一时刻，可能有若干个进程处于该状态。 　　

2） 运行状态   占用处理机资源运行，处于此状态的进程的数目小于等于CPU的数目。 　　

3）阻塞状态 　由于进程等待某种条件（如I/O操作或进程同步），在条件满足之前无法继续执行。该事件发生前即使把处理机分配给该进程，也无法运行。

通俗的说：

运行态：进程占用CPU，并在CPU上运行；
          就绪态：进程已经具备运行条件，但是CPU还没有分配过来；
          阻塞态：进程因等待某件事发生而暂时不能运行；

下面是3种状态转换图

 

当然理论上上述三种状态之间转换分为六种情况；

       运行——>就绪：1，主要是进程占用CPU的时间过长，而系统分配给该进程占用CPU的时间是有限的；

                                  2，在采用抢先式优先级调度算法的系统中,当有更高优先级的进程要运行时，该进程就被迫让出CPU，该进程便由                执行状态转变为就绪状态。

       就绪——>运行：运行的进程的时间片用完，调度就转到就绪队列中选择合适的进程分配CPU

       运行——>阻塞：正在执行的进程因发生某等待事件而无法执行，则进程由执行状态变为阻塞状态，如发生了I/O请求

       阻塞——>就绪:进程所等待的事件已经发生，就进入就绪队列

 

      以下两种状态是不可能发生的：

        阻塞——>运行：即使给阻塞进程分配CPU，也无法执行，操作系统在进行调度时不会从阻塞队列进行挑选，而是从就绪队列中选取

        就绪——>阻塞：就绪态根本就没有执行，谈不上进入阻塞态。

 

在一些系统中，又增加了一些新状态，如挂起状态，可运行状态，深度睡眠状态，浅度睡眠状态，暂停状态，僵死状态访问了解

http://blog.csdn.net/u012824097/article/details/52058395

 

2.    进程与线程的区别。

进程是资源（CPU、内存等）分配的基本单位，它是程序执行时的一个实例。程序运行时系统就会创建一个进程，并为它分配资源，然后把该进程放入进程就绪队列，进程调度器选中它的时候就会为它分配CPU时间，程序开始真正运行。

线程是程序执行时的最小单位，它是进程的一个执行流，是CPU调度和分派的基本单位，一个进程可以由很多个线程组成，线程间共享进程的所有资源，每个线程有自己的堆栈和局部变量。线程由CPU独立调度执行，在多CPU环境下就允许多个线程同时运行。同样多线程也可以实现并发操作，每个请求分配一个线程来处理。

 

进程是资源分配的最小单位，线程是程序执行的最小单位。

 

进程有自己的独立地址空间，每启动一个进程，系统就会为它分配地址空间，建立数据表来维护代码段、堆栈段和数据段，这种操作非常昂贵。而线程是共享进程中的数据的，使用相同的地址空间，因此CPU切换一个线程的花费远比进程要小很多，同时创建一个线程的开销也比进程要小很多。

 

线程之间的通信更方便，同一进程下的线程共享全局变量、静态变量等数据，而进程之间的通信需要以通信的方式（IPC)进行。不过如何处理好同步与互斥是编写多线程程序的难点。

 

但是多进程程序更健壮，多线程程序只要有一个线程死掉，整个进程也死掉了，而一个进程死掉并不会对另外一个进程造成影响，因为进程有自己独立的地址空间。

 

另一种角度：

进程和线程的主要差别在于它们是不同的操作系统资源管理方式。进程有独立的地址空间，一个进程崩溃后，在保护模式下不会对其它进程产生影响，而线程只是一个进程中的不同执行路径。线程有自己的堆栈和局部变量，但线程之间没有单独的地址空间，一个线程死掉就等于整个进程死掉，所以多进程的程序要比多线程的程序健壮，但在进程切换时，耗费资源较大，效率要差一些。但对于一些要求同时进行并且又要共享某些变量的并发操作，只能用线程，不能用进程。

1)简而言之,一个程序至少有一个进程,一个进程至少有一个线程.

2)线程的划分尺度小于进程，使得多线程程序的并发性高。

3)另外，进程在执行过程中拥有独立的内存单元，而多个线程共享内存，从而极大地提高了程序的运行效率。

4)线程在执行过程中与进程还是有区别的。每个独立的线程有一个程序运行的入口、顺序执行序列和程序的出口。但是线程不能够独立执行，必须依存在应用程序中，由应用程序提供多个线程执行控制。

5)从逻辑角度来看，多线程的意义在于一个应用程序中，有多个执行部分可以同时执行。但操作系统并没有将多个线程看做多个独立的应用，来实现进程的调度和管理以及资源分配。这就是进程和线程的重要区别。

C++中多线程实现方法：

windows下通过api  CreateThread，Linux下则常用pthread库，这些都是最底层的实现，最新的C++11标准里增加了std::thread多线程库，使用第三方库的话就更多了，比如boost的thread等等，不推荐使用vc自家的_beginthread，尤其有跨平台需求的时候。

多线程的面试：

http://blog.csdn.net/morewindows/article/details/7392749

 

3.    进程通信的几种方式。

管道( pipe )：管道是一种半双工的通信方式，数据只能单向流动，而且只能在具有亲缘关系的进程间使用。进程的亲缘关系通常是指父子进程关系。

有名管道 (named pipe)：有名管道也是半双工的通信方式，但是它允许无亲缘关系进程间的通信。

信号量( semophore )：信号量是一个计数器，可以用来控制多个进程对共享资源的访问。它常作为一种锁机制，防止某进程正在访问共享资源时，其他进程也访问该资源。因此，主要作为进程间以及同一进程内不同线程之间的同步手段。

消息队列( message queue )：消息队列是由消息的链表，存放在内核中并由消息队列标识符标识。消息队列克服了信号传递信息少、管道只能承载无格式字节流以及缓冲区大小受限等缺点。

