1.信号量机制，读者/写者问题

读者/写者问题分为两种情况：
1.读者和写者互斥，并且不同的读者和写者之间都互斥,一共三个互斥
下面给出伪代码

int m=1;
int mr=1;
int mw=1;
int count=0;
writer()
{while(1){P(mw);........V(mw);}
}
reader()
{while(1){p(mr);if(count==0)p(mw)count++;v(mr)some thing will be done by readerp(mr);count--;if(count==0)v(mw)v(mr)}
}

但是根据分析，如果一直有源源不断地reader函数被调用，可能会造成writer函数被一直阻塞，以至于饿死。

所以做出如下改进

int m=1;
int mr=1;
int mw=1;
int count=0;
int rw=1;
writer()
{while(1){P(rw);P(mw);some thing will be done by writerV(mw);V(rw);}
}
reader()
{while(1){P(rw);P(mr);if(count==0)P(mw)count++;V(mr)some thing will be done by readerP(mr);count--;if(count==0)V(mw);V(mr);V(rw);}}

2.读者和写者互斥，但是允许最多R个读者同时读取文件
这里我喜欢用信号集来实现也就是用上了Swait和Ssignal。
Swait(P，T，D)当且仅当信号量P的值大于T时分配给此进程D个资源
Ssignal(P，D)给P释放D个资源

给出伪代码如下，这里用SP和SV代表上述的两个函数

int r=R,w=1;
int rw=1;
reader()
{while(1){SP(r,1,1);SP(rw,1,0);..........;SV(r,1);}}
writer()
{while(1){SP(rw,1,1;r,R,0)........;SV(rw,1);}
}

2.信号量机制，哲学家就餐问题

哲学家就餐问题根据不同的解决算法思路，可以有不同的程序，但是本质上都是考察了对一个进程需要同时两个信号量的情况。

3.操作系统特点：并发性，异步行，共享性，虚拟性的例题

这里主要是想搞一下并发性的例题

4.调度的三个层次

1.作业调度：从外存向内存调入，也就是新创建了一个进程
2.内存调度：从外存向内存调回，把挂起的进程调回等待态
3.进程调度：从内存向CPU调，把此进程的优先级调高

5.调度的算法

1.FCFS，先来先服务(不抢占)

适用情况：作业与进程调度
优缺点：
优点：算法实现简单
缺点：对长作业有利，对短作业不利

2.SJF(不抢占)

算法规则：短作业优先

适用情况：用于作业调度和进程调度

优缺点：
优点：拥有最短的平均等待时间和平均周转时间
缺点：1.必须先知道作业的运行时间 2.对长作业不利，可能会长时间得不到CPU 3.没有考虑作业的紧迫程度之分

3.优先级算法
算法规则：基于作业的紧迫程度，由外部赋予的进程优先级来调度。

适用情况：作业调度和进程调度，也可用于I/O调度

类型：抢占式(可抢占优先级调度算法)和非抢占式（非抢占优先级调度算法）

优先级的类型：
静态优先级：创建进程时确定，在整个运行期间不变
动态优先级：创建进程时先确定一个优先级，然后动态的调整优先级

优缺点：
优点：用于优先级区分紧急程度，运用于实时的OS
缺点：可能导致优先级低的进程总是拿不到CPU

4.时间片轮转算法(抢占)

算法规则：公平的，轮流的为各个进程分配时间片，如果一个时间片结束了进程尚未完成则抢占他的CPU

适用情况：进程调度

优缺点：
优点：公平，响应快，用于分时操作系统
缺点：不能区分任务的紧急程度，需要进程切换，消耗较大。

5.高响应比的优先算法(不抢占)

算法规则：在每次调度前先计算各个作业或者进程的响应比，响应比做高的作业或者进程获得服务

响应比=（等待时间+要求服务时间）/要求服务时间
=响应时间/要求服务时间

适用情况：作业调度和进程调度

优缺点：
优点：总和考虑了等待时间和运行时间，较好的实现了折中，不会出现饥饿现象。
缺点：每次调度前都要计算响应比，会增加系统的开销。

6.多级反馈队列调度算法(抢占)

算法规则：
1.设置多个就绪队列，各级队列优先级从高到低，时间片从小到大。每个队列的时间片是固定的，如果某个进程在响应的时间片内没能结束作业，那么则调入下一级队列中等待。
2.每个队列默认采用FCFS的调度算法，也可根据别的算法来执行
3.按照队列优先级调度，只有当1到i-1队列均空时，才会调度第i队列中的进程

