一、定义

操作系统是一个用户和计算机的接口，同时也是计算机硬件和软件的接口。操作系统主要包括：

（1）内核，主要用于进程管理，文件管理，内存管理，驱动管理

（2）应用程序

二、功能

操作系统功能就两字：管理

三、设计操作系统目的

（1）管理软硬件资源，与硬件交互

（2）给用户提供一个良好的执行环境

四、怎么管理

（1）将对象描述起来，结构体

（2）组织被管理对象，链表或者其他数据结构

 从上图注意点：

（1）驱动：操作系统管理硬件的一个桥梁，每一个硬件都必须要提供一个对应的驱动程序供操作系统对该硬件进行管理。

（2）操作系统内核：其实linux就是操作系统的内核，而真正操作系统是centos

（3）系统调用：操作系统提供的程序接口（API）

         如：printf函数需要在显示屏打印东西，先通过操作系统执行调用驱动程序，最终打印到对应的显示屏

（4）库函数：用户自己或者组织开发的函数封装起来形成库函数，不过也是对系统调用封装，例如库函数中的I/O函数操作，内部还是需要调用系统的I/O来实现

          库函数和系统调用的区别：

系统调用是运行在用户界面上的应用程序向操作系统内核请求服务的调用，也就是系统调用直接和内核打交道，移植性差；函数接口复杂；

库函数接口简单供用户使用，移植性好

题目一：

试说明内部碎片和外部碎片之间的差别
解答：
内部碎片是指进程所分配的内存可能比进程所需要的大
外部碎片是指由于进程的大小不一导致内存被分成小片段且不连续，造成空间浪费。

题目二：

考虑一个页表在内存中的内存分页系统：
（1）如果内存访问的时间为 200ns，试问访问页表中的一个数据需要多长时间？
（2）如果增加 TLB，其中 90% 的页引用被 TLB 命中，TLB 的访问时间为 10ns，请问有效内存访问时间是多少？。
解答：
（1）由于内存访问的时间为200ns，访问数据首先需要访问页表，页表在内存中，也就是说需要200ns的时间；而从页表中找到物理地址后，再去找到数据，又需要访问一次内存，也就是需要200ns的时间，总共为200+200=400ns。
（2）首先，TLB的使用方法有两种：
①TLB与页表同时进行访问，这个时候，如果TLB命中，那么就可以终止对页表的访问，而通过TLB找到的物理地址去找数据，相当于一次TLB访问+一次内存访问=10+200=210ns；如果TLB不命中，那么继续对页表进行访问，再通过物理地址去找数据，仍旧是两次内存访问的时间，为400ns。此时，再计算命中率，可以得到公式：21090%+40010%=229ns
②TLB先于页表进行访问，这个时候，会有10ns的时间，如果TLB命中，就只需要一次内存访问的时间，为200ns；如果TLB不命中，那么需要对页表进行访问，再通过物理地址去找数据，需要400ns，此时，我们可以得到公式：10+20090%+40010%=230ns。

题目三：

考虑表1中所示段表：
请给出下列逻辑地址对应的物理地址。
（1）0，120
（2）1，120
（3）2，120
（4）3，120
（5）4，120

解答：
（1）：通过段号0找到第0段，此时的基址219，这一段的长度为600，我们想要第120位的地址，在段内，由此得到对应的物理地址为219+120=339
（2）：通过段号1找到第1段，此时的基址2300，这一段的长度为14，我们想要第120位的地址，不在段内，非法
（3）：通过段号2找到第2段，此时的基址90，这一段的长度为100，我们想要第120位的地址，不在段内，非法
（4）：通过段号3找到第3段，此时的基址1327，这一段的长度为580，我们想要第120位的地址，在段内，由此得到对应的物理地址为580+120=700
（5）：通过段号4找到第4段，此时的基址1952，这一段的长度为96，我们想要第120位的地址，不在段内，非法