信号 ( signal )：信号是一种比较复杂的通信方式，用于通知接收进程某个事件已经发生。

共享内存( shared memory )：共享内存就是映射一段能被其他进程所访问的内存，这段共享内存由一个进程创建，但多个进程都可以访问。共享内存是最快的 IPC方式，它是针对其他进程间通信方式运行效率低而专门设计的。它往往与其他通信机制，如信号量，配合使用，来实现进程间的同步和通信。

套接字( socket )：套解字也是一种进程间通信机制，与其他通信机制不同的是，它可用于不同及其间的进程通信。

4.    线程同步几种方式。(一定要会写生产者、消费者问题，完全消化理解)

从大的方面讲，线程的同步可分用户模式的线程同步和内核对象的线程同步两大类。用户模式中线程的同步方法主要有原子访问和临界区等方法。其特点是同步速度特别快，适合于对线程运行速度有严格要求的场合。

   

内核对象的线程同步则主要由事件、等待定时器、信号量以及信号灯等内核对象构成。由于这种同步机制使用了内核对象，使用时必须将线程从用户模式切换到内核模式，而这种转换一般要耗费近千个CPU周期，因此同步速度较慢，但在适用性上却要远优于用户模式的线程同步方式。

所谓原子访问,指的是一个线程在访问某个资源的同时能够保证没有其他线程会在同一时刻访问同一资源.Interlocked这些函数会以原子方式操作一个值，对定义为volatile的所有字段的读和写操作都是原子的

临界区/关键段：

http://blog.csdn.net/morewindows/article/details/7442639

1．关键段共初始化化、销毁、进入和离开关键区域四个函数。

 

2．关键段可以解决线程的互斥问题，但因为具有“线程所有权”，所以无法解决同步问题。

3．推荐关键段与旋转锁配合使用。

 

事件：

http://blog.csdn.net/morewindows/article/details/7445233

1．事件是内核对象，事件分为手动置位事件和自动置位事件。事件Event内部它包含一个使用计数（所有内核对象都有），一个布尔值表示是手动置位事件还是自动置位事件，另一个布尔值用来表示事件有无触发。

2．事件可以由SetEvent()来触发，由ResetEvent()来设成未触发。还可以由PulseEvent()来发出一个事件脉冲。

3．事件可以解决线程间同步问题，因此也能解决互斥问题。

 

互斥量Mutex：

http://blog.csdn.net/morewindows/article/details/7470936

1．互斥量是内核对象，它与关键段都有“线程所有权”所以不能用于线程的同步。

2．互斥量能够用于多个进程之间线程互斥问题，并且能完美的解决某进程意外终止所造成的“遗弃”问题。

（由于互斥量常用于多进程之间的线程互斥，所以它比关键段还多一个很有用的特性——“遗弃”情况的处理。比如有一个占用互斥量的线程在调用ReleaseMutex()触发互斥量前就意外终止了（相当于该互斥量被“遗弃”了），那么所有等待这个互斥量的线程是否会由于该互斥量无法被触发而陷入一个无穷的等待过程中了？这显然不合理。因为占用某个互斥量的线程既然终止了那足以证明它不再使用被该互斥量保护的资源，所以这些资源完全并且应当被其它线程来使用。因此在这种“遗弃”情况下，系统自动把该互斥量内部的线程ID设置为0，并将它的递归计数器复置为0，表示这个互斥量被触发了。然后系统将“公平地”选定一个等待线程来完成调度）

 

信号量：

http://blog.csdn.net/morewindows/article/details/7481609

当前资源数量大于0，表示信号量处于触发，等于0表示资源已经耗尽故信号量处于末触发

互斥量，事件，信号量都是内核对象，可以跨进程使用

5.    线程的实现方式. (也就是用户线程与内核线程的区别)

线程的实现可以分为：用户级线程和内核级线程。

 

用户级线程指不需要内核支持而在用户程序中实现的线程，其不依赖于操作系统核心，应用进程利用线程库提供创建、同步、调度和管理线程的函数来控制用户线程。不需要用户态/核心态切换，速度快，操作系统内核不知道多线程的存在，因此一个线程阻塞将使得整个进程（包括它的所有线程）阻塞。由于这里的处理器时间片分配是以进程为基本单位，所以每个线程执行的时间相对减少。

优点：

      线程切换不需要转换到内核空间，节省了宝贵的内核空间；

调度算法可以是进程专用，由用户程序进行指定；

      用户级线程实现和操作系统无关；

缺点:

      系统调用阻塞，同一进程中一个线程阻塞和整个进程都阻塞了。

      一个进程只能在一个cpu上获得执行。

内核级线程：由操作系统内核创建和撤销。内核维护进程及线程的上下文信息以及线程切换。一个内核线程由于I/O操作而阻塞，不会影响其它线程的运行。

优点：

在多处理器上，内核可以调用同一进程中的多个线程同时工作；

如果一个进程中的一个线程阻塞了，其他线程仍然可以得到运行；

缺点：

对于用户线程的切换代价太大，在同一个线程中，从一个线程切换到另一个线程时，需要从用户态，进入到内核态并且由内核切换。因为线程调度和管理在内核实现。

两者的区别：

1）内核级线程是OS内核可感知的，而用户级线程是OS内核不可感知的。

2）用户级线程的创建、撤消和调度不需要OS内核的支持，是在语言（如Java）这一级处理的；而内核支持线程的创建、撤消和调度都需OS内核提供支持，而且与进程的创建、撤消和调度大体是相同的。

3）用户级线程执行系统调用指令时将导致其所属进程被中断，而内核支持线程执行系统调用指令时，只导致该线程被中断。

4）在只有用户级线程的系统内，CPU调度还是以进程为单位，处于运行状态的进程中的多个线程，由用户程序控制线程的轮换运行；在有内核支持线程的系统内，CPU调度则以线程为单位，由OS的线程调度程序负责线程的调度。