使用情况：进程调度

优缺点：
优点：用优先级区分了紧急程度，用于实时OS
缺点：可能造成饥饿

可能引起调度的原因：
1.进程运行结束
2.进入阻塞状态
3.时间片用完
4.有更高优先级的进程进入就绪队列

6.死锁，死锁的预防，避免，检测，处理

1.基本概念
死锁：各个进程相互等待对方的资源，各个进程都阻塞，无法向前推进。
死锁的处理一是不允许死锁发生，分为静态策略（预防死锁）和动态策略（避免死锁），处理二是允许死锁发生，但是会检测出死锁状况然后采用策略解除
死锁与饥饿的区别：死锁是两个及以上的进程一直处于阻塞态，饥饿是一个进程一直处于就绪态

2.产生死锁的必要条件
！死锁产生的原因根本上就是资源竞争和推进顺序不合理
互斥条件：对必须互斥实用的资源的争抢才会导致死锁
请求和保持条件：进程已经有一个资源保持，但又提出了新的资源请求并且此资源被其他进程占有，此时请求被阻塞并且对已有资源保持不放。
循环等待条件：存在一种进程资源的循环等待链，链中每一个进程已获得的资源被下一个进程请求
不可抢占条件：进程在未使用完之前，不能由其他进程强行的剥夺，只能主动释放

3.预防死锁

破坏四个死锁条件中的一个或几个
破坏互斥条件：如把互斥资源改造成共享资源，SPOOLing技术可以把互斥设备从逻辑上变成共享设备
缺点：不是所有资源都可以共享，很多情况下无法破坏互斥条件
破坏不可抢占条件：当某个进程请求新资源得不到满足，立即释放其所保持的所有资源
缺点：
1.实现较为复杂2.
破坏请求和保持条件：在运行前一次请求所有资源，一旦投入运行，资源不可剥夺也不请求其他资源
缺点：可能会造成资源浪费，资源利用率低，情况重复出现会导致进程饥饿
破坏循环等待条件：对系统资源线性排序，规定每个进程必须按顺序请求资源且一次申请完毕所有资源
缺点：

4.避免死锁：
安全状态：可以找到一个安全序列，使得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。
安全状态变成了不安全状态：分配了某资源后，系统不存在安全序列了，有些进程可能无法顺利进行下去

银行家算法（重点）
核心思想：系统提出资源申请时，先预判是否会进入不安全状态，如果会，则拒绝此请求，让此进程阻塞。

银行家算法步骤如下
Max矩阵：每个进程最大需要的资源数
Allocation：当前进程已有资源数
Need：当前进程所需资源数，MAX-ALLOCATION=NEED
Available：当前系统可用资源
request：申请，代表某一进程对某个资源的请求数量

第四步的安全性算法也就是按照安全序列的要求来寻找的。

安全性算法步骤如下

5.死锁的检测与解除
死锁定理：某时刻的资源分配图不可简化则判断为死锁
简化：1.找到不孤立也不阻塞的进程点，去掉和他相连的所有边。2.把释放了资源就能让别人不阻塞的阻塞点也消去和其连的所有边，如果最后整个图没有边了，那么这个图就是可简化的
1.死锁检测算法
资源分配图：两种节点（进程节点，资源节点）两种边（资源分配边，资源请求边）

2.死锁解除算法
资源剥夺法：将死锁进程的资源剥夺分配给其他进程
撤销进程法：强制撤销死锁进程
进程回退法：让一个或者多个进程回退到可以避免死锁的地步

6.内存管理

内存管理的定义：操作系统对内存的划分和动态分配就是内存管理的概念。

内部碎片：以分配出去但是没被利用的内存空间
外部碎片：由于过小而无法分配的内存空闲区域
1.内存管理的功能
内存空间的分配和回收：OS完成对贮存的分配和回收
地址转换：逻辑地址转换为物理地址
内存空间的扩充：利用虚拟存储计数从逻辑上扩充内存
存储保护：保证各道作业在各自的存储空间内运行，互不干扰

2.程序的装入与链接
编译：由编译程序将用户源代码编译为若干目标模块
链接：由链接程序将编译后的一组目标模块和所需的库函数链接，形成完整的装入模块（形成逻辑地址）
装入：装入程序把装入模块装入内存运行（形成物理地址）

图解如下：

3.程序链接的方式

静态链接：运行前就把目标模块和所需的库函数链接成一个可执行程序
装入时动态链接：编译后所得的一组目标模块在装入时，边装入边链接
运行时动态链接：在运行过程中，需要某些模块就链接

4.装入内存的方式
绝对装入：只适用于单道环境，编译时就知道程序程序装入的具体内存地址
可重定位装入：多个目标模块的起始地址为0，装入时采用程序内相对地址进行地址的动态变换，一次性完成，运行时不允许更改。
动态运行时装入：装入内存后不立即地址变换，而是等到程序运行时才进行的，需要重定位寄存器的支持。