题目四：

试按要求设计多级分页系统：（1）逻辑地址为 48 位；（2）物理地址为 48 位；（3）页大小为 1M；（4）各级页表中的页表项均不得超过 1K 项；
请给出设计的要点，包括地址划分，各级页表项数，逻辑地址到物理地址的转换方法等。
解答：
通过页大小为1M，我们可以得到页偏移d=20
我们可以得到逻辑地址为：p=48-20=28，d=20
我们可以得到物理地址为：f=48-20=28，d=20
此时我们如果直接进行分页，我们的页表将会包含2^28项，远远超过1K
所以，我们需要进行层次化
由于我们页表项最大为1K，所以我们至少需要三级页表，如：10,10,8，效果如下：

而同样的，我们此时的逻辑地址会划分为：p1=10,p2=10,p3=8,d=20
首先，通过第二级外部页表的第p1项，找到相应的外部页表的指针（或者说首地址，这里需要根据实现方法，总之是找到外部页表）
然后，通过找到的外部页表的第p2项，找到相应的内部页表的指针（或者说首地址，这里需要根据实现方法，总之是找到内部页表）
最后，通过找到的内部页表的第p3项，找到相应的物理地址的f片段，再根据找到的f片段与页偏移d片段组合，得到我们的物理地址。
这种三级页表方法，第二级外部页表有2^{10项，每一项对应一个外部页表；每一个外部页表有2}10项，每一项对应一个内部页表；每一个内部页表有2^8项，每一项对应一个帧的首地址的物理地址的f片段
转换方法如上所示。

题目一：
为什么对调度程序而言，区分CPU约束性进程和I/O约束性进程很重要
解答：
绝大多数进程可分为I/O主（放入I/O队列）或CPU主（放入就绪队列），I/O主的计算时间＞CPU主。因此长期调度程序应选择一个合理的包含I/O主和CPU主的组合进程。在运行I/O操作前,I/0限制的程序只运行很少数量的计算机操作。而CPU约束程序一般来使用很多的CPU。另一方面,CPU约束程序会利用整个时间片,且不做任何阻碍I/O操作的工作。

题目二：
下面哪种调度算法会导致饥饿？
1.先到先服务
2.最短作业优先
3.轮转法
4.优先级
解答：
最短作业优先和有限计算法能导致饥饿，因为对于优先级较低的作业来说，这两种算法都会使其无穷等待CPU，长期得不到调用，就会导致饥饿，也就是无穷阻塞问题。

题目三：
考虑一个运行 10 个 I/O 约束任务和 1 个 CPU 约束任务的系统，假设 I/O 约束任务每进行 1ms 的 CPU 计算执行一次 I/O 操作，每个 I/O 操作花费 10ms 完成。假设上下文切换花费 0.1ms, 且所有的进程都是长运行任务。请计算下列条件下 RR（时间片轮转）调度程序的 CPU利用率?
1.时间片为 1ms
2.时间片为 10ms
解答：
1、时间片为1ms时，无论哪个进程被调度，都会花费一次上下文切换的额外时间0.1ms，所以，对于一个时间片，实际时长为1.1ms，但只有1ms在“认真工作”，所以利用率为1/1.1x100%=92%。
2、时间片为10ms时，对I/O约束任务而言，还是进行1ms后就进行上下文切换，所以对于一个时间片，十个I/O约束任务都会走一遍，然后执行CPU约束任务，然后再转九次，每次相同。所以，从整体十次上来讲，总时间是10x(10x1.1<I/O约束任务>+10<CPU约束任务>)，而实际的工作时间是10x20，所以利用率为20/21.1x100%=94%