5）用户级线程的程序实体是运行在用户态下的程序，而内核支持线程的程序实体则是可以运行在任何状态下的程序。

6. 用户态和核心态的区别。

当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，我们就称进程处于内核运行态（或简称为内核态）。此时处理器处于特权级最高的（0级）内核代码中执行。当进程处于内核态时，执行的内核代码会使用当前进程的内核栈。每个进程都有自己的内核栈。当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态（用户态）。即此时处理器在特权级最低的（3级）用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然被中断程序中断时，此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核栈。这与处于内核态的进程的状态有些类似。

用户态切换到内核态的3种方式：系统调用、异常、外围设备中断。

7. 用户栈和内核栈的区别。

 intel的cpu分为四个运行级别ring0~ring3，内核创建进程，创建进程的同时创建进程控制块，创建进程自己的堆栈。一个进程有两个堆栈，用户栈和系统栈。用户堆栈的空间指向用户地址空间，内核堆栈的空间指向内核地址空间。

有个CPU堆栈指针寄存器，进程运行的状态有用户态和内核态，当进程运行在用户态时。CPU堆栈指针寄存器指向的是用户堆栈地址，使用的是用户堆栈；当进程运行在内核态时，CPU堆栈指针寄存器指向的是内核堆栈地址，使用的是内核堆栈。

1.栈是系统运行在内核态的时候使用的栈，用户栈是系统运行在用户态时候使用的栈。当进程由于中断进入内核态时，系统会把一些用户态的数据信息保存到内核栈中，当返回到用户态时，取出内核栈中得信息恢复出来，返回到程序原来执行的地方。用户栈就是进程在用户空间时创建的栈，比如一般的函数调用，将会用到用户栈。

2.内核栈是属于操作系统空间的一块固定区域，可以用于保存中断现场、保存操作系统子程序间相互调用的参数、返回值等。用户栈是属于用户进程空间的一块区域，用户保存用户进程子程序间的相互调用的参数、返回值等。

3.每个Windows都有4g的进程空间，系统栈使用进程空间的地段部分，用户栈是高端部分如果用户要直接访问系统栈部分，需要有特殊的方式。内核在创建进程的时候，在创建task_struct的同时，会为进程创建相应的堆栈。每个进程会有两个栈，一个用户栈，存在于用户空间，一个内核栈，存在于内核空间。记住，进程对应的用户栈和内核栈都是进程私有的。当进程在用户空间运行时，cpu堆栈指针寄存器里面的内容是用户堆栈地址，使用用户栈；当进程在内核空间时，cpu堆栈指针寄存器里面的内容是内核栈空间地址，使用内核栈。

8. 内存池、进程池、线程池。(c++程序员必须掌握)

内存池

平常我们使用new、malloc在堆区申请一块内存，但由于每次申请的内存大小不一样就会产生很多内存碎片，造成不好管理与浪费的情况

内存池则是在真正使用内存之前，先申请分配一定数量的、大小相等(一般情况下)的内存块留作备用。当有新的内存需求时，就从内存池中分出一部分内存块，若内存块不够再继续申请新的内存。这样做的一个显著优点是尽量避免了内存碎片，使得内存分配效率得到提升。

malloc/free或new/delete大量使用后回造成内存碎片，那么这种碎片形成的机理是什么？ 

如果机理是申请的内存空间大小（太小）所形成的，那么，申请多大的区域能够最大限度的避免内存碎片呢？（这里的避免不是绝对的避免，只是一种概率）内存碎片一般是由于空闲的连续空间比要申请的空间小，导致这些小内存块不能被利用。产生内存碎片的方法很简单，举个例： 

   假设有一块一共有100个单位的连续空闲内存空间，范围是0~99。如果你从中申请一块内存，如10个单位，那么申请出来的内存块就为0~9区间。这时候你继续申请一块内存，比如说5个单位大，第二块得到的内存块就应该为10~14区间。 

   如果你把第一块内存块释放，然后再申请一块大于10个单位的内存块，比如说20个单位。因为刚被释放的内存块不能满足新的请求，所以只能从15开始分配出20个单位的内存块。 

   现在整个内存空间的状态是0~9空闲，10~14被占用，15~24被占用，25~99空闲。其中0~9就是一个内存碎片了。如果10~14一直被占用，而以后申请的空间都大于10个单位，那么0~9就永远用不上了，造成内存浪费。如果你每次申请内存的大小，都比前一次释放的内村大小要小，那么就申请就总能成功。

   在C++中我们可以重写operator new/operator delete来减少内存碎片出现的机会，并 在那些需要动态分配大量的但很小的对象的应用程序里效率会很好

http://blog.csdn.net/flowshell/article/details/5996843

进程池&&线程池

这两个问题有一定的相似度，在面向对象程序编程中，对象的创建与析构都是一个较为复杂的过程，较费时间，所以为了提高程序的运行效率尽可能减少创建和销毁对象的次数，特别是一些很耗资源的对象创建和销毁。

所以我们可以创建一个进程池（线程池）,预先放一些进程（线程）进去,要用的时候就直接调用,用完之后再把进程归还给进程池,省下创建删除进程的时间,不过当然就需要额外的开销了

9. 死锁的概念，导致死锁的原因.