5.覆盖与交换
覆盖技术：将程序分为多个段，常用的段常驻内存，不常用的段需要时调入内存。
也就是说，我们把内存分为固定区和覆盖区，将必须的模块放在固定区，把其他的模块对应到不同的覆盖区上。如下图所示，BC不可同时

对换技术：把处于等待状态的进程或者被CPU剥夺运行权限的进程从内存移动到外存，称为换出，把准备好竞争CPU的进程从外存移动到内存则为换入。

暂时换出外存等待的进程状态为挂起态，挂起态又可细分为（就绪挂起和阻塞挂起）

交换技术通常把磁盘空间分为文件区和对换区。
文件区：主要用于存放文件，追求存储空间的利用率，因此对文件空间的管理采用离散分配的方式。
对换区：主要用于存放被换出的进程数据，由于对换区的速度影响到整体速度，所以对换区追求换入换出速度，采用连续分配方式。

对换通常发生的时机：在许多程序运行且内存不足时执行，系统负有降低则暂停
对换可以优先换出：阻塞进程，优先级较低进程

6.连续分配管理方式

• 单一连续分配
  此方式下，内存分为：系统区和用户区。
  系统区：低地址部分，用于存放操作系统
  用户区：用于存放用户进程相关数据（用户区只能有一个用户程序，独占整个空间）

优点：实现简单，无外部碎片，可以采用覆盖技术拓展内存，不一定需要采取内存保护
缺点：只能用于单用户，单任务的操作系统，有内部碎片，存储器利用率极低。

• 固定分区分配
  最简单的多道程序存储管理方式，将用户内存空间划分为若干个固定大小的区域，每个分区装入一道作业。

大小相等分配方式：将整个用户区分成同一大小
大小不等分配方式：将整个用户区分为不同大小，更为灵活。

优点：简单，无外部碎片
缺点：程序过大时无分区满足要求，需要采用其他覆盖技术会降低性能，有内部碎片，内存利用率低

• 动态分区分配
  不预先划分分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态的建立分区 ，无论是分区的大小还是数目都可变
  通常有两种方式：空闲分区表，空闲分区链

空闲分区表：每个空闲分区对应一个表项，包含分区号，分区大小等
空闲分区链：每个分区的其实部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指正。

7.动态分区的分配算法
1.首次适应算法FF
以地址递增形成次序链接，分配内存时顺序查找，找到大小满足的第一个分区

优点：算法开销小，回收分区后不需要重新排序
缺点：低地址部分有很多碎片
2.最佳适应算法BF
以容量递增的方式形成分区链，每次找到第一个能满足要求的空闲分区
注意！每次分完后，空闲分区的大小会改变，这时候我们要求重新排序。
优点：保留大分区给大进程使用
缺点：会产生很多外部碎片

3.最坏适应算法WF
以容量递减次序形成分区链，每次找到第一个能满足要求的空闲分区
优点：可以减少难以利用的碎片
缺点：不利于大进程使用，会造成后续大进程到达时无内存分区可用。

4.临近适应算法 NF
按照地址增加形成分区链，每次查找时，从上次查找结束的位置继续查找。
优点：算法开销小
缺点：会缺少大分区给大进程使用

8.分页存储管理方式
基本概念
页面和页框，页表，页表项，页号等等
页（页面）：将用户进程的地址空间分为与页框大小相等的一个个区域，也就是把进程分成了好多页面
页框（物理块）：将内存空间分成一个个大小相等的分区（页框号或物理块号从0开始）
页表：记录每个作业各页映射到哪个物理块，形成的页面映射表，简称页表。
页表项长度：页表的列长度，页号数量
页号：页表中每一行都有一个号，就是页号了

问题：如何运行一个作业?
连续方式下
PCB记录内存首地址，根据该地址顺序取指令执行即可。
离散方式下
页表记录作业的各页分别占用了内存的哪些块； pcb则记录页表在内存的地址——进程构造时伴随着构造页表，该核心信息也要放在内存中供访问；

地址结构
可见下图，大小为2³²的地址分为页号和页内偏移量两个部分。页内偏移量位数和页面大小挂钩

问题：连续方式下，每条指令用基地址+偏移量即可找到其物理存放的地址。离散方式呢？
离散方式下地址映射（地址计算）的过程

若要执行某作业的一条指令，其相对地址是24B （设10B一页，页表如右表），其物理地址到底是多少呢？

第一步：计算页号，页号=逻辑地址/页面长度 24/10取整得2号页面
第二步：计算偏移量，偏移量=逻辑地址%页面长度 得4B
第三步：查页表找页面对应的块（2号页保存在6号物理块）
第四步：找物理块6，向下偏移4B。