题目四：
考虑下面一组进程，进程占用的CPU区间长度以毫秒计算：
进程 到达时间 CPU区间长度 优先级
P1 0 10 3
P2 1 3 1
P3 2 4 3
P4 3 1 4
P5 4 5 2
1.分别画出采用 FCFS，SJF，抢占式优先级调度（数值越小，优先级越大; 优先级相同时采用RR,时间片为 1ms），RR（时间片 =2ms）算法进行调度时的甘特图。
2.计算上述调度算法下的平均周转周转时间。
3.计算上述调度算法下的平均等待时间。
解答：
1、
FCFS：

SJF(非抢占):

SJF(抢占)：

注意，对于长度相同的情况，我采用片长为1ms的RR
优先级：

RR:

2、
FCFS:P1=10,P2=13-1,P3=17-2,P4=18-3,P5=23-4,SUM=10+12+15+15+19=71,NUM=14.2
SJF(非抢占)：P1=10,P2=14-1,P3=18-2,P4=11-3,P5=23-4,SUM=10+13+16+8+19=66,NUM=13.2
SJF(抢占)：P1=23,P2=5-1,P3=9-2,P4=4-3,P5=14-4,SUM=23+4+7+1+10=45,NUM=9
优先级：P1=22,P2=4-1,P3=17-2,P4=23-3,P5=9-4,SUM=22+3+15+20+5=65,NUM=13
RR：P1=23,P2=12-1,P3=14-2,P4=9-3,P5=21-4,SUM=23+11+12+6+17=69,NUM=13.8
3、
FCFS:P1=0,P2=10-1,P3=13-2,P4=17-3,P5=18-4,SUM=9+11+14+14=48,NUM=9.6
SJF(非抢占)：P1=0,P2=11-1,P3=14-2,P4=10-3,P5=18-4,SUM=10+12+7+14=43,NUM=8.6
SJF(抢占)：P1=0+14-1,P2=1+4-3-1,P3=5-2,P4=3-3,P5=9-4,SUM=13+1+3+0+5=22,NUM=4.4
优先级：P1=0+9-1+11-10+13-12+15-14+17-16,P2=1-1,P3=10+12-11+14-13+16-15-2,P4=22-3,P5=4-4,SUM=12+0+11+19+0=42,NUM=8.4
RR：P1=13,P2=8,P3=8,P4=5,P5=12,SUM=46,NUM=9.2

题目五：
查找文献了解 solaris 的调度设计并对其进行详细阐述，并就其调度方案中的至少两个细节说明这样设计所带来的影响（好处）。
解答：
Solaris的内核线程调度（抢占、基于优先级、支持实时线程）
传统Solaris使用多对多模型，Solaris 9使用一对一模型。
Solaris按照优先级排序有4种调度类型：实时、系统、分时和交互，每种类型有不同的priority和调度算法。
Scheduler将特定类的priority转换为全局priority，再选择全局priority最高的线程来执行，直到该线程阻塞、用完time quantum或被更高priority的线程抢占。如果多个线程的priority相同，则采用循环队列。
Solaris 9引入2种新的调度类型：

1. 固定优先级(fixed priority) – 线程的priority与time sharing类型范围相同，但不能动态调节。
2. 公平共享(fair share) – 用CPU shares代替priority来做调度决策。
   CPU shares：表明可用CPU资源的权利，并被分配到一个project(进程集)。
   Time sharing类(默认调度类型)和Interactive类采用同样的调度策略(多级反馈队列)，Priority和time quantum默认成反比。
   通常Interactive进程的priority更高，CPU-bound进程的priority更低。
   Interactive和time sharing类包括60个优先级，在其调度中：
   时间片到期(Time quantum expired)（i.e. 用完其time-quantum而未堵塞）的线程将被认为是CPU-intensive的，并被降低优先级。
   从睡眠中返回(Return from sleep)（e.g. 从等待I/O中返回）的线程优先级将被提高。
   System类专门保留给内核使用，用于运行内核进程。System进程一旦创建，其priority就不再改变。（在内核模式下运行的用户进程并不属于system类。）
   Real time类的进程具有最高priority，能在其他类型进程之前运行。通常只有少数进程属于real time类。