死锁是指两个或两个以上的进程在执行过程中，由于竞争资源或者由于彼此通信而造成的一种阻塞的现象，若无外力作用，它们都将无法推进下去。此时称系统处于死锁状态或系统产生了死锁，这些永远在互相等待的进程称为死锁进程

 

1）因为系统资源不足。

2）进程运行推进的顺序不合适。

3）资源分配不当等

10. 导致死锁的四个必要条件。

1、互斥。一次只有一个进程可以使用一个资源。其他进程不能访问已分配给其他进程的资源。

2、占有且等待。当一个进程等待其他进程时，继续占有已经分配的资源。

3、不可抢占。不能强行抢占进程已占有的资源。

4、循环等待。存在一个封闭的进程链，使得每个进程至少占有此链中下一个进程所需要的一个资源。

11. 处理死锁的四个方式。

1、撤消陷于死锁的全部进程；

2、逐个撤消陷于死锁的进程，直到死锁不存在；

3、从陷于死锁的进程中逐个强迫放弃所占用的资源，直至死锁消失。

4、从另外一些进程那里强行剥夺足够数量的资源分配给死锁进程，以解除死锁状态

1）忽略该问题。例如鸵鸟算法，该算法可以应用在极少发生死锁的的情况下。为什么叫鸵鸟算法呢，（鸵鸟策略）

2）检测死锁并且恢复。（检测与解除策略）

3）仔细地对资源进行动态分配，以避免死锁。（避免策略）

4）通过破除死锁四个必要条件之一，来防止死锁产生。（预防策略）

12. 预防死锁的方法、避免死锁的方法。

通过破除死锁四个必要条件之一，来预防死锁产生，有两种方法，一种是当其申请的资源得不到满足时，也必须放弃其原先占有的资源；另一种方法是只适用于申请资源的进程优先级比占有该资源的进程优先级高时，如果一个进程申请的资源被其它进程占用，而申请进程的优先级较高，那么它可以强迫占有资源的进程放弃。

 仔细地对资源进行动态分配，以避免死锁。

13.进程调度算法。(周转时间= 程序结束时间 --开始服务时间、带权周转时间= 周转时间/ 要求服务时间)

先来先服务(First Come First Service，FCFS)调度算法按照进程进入就绪队列的先后顺序选择可以占用处理器的进程。这是一种不可抢占方式的调度算法，优点是实现简单，缺点是后来的进程等待CPU的时间较长。它现今主要用作辅助调度法；例如结合在优先级调度算法中使用，当有两个最高优先级的进程时，则谁先来，谁就先被调度。

短执行进程优先算法(Shortest Process First，SPF)就是从就绪队列中选择一个CPU执行时间预期最短的进程，将处理器分配给它。虽然较公平，但实现难度较大，因为要准确预定下一个进程的CPU执行周期是很困难的。

最高优先级优先(Highest Priority First，HPF)调度算法的核心是确定进程的优先级。首先，系统或用户按某种原则为进程指定一个优先级来表示该进程所享有的调度优先权。确定优先级的方法较多，一般可分为两类，即静态法和动态法。静态法根据进程的静态特性，在进程开始执行之前就确定它们的优先级，一旦开始执行之后就不能改变。动态法则不然，它把进程的静态特性和动态特性结合起来确定进程的优先级，随着进程的执行过程，其优先级不断变化。  

进程的静态优先级确定最基本的方法是按照进程的类型给予不同的优先级。例如，在有些系统中，进程被划分为系统进程和用户进程。系统进程享有比用户进程高的优先级；对于用户进程来说，则可以分为：I/O繁忙的进程、CPU繁忙的进程、I/O与CPU均衡的进程和其他进程等。

基于静态优先级的调度算法实现简单，系统开销小，但由于静态优先级一旦确定之后，直到执行结束为止始终保持不变，从而系统效率较低，调度性能不高。现在的操作系统中，如果使用优先级调度的话，则大多采用动态优先级的调度策略。

进程的动态优先级一般可以根据以下两个方面来确定：

 (1)根据进程占有CPU时间的长短来决定。一个进程占有处理机的时间愈长，则在被阻塞之后再次获得调度的优先级就越低。反之，其获得调度的可能性就会越大。

(2)根据就绪进程等待CPU的时间长短来决定。一个就绪进程在就绪队列中等待的时间越长，则它获得调度选中的优先级就越高。

由于动态优先级随时间的推移而变化，系统要经常计算各个进程的优先级，因此，系统要为此付出一定的开销。

最高优先级优先调度算法用于多道批处理系统中较好，但它使得优先级较低的进程等待时间较长，这对于分时系统中要想获得较好的响应时间是不允许的，所以在分时系统中多采用时间片轮转法来进行进程调度。

   时间片轮转(Round Robin，RR)法的基本思路是让每个进程在就绪队列中的等待时间与享受服务的时间成比例。在时间片轮转法中，需要将CPU的处理时间分成固定大小的时间片，例如，几十毫秒至几百毫秒。如果一个进程在被调度选中之后用完了系统规定的时间片，但又未完成要求的任务，则它自行释放自己所占有的CPU而排到就绪队列的末尾，等待下一次调度。同时，进程调度程序又去调度当前就绪队列中的第一个进程。

•显然，轮转法只能用来调度分配一些可以抢占的资源。这些可以抢占的资源可以随时被剥夺，而且可以将它们再分配给别的进程。CPU是可抢占资源的一种。但打印机等资源是不可抢占的。由于作业调度是对除了CPU之外的所有系统硬件资源的分配，其中包含有不可抢占资源，所以作业调度不使用轮转法。在轮转法中，时间片长度的选取非常重要。首先，时间片长度的选择会直接影响到系统的开销和响应时间。如果时间片长度过短，则调度程序抢占处理机的次数增多。这将使进程上下文切换次数也大大增加，从而加重系统开销。反过来，如果时间片长度选择过长，例如，一个时间片能保证就绪队列中所需执行时间最长的进程能执行完毕，则轮转法变成了先来先服务法。时间片长度的选择是根据系统对响应时间的要求和就绪队列中所允许最大的进程数来确定的。