地址变换机构
借助页表来实现把逻辑地址转换为物理地址

实现原理如下图

变换过程计算举例：设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下

第一步：计算页号P和页内偏移量W

第二步：比较P和页表长度M，如果P>M则越界中断，否则继续执行

第三部：页表中页号P的页表项地址=页表起始地址F+页号P*页表项长度，取出页表项内容为b（物理块号），

第四步：计算E=b*L+W，访问物理地址为E的内存

具有快表的地址变换机构
快表：就是在上述过程的第三步找到了物理块号之后放在了chach里，以后第三步的时候就在快表中先找找

二级页表
逻辑地址改变为：（一级页号,二级页号,页内偏移量）
其实这个也简单，就是觉得一个页表太长了，我就把页表再分成好几块，然后把每一块的内存块号记住生成一个顶级页表，找的时候就先根据顶级页表找二级页表所在的内存块号，然后根据二级页表地址找到最终的内存块号，最终访问地址还是=b*L+W

例题

注意，二级页表的思想可以用在多级页表上，具体需要多少级，相关的是页面大小和页表项长度 级数=页表项长度/页面大小（向上取整）

9.分段存储管理方式
作业分成若干段，各段可离散放入内存，段内仍连续存放。
逻辑地址结构与段的概念

如上图所写

段号：每个进程可以被分成2¹⁶段
段内偏移量：段的最大长度为2¹⁶
段表的一行：对应了进程的一段，记录此段在内存中的基址和长度。如下图所示
段表项长度：基址位数+段长位数
！区别与页表项的长度=页号位数
物理地址=基址+段长

地址变换机构

10.段页式存储管理方式
基本原理
将用户程序分成若干段，并为每个段赋予一个段名。
把每个段分成若干页
地址结构包括段号、段内页号和页内地址三部分

11.关于三种离散式内存管理方式的对比与分析

从存储的角度来看，分段和分页的离散形式是不同的，分页是将整个进程的若干块给离散的分布在了内存中，这种块的大小成为页面大小，通常是受制于页框大小的。而分段则是先将进程给分了好多段，然后每一段再按照内存连续分配管理方式来分配。段页式显然是针对大程序的，我们需要先将其分段然后再分页。

从访存的角度来看，再从访存的角度来看，分段和分页都是两次访存，段页式由于要先根据段号访问段表，再根据页号访问页表，然后根据具体的物理地址去访问物理地址，需要三次访存。

从装入内存的角度来看，目前的管理都存在一次性装入的特点，也就是说内存的空间还是有较大的压力，而对于一些长时间CPU不需要的页我们完全可以将其先置换到外存，需要时再将其调入。这就是接下来虚拟内存管理需要解决的问题：页面置换，页面调入。实现基于内存分页式管理方式的请求分页式管理方式

7.虚拟内存管理

虚拟内存的最大容量：地址结构来决定
虚拟内存的实际容量：内存+外存容量之和

1.虚拟存储器的三个特征

• 多次性：作业可以分多次装入内存
• 对换性：作业运行时无需常驻内存，可以换进换出
• 虚拟性：从逻辑上拓展了内存容量，使用户看到的内存容量远大于实际内存容量

2.虚拟内存技术的实现

• 请求分页式管理方式
  请求分页系统建立在分页存储管理系统之上，为了支持虚拟存储器功能添加了请求调页和页面置换功能
  注：请求调页是指在进程运行时发现要用的页面不在内存里，从外存调入的过程。页面置换是发现内存空间不够用后，把暂时不用的页面置换出去的功能

页表项的区别

缺页中断机构
请求分页系统当前要访问的页不在内存里，那么就发出一个缺页中断，然后将所缺的页调入内存，此时缺页的进程处于阻塞态。调入后如果有空闲内存快则装入，否则就淘汰某页（如果此淘汰页被修改过，需要将其放入外存）

3.页面置换算法
最佳置换算法 OPT

算法思想：选择以后永不使用或者较长时间不再访问的页面置换，保证最低缺页率
如图：
前三步发生中断，但是并未发生置换，从第4步开始，2想要调入，发现7应该换出，第5步发现0就在内存里，所以无操作。以此类推
总共发生9次缺页中断和6次页面置换

先进先出置换算法FIFO
算法思想：将当前物理块中，驻留最久的换走

但是会发生belady异常：物理块多了反而中断增加了

最近最久未使用置换算法LRU

算法思想：注意和FIFO区分，这个看的是当前块里谁最后一次被使用的时间最久远谁就被换出，而不是谁先进来谁换出。

时钟置换算法

当内存中无对应数据时访问位为0即可置换之后再变换访问位，访问位为1不置换仍然变换访问位然后指针下移。当内存中有对应数据时，访问位变换，指针下移。

每访问一次，无论是否发生置换，访问位都要变换。
可以参考下图

参考博客

4.页面分配策略

1.驻留集(给进程分配的物理块的集合)大小
驻留集小，导致缺页，系统处理缺页使得系统开销增大，驻留集大，导致多道程序并发性下降，资源利用率降低。

策略如下

• 固定分配局部置换：为每个进程分配一定运行期间不可改变的物理块
• 可变分配全局置换：为每个进程分配一定物理块，同时操作系统自身也持有一个空闲物理块队列
• 可变分配局部置换：为每个进程分配一定物理块，发生缺页时可以从分配的物理块选出一页换出