• 在轮转法中，加入到就绪队列的进程有3种情况，一种是分给它的时间片用完，但进程还未完成，回到就绪队列的末尾等待下次调度去继续执行。另一种情况是分给该进程的时间片并未用完，只是因为请求I/O或由于进程的互斥与同步关系而被阻塞。当阻塞解除之后再回到就绪队列。第三种情况就是新创建进程进入就绪队列。如果对这些进程区别对待，给予不同的优先级和时间片，从直观上看，可以进一步改善系统服务质量和效率。例如，我们可把就绪队列按照进程到达就绪队列的类型和进程被阻塞时的阻塞原因分成不同的就绪队列，每个队列按FCFS原则排列，各队列之间的进程享有不同的优先级，但同一队列内优先级相同。这样，当一个进程在执行完它的时间片之后，或从睡眠中被唤醒以及被创建之后，将进入不同的就绪队列。

混合调度算法

将所有进程分为不同的大类，每个大类为一个优先级。如果两个进程处于不同的大类，则处于高优先级大类的进程优先执行；如果处于同一个大类，则采用时间片轮转算法来执行。

14. Windows内存管理的方式(块式、页式、段式、段页式).

当程序运行时需要从内存中读出这段程序的代码。代码的位置必须在物理内存中才能被运行，由于现在的操作系统中有非常多的程序运行着，内存中不能够完全放下，所以引出了虚拟内存的概念。把哪些不常用的程序片断就放入虚拟内存，当需要用到它的时候在load入主存（物理内存）中。这个就是内存管理所要做的事。内存管理还有另外一件事需要做：计算程序片段在主存中的物理位置，以便CPU调度。内存管理有块式管理，页式管理，段式和段页式管理。现在常用段页式管理。

块式管理：把主存分为一大块、一大块的，当所需的程序片断不在主存时就分配一块主存空间，把程序片断load入主存，就算所需的程序片度只有几个字节也只能把这一块分配给它。这样会造成很大的浪费，平均浪费了50％的内存空间，但是易于管理。

页式管理：把主存分为一页一页的，每一页的空间要比一块一块的空间小很多，显然这种方法的空间利用率要比块式管理高很多。

 段式管理：把主存分为一段一段的，每一段的空间又要比一页一页的空间小很多，这种方法在空间利用率上又比页式管理高很多，但是也有另外一个缺点。一个程序片断可能会被分为几十段，这样很多时间就会被浪费在计算每一段的物理地址上（计算机最耗时间的大家都知道是I/O吧）。

段页式管理：结合了段式管理和页式管理的优点。把主存分为若干页，每一页又分为若干段。

二维逻辑地址：段号+段内地址

分页与分段的主要区别：

1）、段是信息的逻辑单位，它是根据用户的需要划分的，因此段对用户是可见的；页是信息的物理单位，是为了管理主存的方便而划分的，对用户是透明的。

2）、页的大小固定不变，由系统决定。段的大小是不固定的，它由其完成的功能决定。

3）、段式向用户提供的是二维地址空间，页式向用户提供的是一维地址空间，其页号和页内偏移是机器硬件的功能。

4）、由于段是信息的逻辑单位，因此便于存贮保护和信息的共享，页的保护和共享受到限制。

分页与分段存储管理系统虽然在很多地方相似，但从概念上讲，两者是完全不同的，它们之间的区别如下：

 ①页是信息的物理单位。分页的目的是实现离散分配，减少外部碎片，提高内存利用率。段是信息的逻辑单位。每一段在逻辑上是一组相对完整的信息集合。

 ②分页式存储管理的作业地址空间是一维的，而分段式存储管理的作业地址空间是二维的。

 ③页的大小固定且由系统确定，是等长的。而段的长度不定。

 ④分页的优点体现在内存空间的管理上，而分段的优点体现在地址空间的管理上。

15. 内存连续分配方式采用的几种算法及各自优劣。

1)单一连续分配 是一种最简单的存储管理方式，其优点是软件处理简单，最大缺点是存储器不能充分利用。多用于单用户微机操作系统中。

2)动态分区分配 是多道程序环境下各种存储管理方式中最简单的一种。它将内存划分成若干个分区，在每个分区中按照连续分配方式分配给一个作业。分区形式: a) 固定分区分配：指内存在处理作业前已被划分成若干个大小不等的分区，存储管理程序根据每个作业步的最大存储量分配一个足够大的分区给它。当找不到一个足够大的分区时，则通知作业调度挑选另一作业，这种方式分配和回收内存简单，但内存利用不充分，会产生“碎片”空间。b)可变分区分配：指内存事先并未被分区，只有当作业进入内存时，才根据作业的大小建立分区。其特点是分区的个数和大小都是可变的，但需要建立分配区表和空白区表，且表的长度是不固定的。

3)可重定位分区分配 为使各分区中的用户程序能移到内存的一端，使碎片集中于另一端成为一个大分区，在程序执行过程中，需对作业移动过程中的与地址有关项进行调整。这种分配方法的优点是清除碎片，更大程度地利用内存空间，但必须硬件的支持，且要花费时间。

常见内存分配算法及优缺点如下：
　　（1）首次适应算法。使用该算法进行内存分配时，从空闲分区链首开始查找，直至找到一个能满足其大小要求的空闲分区为止。然后再按照作业的大小，从该分区中划出一块内存分配给请求者，余下的空闲分区仍留在空闲分区链中。
　 　该算法倾向于使用内存中低地址部分的空闲分区，在高地址部分的空闲分区很少被利用，从而保留了高地址部分的大空闲区。显然为以后到达的大作业分配大的内存空间创造了条件。缺点在于低址部分不断被划分，留下许多难以利用、很小的空闲区，而每次查找又都从低址部分开始，这无疑会增加查找的开销。
　　 （2）循环首次适应算法。该算法是由首次适应算法演变而成的。在为进程分配内存空间时，不再每次从链首开始查找，而是从上次找到的空闲分区开始查找，直至找到一个能满足要求的空闲分区，并从中划出一块来分给作业。该算法能使空闲中的内存分区分布得更加均匀，但将会缺乏大的空闲分区。
　　（3）最佳适应算法。该算法总是把既能满足要求，又是最小的空闲分区分配给作业。
　 　为了加速查找，该算法要求将所有的空闲区按其大小排序后，以递增顺序形成一个空白链。这样每次找到的第一个满足要求的空闲区，必然是最优的。孤立地看，该算法似乎是最优的，但事实上并不一定。因为每次分配后剩余的空间一定是最小的，在存储器中将留下许多难以利用的小空闲区。同时每次分配后必须重新排序， 这也带来了一定的开销。
　　（4）最差适应算法。最差适应算法中，该算法按大小递减的顺序形成空闲区链，分配时直接从空闲区链的第一个空闲分区中分配（不能满足需要则不分配）。很显然，如果第一个空闲分区不能满足，那么再没有空闲分区能满足需要。这种分配方法初看起来不太合理，但它也有很强的直观 吸引力：在大空闲区中放入程序后，剩下的空闲区常常也很大，于是还能装下一个较大的新程序。
　　最坏适应算法与最佳适应算法的排序正好相反，它的队列指针总是指向最大的空闲区，在进行分配时，总是从最大的空闲区开始查寻。
　　该算法克服了最佳适应算法留下的许多小的碎片的不足，但保留大的空闲区的可能性减小了，而且空闲区回收也和最佳适应算法一样复杂。

 

16. 动态链接及静态链接.

静态链接库与动态链接库都是共享代码的方式，如果采用静态链接库，则无论你愿不愿意，lib中的指令都全部被直接包含在最终生成的 EXE文件中了。则无论你愿不愿意，lib中的指令都全部被直接包含在最终生成的 EXE文件中了。但是若使用 DLL，该 DLL 不必被包含在最终EXE文件中，EXE文件执行时可以“动态”地引用和卸载这个与 EXE独立的 DLL文件。静态链接库和动态链接库的另外一个区别在于静态链接库中不能再包含其他的动态链接库或者静态库，而在动态链接库中还可以再包含其他的动态或静态链接库

    动态链接是指在生成可执行文件时不将所有程序用到的函数链接到一个文件，因为有许多函数在操作系统带的dll文件中，当程序运行时直接从操作系统中找。  

   而静态链接就是把所有用到的函数全部链接到exe文件中。

   动态链接是只建立一个引用的接口，而真正的代码和数据存放在另外的可执行模块中，在运行时再装入；  

而静态链接是把所有的代码和数据都复制到本模块中，运行时就不再需要库了。

扩展：http://www.cnblogs.com/ranjiewen/p/6147919.html

http://blog.csdn.net/piaoxuezhong/article/details/61201785

17.基本分页、请求分页储存管理方式。18.基本分段、请求分段储存管理方式。

   在存储器管理中，连续分配方式会形成许多“碎片”，虽然可通过“紧凑”方法将许多碎片拼接成可用的大块空间，但须为之付出很大开销。如果允许将一个进程直接分散地装入到许多不相邻的分区中，则无须再进行“紧凑”。基于这一思想而产生了离散分配方式。如果离散分配的基本单位是页，则称为分页存储管理方式。在分页存储管理方式中，如果不具备页面对换功能，则称为基本分页存储管理方式，或称为纯分页存储管理方式，它不具有支持实现虚拟存储器的功能，它要求把每个作业全部装入内存后方能运行。

A请求式分页存储管理

在进程开始运行之前,不是装入全部页面,而是装入一个或零个页面,之后根据进程运行的需要,动态装入其他页面;当内存空间已满,而又需要装入新的页面时,则根据某种算法淘汰某个页面,以便装入新的页面

B请求式分段存储管理

为了能实现虚拟存储,段式逻辑地址空间中的程序段在运行时并不全部装入内存,而是如同请求式分页存储管理,首先调入一个或若干个程序段运行,在运行过程中调用到哪段时,就根据该段长度在内存分配一个连续的分区给它使用.若内存中没有足够大的空闲分区,则考虑进行段的紧凑或将某段或某些段淘汰出去,这种存储管理技术称为请求式分段存储管理

19. 分段分页方式的比较各自优缺点。

分页和分段系统有许多相似之处。比如，两者都采用离散分配方式，且都要通过地址映射机构来实现地址变换。但在概念上两者完全不同，主要表现在下述三个方面。

(1)页是信息的物理单位，分页是为实现离散分配方式，以消减内存的外零头，提高内存的利用率。或者说，分页仅仅是由于系统管理的需要而不是用户的需要。段则是信息的逻辑单位，它含有一组其意义相对完整的信息。分段的目的是为了能更好地满足用户的需要。

(2)页的大小固定且由系统决定，由系统把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的，因而在系统中只能有一种大小的页面；而段的长度却不固定，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。

(3)分页的作业地址空间是一维的，即单一的线性地址空间，程序员只需利用一个记忆符，即可表示一个地址；而分段的作业地址空间则是二维的，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。

http://www.cnblogs.com/onepeace/p/5066736.html

 

20. 几种页面置换算法，会算所需换页数。(LRU用程序如何实现？)

地址映射过程中，若在页面中发现所要访问的页面不再内存中，则产生缺页中断。当发生缺页中断时操作系统必须在内存选择一个页面将其移出内存，以便为即将调入的页面让出空间。而用来选择淘汰哪一页的规则叫做页面置换算法。常见的置换算法有：

1）最佳置换算法（OPT）（理想置换算法）

这是一种理想情况下的页面置换算法，但实际上是不可能实现的。该算法的基本思想是：发生缺页时，有些页面在内存中，其中有一页将很快被访问（也包含紧接着的下一条指令的那页），而其他页面则可能要到10、100或者1000条指令后才会被访问，每个页面都可以用在该页面首次被访问前所要执行的指令数进行标记。最佳页面置换算法只是简单地规定：标记最大的页应该被置换。这个算法唯一的一个问题就是它无法实现。当缺页发生时，操作系统无法知道各个页面下一次是在什么时候被访问。虽然这个算法不可能实现，但是最佳页面置换算法可以用于对可实现算法的性能进行衡量比较。