2.调入页面的时机

1.预调页策略：一次调入若干相邻的页
2.请求调页策略：在缺页时发出请求，由系统将所需页面调入

3.从何处调入页面
三种情况
1.系统拥有足够的对换区空间：可以全部从对换区调入所需页面，提高调页速度
2.系统缺少足够的对换区空间：不会被修改的文件从文件区调入，换出时不必重写到磁盘，以后再用的时候直接再从文件区调入，对于可能被修改的部分，从对换区调入。
3.UNIX方式：与进程有关的文件放在文件区。凡是未运行的页面都从文件区调入，曾经运行过的但是又被换出的页面从对换区调入。

4.抖动
抖动：页面置换过程中，刚换出的页面又换入主存，刚换入的又马上换出，这种频繁的调度行为叫做抖动。
原因：频繁访问的页面数目高于可用的物理块数目

5.工作集
某段时间间隔内，工作进程访问的页面的集合。
一般来说，驻留集不得小于工作集，否则会发生抖动。

8.文件管理

文件：以计算机硬盘为载体存储在计算机上的信息集合，是IO的基本单位

1.文件的逻辑结构
逻辑结构：从用户观点看到的文件的组织方式
物理结构：从实现观点看到的文件的存储组织形式

这里逻辑结构可以分为无结构文件和有结构文件
无结构文件（流式文件）：字节为单位，利用读写指针依次访问。系统对该类文件不需格式处理。
有结构文件(记录式文件)：按照记录的组织形式可以分为顺序文件，索引文件，索引顺序文件。按照记录方式又可分为定长记录和变长记录。

顺序文件：系统需按该类型记录“长度”，通常定长。如下为两种记录的排列方式
串结构：按记录形成的时间顺序串行排序。记录顺序与关键字无关；从头检索，顺序查找要找的记录，定长的计算相对快。
顺序结构：按关键字排序。可用折半查找、插值查找、跳步查找等算法提高效率

索引文件：建立一张索引表，加快索引速度，索引表本身是定长记录的顺序文件

索引顺序文件：建索引表，记录每组记录的第一个记录位置。值得注意的是，这里的索引不再是对应了一个记录，而是对应了一组记录，也就是把顺序文件的一组记录看成一个记录，然后利用索引文件的方式为多个顺序文件建立索引表。

例题

学过算法竞赛的同学都知道分块这个东西，其实这个就是用的分块的思想。他把总共的10000个数据按照根号分块，每块100个，块内再自治来提高效率。

那么显然这题就是100/2+100/2=100。至于那个5000，他的意思是10000个记录在不分块的情况下查找一条记录的期望查找次数是5000.

2.文件目录
文件放在外存，文件信息形成FCB，FCB的集合构成目录

• 文件控制块FCB：用于存放控制文件所需的各种信息(基本信息，存取控制信息),来实现按名存取

而FCB的有序集合就是文件目录，一个FCB就是一个文件目录项。

索引结点：将文件名、文件具体信息分开，使文件描述信息单独形成一个索引结点。
1.按名检索时，名字不符的话其他信息并不需要读取，所以FCB中许多信息不需要全调入内存。
2.为了减小FCB，将文件的详细信息放入索引结点，FCB中记录文件名和inode地址。目录小了，调入内存占空就少，检索也快了。

目录结构

1. 单级目录结构：整个文件系统只建立一张目录表，每个文件站一个目录项

2.两集目录结构：文件目录分为文件目录和用户文件目录两级。

多用户操作系统下适用，但是不灵活。

3.多级目录结构
从根节点出发到相应的节点，组成的路径就是文件的绝对路径。

3.文件共享

1.基于索引节点的共享凡是（硬链接）
一个用户修改指针指向地址里的内容，指针不变，其他用户通过指针总能感知索引结点中的最新内容
索引结点中增加count计数

主人不能删除文件，否则使得共享用户指针悬空

2.基于符号链的共享方式
创建一个link类型的文件：“文件名+共享文件路径”（类似快捷方式）
文件主人删除文件，共享者只会出现找不到文件错误。不会发生共享文件删除后出现悬空指针的情况。

4.文件保护
三种保护方式

5.文件的物理结构

1. 连续分配
为每一个文件分配一组相邻的盘块。
一个文件的目录条目包括开始块地址和所分配区域的长度
若文件长问n块，而且从位置b开始，那么文件就占有b，，b+n这些块。