2）先进先出置换算法（FIFO）

最简单的页面置换算法是先入先出（FIFO）法。这种算法的实质是，总是选择在主存中停留时间最长（即最老）的一页置换，即先进入内存的页，先退出内存。理由是：最早调入内存的页，其不再被使用的可能性比刚调入内存的可能性大。建立一个FIFO队列，收容所有在内存中的页。被置换页面总是在队列头上进行。当一个页面被放入内存时，就把它插在队尾上。

这种算法只是在按线性顺序访问地址空间时才是理想的，否则效率不高。因为那些常被访问的页，往往在主存中也停留得最久，结果它们因变“老”而不得不被置换出去。

FIFO的另一个缺点是，它有一种异常现象，即在增加存储块的情况下，反而使缺页中断率增加了。当然，导致这种异常现象的页面走向实际上是很少见的。

3）最近最久未使用（LRU）算法

FIFO算法和OPT算法之间的主要差别是，FIFO算法利用页面进入内存后的时间长短作为置换依据，而OPT算法的依据是将来使用页面的时间。如果以最近的过去作为不久将来的近似，那么就可以把过去最长一段时间里不曾被使用的页面置换掉。它的实质是，当需要置换一页时，选择在最近一段时间里最久没有使用过的页面予以置换。这种算法就称为最久未使用算法（Least Recently Used，LRU）。

LRU算法是与每个页面最后使用的时间有关的。当必须置换一个页面时，LRU算法选择过去一段时间里最久未被使用的页面。

LRU算法是经常采用的页面置换算法，并被认为是相当好的，但是存在如何实现它的问题。LRU算法需要实际硬件的支持。其问题是怎么确定最后使用时间的顺序，对此有两种可行的办法：

    1.计数器。最简单的情况是使每个页表项对应一个使用时间字段，并给CPU增加一个逻辑时钟或计数器。每次存储访问，该时钟都加1。每当访问一个页面时，时钟寄存器的内容就被复制到相应页表项的使用时间字段中。这样我们就可以始终保留着每个页面最后访问的“时间”。在置换页面时，选择该时间值最小的页面。这样做，不仅要查页表，而且当页表改变时（因CPU调度）要维护这个页表中的时间，还要考虑到时钟值溢出的问题。

    2.栈。用一个栈保留页号。每当访问一个页面时，就把它从栈中取出放在栈顶上。这样一来，栈顶总是放有目前使用最多的页，而栈底放着目前最少使用的页。由于要从栈的中间移走一项，所以要用具有头尾指针的双向链连起来。在最坏的情况下，移走一页并把它放在栈顶上需要改动6个指针。每次修改都要有开销，但需要置换哪个页面却可直接得到，用不着查找，因为尾指针指向栈底，其中有被置换页。

因实现LRU算法必须有大量硬件支持，还需要一定的软件开销。所以实际实现的都是一种简单有效的LRU近似算法。

一种LRU近似算法是最近未使用算法（Not Recently Used，NUR）。它在存储分块表的每一表项中增加一个引用位，操作系统定期地将它们置为0。当某一页被访问时，由硬件将该位置1。过一段时间后，通过检查这些位可以确定哪些页使用过，哪些页自上次置0后还未使用过。就可把该位是0的页淘汰出去，因为在最近一段时间里它未被访问过。

4）Clock置换算法（LRU算法的近似实现）

5）最少使用（LFU）置换算法

在采用最少使用置换算法时，应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。该置换算法选择在最近时期使用最少的页面作为淘汰页。由于存储器具有较高的访问速度，例如100 ns，在1 ms时间内可能对某页面连续访问成千上万次，因此，通常不能直接利用计数器来记录某页被访问的次数，而是采用移位寄存器方式。每次访问某页时，便将该移位寄存器的最高位置1，再每隔一定时间(例如100 ns)右移一次。这样，在最近一段时间使用最少的页面将是∑Ri最小的页。

LFU置换算法的页面访问图与LRU置换算法的访问图完全相同；或者说，利用这样一套硬件既可实现LRU算法，又可实现LFU算法。应该指出，LFU算法并不能真正反映出页面的使用情况，因为在每一时间间隔内，只是用寄存器的一位来记录页的使用情况，因此，访问一次和访问10 000次是等效的。

 

21. 虚拟内存的定义及实现方式。

基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序的一部分装入内存，而将其余部分留在外存，就可以启动程序执行。在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统将所需要的部分调入内存,然后继续执行程序。另一方面，操作系统将内存中暂时不使用的内容换出到外存上，从而腾出空间存放将要调入内存的信息。这样，系统好像为用户提供了一个比实际内存大得多的存储器，称为虚拟存储器。

之所以将其称为虚拟存储器，是因为这种存储器实际上并不存在，只是由于系统提供了部分装入、请求调入和置换功能后（对用户完全透明），给用户的感觉是好像存在一个比实际物理内存大得多的存储器。虚拟存储器的大小由计算机的地址结构决定，并非是内存和外存的简单相加。虚拟存储器有以下三个主要特征：

·        多次性，是指无需在作业运行时一次性地全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存运行。

·        对换性，是指无需在作业运行时一直常驻内存，而是允许在作业的运行过程中，进行换进和换出。

·        虚拟性，是指从逻辑上扩充内存的容量，使用户所看到的内存容量，远大于实际的内存容量。

虚拟内存技术的实现

虚拟内存中，允许将一个作业分多次调入内存。釆用连续分配方式时，会使相当一部分内存空间都处于暂时或“永久”的空闲状态，造成内存资源的严重浪费，而且也无法从逻辑上扩大内存容量。因此，虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式的基础上。虚拟内存的实现有以下三种方式：

·        请求分页存储管理。

·        请求分段存储管理。

·        请求段页式存储管理。

不管哪种方式，都需要有一定的硬件支持。一般需要的支持有以下几个方面：

·        一定容量的内存和外存。

·        页表机制（或段表机制），作为主要的数据结构。

·        中断机构，当用户程序要访问的部分尚未调入内存，则产生中断。

·        地址变换机构，逻辑地址到物理地址的变换。http://blog.csdn.net/bigpudding24/article/details/48655271

22. 操作系统的四个特性。

并发性（concurrency）：指在计算机系统中存在着许多并发执行的活动。对计算机系统而言，并发是指宏观上看系统内有多道程序同时运行，微观上看是串行运行。因为在大多数计算机系统中一般只有一个CPU，在任意时刻只能有一道程序占用CPU。

 共享性（sharing）：系统中各个并发活动要共享计算机系统中的各种软、硬件资源，因此操作系统必须解决在多道程序间合理地分配和使用资源问题。

 虚拟性（virtual）：虚拟是操作系统中的重要特征，所谓虚拟是指把物理上的一台设备变成逻辑上的多台设备。例如，在操作系统中采用了spooling技术，可以利用快速、大容量可共享的磁盘作为中介，模拟多个非共享的低速的输入输出设备，这样的设备称为虚拟设备。

 异步性：在多道程序环境下允许多个进程并发执行，但只有进程在获得所需的资源后方能执行。在单处理机环境下，由于系统中只有一台处理机，因而每次只允许一个进程执行，其余进程只能等待。

23. DMA。

直接内存访问（DirectMemory Access，DMA）

直接内存访问是一种内存访问技术。它允许计算机内部的某些硬件子系统（外设），可以独立地直接的读写系统内存，不需要CPU的介入处理。在同等程度的处理器负担下，DMA是一种快速的数据传送方式。很多硬件的系统会使用DMA，包含硬件控制器、绘图显卡、网卡和声卡。

DMA允许不同速度的硬件设备来沟通，不需要CPU的大量中断负载。CPU初始化传输动作，但传输动作本身是由DMA控制器完成的。在DMA传输过程中，不需要CPU的参与，CPU则可以进行其他的工作。DMA传输对于高性能嵌入式系统算法和网络是很重要的。

注：如果不用DMA，内存和磁盘的数据交互则需要通过CPU，CPU需要将每一片数据从来源中读出复制到寄存器，然后再把它们写回到新的地方。

 

24. Spooling。

SPOOLing（Simultaneous Peripheral OperationOn-Line）技术，即外部设备联机并行操作，是为实现低速输入输出设备与高速的主机之间的高效率数据交换而设计的。通常称为“假脱机技术”，又称为排队转储技术。

SPOOLing技术在输入输出之间增加了“输入井”和“输出井”的排队转储环节，以消除用户的“联机”等待时间。而所谓“输入井”和“输出井”则是在高速辅存（外存）中开辟的两个固定的转储区。在系统输入模块收到作业输入请求信号后，“输入管理模块”中的读过程负责将信息从输入装置中通过“通道”读入内存中的缓冲区，当缓冲区满时，则由写过程将信息从缓冲区写到外存的输入井中，读过程和写过程反复循环，直到一个作业输入完毕。当读过程读到一个硬件结束标志之后，系统再次驱动写过程把最后一批信息写入输入井并调用中断处理程序结束该次输入。然后，系统为该作业建立作业控制块，从而使输入井中的作业进入作业等待队列，等待作业调度程序选中后进入内存运行。系统在管理输入井过程中可以“不断”读入输入的作业，直到输入结束或输入井满而暂停。
　　对于其输出过程，可以以打印机为例来进行说明。当有进程要求对它打印输出时,SPOOLing系统并不是将这台打印机直接分配给进程，而是在输出井中为其分配一块存储空间，进程的输出数据以文件形式存在。各进程的数据输出文件形成了一个输出队列，由“输出管理模块”控制这台打印机进程，依次将队列中的输出文件实际打印输出。
　　从打印机的例子中，我们可以看到，在SPOOLing技术的支持下，系统实际上并没有为任何进程分配设备，而只是在输入井和输出井中为每个进程分配了一块存储区并建立了一张I/O请求表。这样，便把独占设备改造为共享设备，因此SPOOLing技术也是一种虚拟设备技术

(1)提高了I/O速度。从对低速I/O设备进行的I/O操作变为对输入井或输出井的操作，如同脱机操作一样，提高了I/O速度，缓和了CPU与低速I/O设备速度不匹配的矛盾。

(2)将独占设备改造为共享设备。因为在SPOOLing系统的系统中，实际上并没为任何进程分配设备，而知识在输入井或输出井中为进程分配一个存储区和建立一张I/O请求表。这样，便把独占设备改造为共享设备。

(3)实现了虚拟设备功能。多个进程同时使用一独享设备，而对每一进程而言，都认为自己独占这一设备，从而实现了设备的虚拟分配。

25. 外存分配的几种方式，及各种优劣。

连续分配：为每一个文件分配一组相邻接的盘块；物理上形成了顺序文件结构；外存上会出现“碎片”，用“紧凑”的方法解决。优缺点：顺序（批量）访问容易、速度快；要求有连续的存储空间（有时需要作紧凑处理）、必须事先知道文件的长度。

链接分配：离散分配方式。优缺点：消除了“碎片”，有利于文件的增/删/改。隐式链接

在文件的每个目录项中，都含有指向链接文件第一盘块和最后一个盘块的指针，只适合于顺序访；显式链接，把用于链接文件各物理块的指针，显式地存放在内存的一张“链接表”中。

索引分配：单级索引分配每个文件一个索引块（表）；多级索引分配当文件较大，需要很多个索引块时，可以为各索引块建立一个索引表（块）；混合索引分配方式。

http://blog.csdn.net/liuqiyao_01/article/details/39156651