优点：顺序访问容易，读写速度快
缺点：1.会产生外存碎片。可紧凑法弥补，但需要额外的空间，和内存紧凑相比更花时间。
2.创建文件时要给出文件大小；存储空间利用率不高，不利于文件的动态增加和修改；

2.链接分配
采用离散分配，可以为每一个文件分配一组不相邻的盘块。分为隐式链接和显示链接
优点：1.离散分配，消除外部碎片，提高利用率 2.同时适用于文件的动态增长；修改容易

隐式链接
FCB里只有起始块和初始块，没有链接数据，链接数据隐含在各个盘块里。

文件空间信息的目录项中没有链接数据；
链接信息隐含记录在盘块数据中；
每个盘块拿出若干字节，记录指向下一盘块号的指针。
问题：只能顺着盘块读取，可靠性低

显式链接(FAT)
链接信息以信息表的形式显示存放。

记录盘块链接的指针显示地记录为一张链接表
所有已分配的盘块号都记录在其中，称文件分配表
为了提高文件系统访问速度，FAT一般常驻内存

FAT表的相关计算

一个1.2M的磁盘，盘块512B大小；若文件系统采用FAT格式，则FAT表大小如何？
表项个数 = 盘块个数
= 容量 / 盘块大小 = 1.2 * 2²⁰ / 2⁹ = 1.2 *2¹¹ 个
表项大小，决定于盘块数量编号需要的位数=12 位；
FAT表大小 = 表项个数 * 表项大小
= 1.2 *211 * 12 bit
= 1.2 *211 * 1.5B = 3.6KB

索引分配
系统运行时只涉及部分文件，FAT表无需全部调入内存
也就是把FAT表拆开了，每个文件都有一个索引表。

每个文件单独建索引表（物理盘块索引），记录所有分配给它的盘块号；
建立文件时，便分配一定的外存空间用于存放文件盘块索引表信息；

链接方案
如果一个索引表太大了，那么就可以将多个索引表链接起来。

多级索引
若文件较大，存放索引表也需要多个盘块（索引盘块）。
索引盘块亦需要按顺序管理起来
若索引盘块数量较少用指针链接的方式即可；
若索引盘块较多，需对索引盘块也采用索引方式管理，形成多级索引。

例题：计算文件最大程度
现有磁盘，磁盘块大小为1kb，一个索引表项4B，如果要将一个大小为64MB的文件用索引方式存储，那么请问需要几级索引？

显然，一个索引表项指向一个磁盘块就是1KB，那么现在有2¹⁶个1KB需要存放，1KB的空间又能存2⁸个索引表项，所以一共需要2⁸个索引表。这样我们建立两级索引即可

混合组织索引
多种索引方式相结合。包含两种方式。

例题：

磁盘块有540K个，可以用2²⁰长度的二进制串来代表表项，一个表项就是2.5B，2.5*540K=1350kb

1.显然，一个数据块可以表示1024个地址，那么直接用所有地址数*4kb就行了
(10+1024+1024²+1024³)*4KB=

2.显然就是2GB+索引表项喽。
2GB/4KB=2¹⁹块，也就是需要这些地址。
如果题目没有说明磁盘地址的话，我们将选用19位二进制数作为地址表示
然后就是看用几级了，一级表示2¹⁰个，二级可以表示2²⁰个，所以用一个二级的就行了。

所以1个二级间接索引+【(（512*1024个地址）-10个地址-1024个地址)/一个块里能容纳的地址数】

6.文件存储空间的管理

1.文件存储器空间的划分与初始化

划分：将物理磁盘划分为多个文件卷
初始化：将各个文件卷划分为目录区，文件区
目录区：存放FCB，用于磁盘存储空间管理信息
文件区：存放文件数据

2.存储空间管理

空闲表法
建立一个表，把所有空闲的盘块记录上去
与内存的动态分配类似，同样可采用首次适应算法、循环首次适应算法等。
回收主要解决对数据结构的数据修改。

如果此时有个请求3个块的文件，那么根据首次适应法的话就可以用序号1，把2 3 4分给他，然后修改第一个空闲盘块号为5，空闲盘块数为1。

空闲链表法
将所有空闲盘区拉成一条空闲链

分配：系统从链首依次摘下适当数目的空闲盘块分配给用户。
回收：系统将回收的盘块依次插入空闲盘块链的末尾。

这个链表法链接的单元有盘块，也有盘区，是盘区时注意考虑相邻区域合并问题
位示图法——位示图(重点)
值为0表示对应的盘块空闲，为1表示已分配。有的系统则相反。

磁盘上的所有盘块都有一个二进制位与之对应，这样由所有盘块所对应的位构成一个集合，称为位示图。
(字号i，位号j)
盘块号=字号*字长+位号

分配：将所找到的一个或一组二进制位为0的，转换成与之对应的盘块号。进行分配操作
回收：将回收盘块的盘块号转换成位示图中的行号和列号

成组链接法
所有盘块按规定大小划分为组；
组间建立链接；
组内的盘块借助一个系统栈可快速处理，且支持离散分配回收。

9.磁盘的组织与管理

1.基本知识

磁道：盘面上一圈圈的同心圆
扇区：整个盘面被分为好几个扇区，是可寻址的最小存储单元
柱面：所有盘面上位置相同的磁道形成柱面

磁盘地址：柱面号，盘面号，扇区号**（重点）**

注：1.扇区按照固定圆心角划分，密度从最外道向内道增加，存储能力受制于最内道的最大记录密度。
2.寻址的顺序是：磁道，盘面，扇区

读写操作通过马达来带动磁头来完成，磁头只能向内或者向外移动。磁头的移动是同一的

磁盘初始化
物理格式化：磁盘的各个磁道划分为删去，课分为头，数据，尾三个部分，然后将磁盘分区，每个分区由若干磁道组成
逻辑格式化：创建文件系统，将管理存储空间的数据结构引入（位示图等）

2.磁盘调度算法

一读磁盘的操作时间=寻道时间+延迟时间+传输时间
寻道时间=跨越一条磁道的时间x跨越磁道数+磁臂启动时间
延迟时间=1/(2转速)
传输时间=读写文件大小/(转速一个磁道的容量)注意，磁道容量和读写文件大小的单位应该已知

对于寻道时间，有以下算法

1.先来先服务FCFS
根据进程请求访问磁盘的先后顺序来调度

2.最短寻找时间优先 SSTF
找与当前磁头位置距离最近的位置去调度。

3.扫描算法
规定了磁道移动顺序，每次移动都会一直向外或内移动，直到最外侧或者最内侧后再改变方向。

4.循环扫描算法

规定磁头单向移动，当碰壁之后立即回到起始端，比如，我们规定他只能向外侧移动，当碰壁后，它立即回到最内侧而且不去相应任何请求。

10.IO设备管理

1.基本知识
IO设备分为：人机交互外部设备(键盘鼠标显示器，低速设备)，存储设备(高速设备)，网络通信设备(中速设备)。

按照信息交换单位可分为：块设备(存取以数据块为单位，速率高，可寻址)。字符设备(存取以字节为单位，速率低，不可寻址，通常使用I/O中断来进行存储)

下面为IO系统的模型

IO设备模型

设备控制器模型
主要功能：
1.接收和识别CPU命令（控制寄存器：存放命令和参数）
2.标识和报告设备的状态（状态寄存器）
3.数据交换（数据寄存器）
4.地址识别（控制器识别设备地址、寄存器地址。地址译码器）

5.数据缓冲（协调I/O与CPU的速度差距）
6.差错控制

2.I/O设备的层次结构

用户层软件
实现与用户交互的接口，用户可直接调用在用户层提供的、与I/O操作有关的库函数，对设备进行操作。

设备独立软件(和硬件无关的操作，在这里就结束了)
用于实现用户程序与设备驱动器的统一接口、设备命名、设备的保护以及设备的分配与释放等，同时为设备管理和数据传送提供必要的存储空间。

设备驱动程序
与硬件直接相关，用于具体实现系统对设备发出的操作指令，驱动I/O设备工作的驱动程序。

中断处理程序
用于保存被中断进程的CPU环境，转入相应的中断处理程序进行处理，处理完后再恢复被中断进程的现场后，返回到被中断进程。

3.I/O设备的控制方式(重点)

1. 程序直接控制方式(轮询方式)

第一步：CPU向控制器发送一条I/O指令；启动输入设备输入数据；设备控制器中把状态寄存器busy=1。
第二步：然后不断测试标志。为1：表示输入机尚未输完一个字，CPU继续对该标志测试；直到为0：数据已输入控制器数据寄存器中。
第三步：CPU取控制器中的数据送入内存单元，完成一个字的I/O

2. 中断驱动I/O方式

允许IO设备主动打断CPU的运行并且请求服务。
在原本的轮询方式中我们总是去检查IO设备输入完了没，由于IO设备速度低，CPU速度高，CPU等待IO设备就会造成大量资源的浪费，所以我们这里当某个进程要启动IO设备的时候，
1.先由CPU给相应设备控制器发一个IO指令，然后就去忙其他的
2.等到IO弄好了设备控制前再对CPU来一个中断指令
3.然后CPU开始检查数据有没有错，没错就从设备控制器的寄存器里拿走数据

最大优点：允许了CPU和IO设备并行工作

3. 直接存储器存取(DMA方式)
   基本单位是数据块

DMA控制器内部构造

DR：数据寄存器
MAR：内存地址寄存器
CR：命令寄存器
DC：数据计数器

1.CPU给IO设备读指令，该命令被送到命令寄存器CR中，同时发送读入的地址到MAR，要读数据字数送入DC
2.DMA控制器的IO控制逻辑开始将磁头放到相应位置
3.启动DMA控制器开始传送数据，读入第一个数据到DR中，然后传到MAR地址，接着MAR+1，DC-1，直到DC为0，输入结束

4. I/O通道控制方式

CPU只需发一条I/O指令，给出通道程序的首地址及要访问设备即可。 CPU、通道和I/O设备三者的并行操作，提高整系统资源利用率。
注意通道是一个硬件。

三种方式对比：
从数据传送单位来说，程序直接控制和终端方式都是以字为基本单位，而DMA时以数据块为基本单位，
从cpu的干预程度来说，CPU在四种方式的干预程度越来越低

4.缓冲区

1.引入缓冲区的主要原因：
缓和CPU与I/O设备间速度不匹配的矛盾。
缓冲区数据成批传入内存，也可进一步减少对CPU的中断频率
最终目的：提高CPU和I/O设备的并行性。

2.使用缓冲区的方式：
1）单缓冲、多缓冲
2）循环缓冲
3）缓冲池（Buffer Pool）

单缓冲（Single Buffer）
每当用户进程发出一I/O请求时，OS在主存中为之分配一个缓冲区。CPU和外设轮流使用，一方处理完后等待对方处理。

双缓冲

进一步加快输入和输出速度，提高设备利用率制，也称缓冲对换
输入：数据送入第一缓冲区，装满后转向第二缓冲区。
读出：OS从第一缓冲区中移出数据，送入用户进程，再由CPU对数据进行计算。

两个缓冲区，CPU和外设不再针对一块交替
可能实现连续处理无需等待对方。前提是CPU和外设对一块数据的处理速度相近。而如下图情况CPU仍需等待慢速设备。

循环缓冲(circular buffer)

多个缓冲区。大小相同，三种类型：
预备装输入数据的空缓冲区R
装满数据的缓冲区G
计算进程正在使用的现行工作缓冲区C

多个指针。
指示正在使用的缓冲区C的指针Current
指示计算进程下一个可取的缓冲区G的指针Nextg
指示输入进程下次可放的缓冲区R的指针Nexti

缓冲池（Buffer Pool）

缓冲池，至少应含有下列三种类型的缓冲区：
空缓冲区；
装满输入数据的缓冲区；
装满输出数据的缓冲区；

为方便管理，将上述类型相同的缓冲区连成队列
空缓冲区队列（所有进程都可用）
输入队列（n个进程有各自的队列）
输出队列（n个进程有各自的队列）

5.设备分配中的虚拟技术— SPOOLing技术

对于cpu，多道程序技术将一台物理CPU虚拟为多台逻辑CPU，实现多个用户共享一台主机
而对于外围设备，专门利用程序模拟脱机I/O的外围机，完成设备I/O操作，称这种联机情况下实现的同时外围操作为SPOOLing 技术。

SPOOling技术可将一台物理I/O设备虚拟为多台逻辑I/O设备，允许多个用户共享一台物理I/O设备。

SPOOLing系统的组成
1.输入井和输出井：磁盘上开辟两大存储空间。输入井模拟脱机输入的磁盘设备，输出井模拟脱机输出时的磁盘。
2.输入缓冲区和输出缓冲区：为缓解速度矛盾，内存中开辟两大缓冲空间，输入缓冲区暂存输入设备送来的数据，再送给输入井；输出缓冲区暂存输出井送来的数据，再送输出设备。
3.输入进程和输出进程。
用一进程模拟脱机输入时外围设备控制器的功能，把低速输入设备上的数据传送到高速磁盘上；
用另一进程模拟脱机输出时外围设备控制器的功能，把数据从磁盘上传送到低速输出设备上。

SPOOLing技术的使用:
当用户进程请求打印输出时,SPOOLing系统同意为它打印输出,但并不真正立即把打印机分配给用户进程,而只为它做两件事:
①由输出进程在输出井中为之请求一个空闲磁盘块区,并将要打印的数据送入其中.
②输出进程再为用户进程申请一张空白的用户请求打印表,并将用户的打印要求填入其中,再将该表挂在请求打印队列上.

SPOOLing系统的特点
1.提高了I/O的速度。利用输入输出井模拟成脱机输入输出，缓和了CPU和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。并没有为进程分配设备，而是为进程分配一存储区和建立一张I/O请求表。
3.最终，实现了虚拟设备功能。多个进程可“同时”使用一台独占设备。