操作系统学习笔记

躺平躺平
278 阅读7分钟

一、操作系统基础

  1. 操作系统是什么：管理硬件

image.png

  1. 计算机执行：取指（内存） - 执行（CPU）

image.png

  1. 计算机开机时都做了什么（将操作系统从磁盘中读取到内存，完成初始化）

boot：读取操作系统，将setup程序移动到0x0000地址处，执行setup程序

setup：读取系统配置，将system移动到0x0000处，进入保护模式（从16位机变成32位机）,执行system程序

system：header.s(初始化gdt表，初始化页表) -> main.c（初始化：内存、桌面、时钟等）

  1. 操作系统接口：系统调用的一些函数（fork、excel、open等POSIX标准函数）
  2. 系统调用的实现：进入内核的手段

内核态：可以访问任何数据

用户态：不能访问内核数据

隔离手段：CPL（3）、DPL（0）

如何进入：中断指令int（int 0x80），int指令将使CS中的CPL改成0，进入内核

  1. 系统调用的核心：库函数

用户程序中包含一段包含int指令的代码

操作系统写中断处理，获取想调程序的编号：中断处理函数 system_call

操作系统根据编号执行相应代码

  1. 系统调用流程：

用户态（CPL=3）：用户调用（printf）-> printf展成（int 0x80）-> 内核态（CPL=0）：中断处理（system_call）-> 查表sys_call_table -> _NR_write（eax）= 4 -> 掉用sys_write

  1. 操作系统历史：

批处理：IBM7094(科学计算) -> IBM1401(银行) -> 多进程，任务切换和调度：IBM OS 360 -> 分时系统，任务切换，虚拟内存：MULTICS -> UNIX -> IBM PC

二、进程与线程

  1. CPU管理：多道程序交替执行，即并发（多进程）

进程就是进行（执行）中的程序，操作系统需要将进程记录好，按照合理的次序进行调度、分配资源

PCB（Process Control Block）：用来记录进程信息的数据结构

  1. 多进程图像
    1. 多进程的组织：PCB+状态+队列

image.png

    1. 多进程如何交替：进程调度 -- 队列操作+调度+切换
    2. 多进程相互影响：地址空间分离（内存管理）：映射表
    3. 多进程如何合作：进程同步（锁机制）

读写PCB（OS中最重要的结构，贯穿始终），操作寄存器完成切换，调度程序，进程同步与合作，地址映射

  1. 用户级线程：

进程=资源+指令执行序列，进程切换时资源和指令都会进行切换

线程：保留了并发的优点，避免了线程切换的代价（映射表不变，PC指针变）

核心是yield：切换TCB，切换栈

  1. 核心级线程

ThreadCreate是系统调用，内核管理TCB，内核负责切换线程

中断入口(进入切换) -> 中断处理(引发切换) -> schedule(内核栈) -> switch_to(内核栈切换) -> 中断出口

image.png

  1. 内核级线程实现

image.png

  1. CPU调度策略：以轮转为核心，折中和综合

SJF：短作业优先

RR：按时间片来轮转调度

优先级调度

  1. 进程同步与信号量

进程同步：保证多进程合作的合理有序

信号量：counter -> 信号量（记录线程状态，在某个时刻唤醒或使其睡眠）

  1. 信号量临界区保护:

多个进程共同修改引发问题 -> 找出进程中的临界区代码进行保护

临界区代码保护原则：

  • 互斥（如果一个进程在临界区执行，则其他进程不允许进入）
  • 有空让进（若干进程进入空闲临界区时，应尽快使一进程进入临界区）
  • 有限等待（从进程发出进入请求到允许进入，不能无限等待）

硬件原子指令法：使用硬件的原子指令TestAndSet实现CAS自旋

  1. 死锁处理

死锁的必要条件：

    • 互斥使用：资源的固有特性
    • 不可抢占：资源只能资源放弃
    • 请求和保持：进程必须占有资源，再去申请
    • 循环等待：在资源分配图上存在一个环路

死锁处理方法：

    • 死锁预防：破坏死锁出现的条件
      • 在进程执行前，一次性申请所有需要的资源，不会占有资源再去申请其他资源（编程困难、资源利用率低）
      • 对资源类型进行排序，资源申请必须按序进行，不会出现环路等待（资源浪费）
    • 死锁避免：检测每个资源请求，如果造成死锁就拒绝
      • 判断此次请求是否引起死锁——银行家算法（时间复杂度为O(mn²)，效率低）
    • 死锁检测+恢复：检测到死锁出现时，让一些进程回滚，让出资源（同样使用银行家算法，效率低，同时回滚难度大）
    • 死锁忽略：不处理（死锁的出现不是确定的，又可以用重启动来处理死锁）

三、内存管理

  1. 内存的使用和分段：

重定位：编译时、载入时、运行时（将基地址存在PCB中，运行时动态计算物理内存地址）

image.png 分段：程序分段

image.png

内存分段（段表：LDT）

image.png

image.png

  1. 内存分区与分页：

分区：由于程序分段载入，所以需要找到每个程序段对应的空闲内存段，从而引出内存分区

  • 固定分区
  • 可变分区: 分区表、请求分配、释放内存、再次申请
    • 首先适配：获取空闲分区表的第一条数据
    • 最佳适配：获取最接近请求内存长度的空闲分区，向上取整（产生大量小碎片）
    • 最差适配：获取与请求内存长度相差最大的空闲分区（内存碎片较为均匀）

内存分区会导致大量内存碎片，内存使用效率低，要将内存充分利用，需要进行内存紧缩（将小碎片合并），需要耗费大量时间进行移动

分页：解决内存分区导致的内存效率问题

image.png

将内存按照每页4k的长度进行分页，同时页表寄存器（CR3）

image.png

  1. 多级页表和快表

页表的缺陷：为了提高内存空间利用率，页应该小，但页小对应的页表就会很大，空间占用也会随之增大

多级页表：页目录表+页表（提高了空间效率，但是增加了访问次数）

TLB：TLB命中时效率很高，但同时TLB很贵，通常只有【64, 1024】（程序多体现为循环、顺序结构，地址访问存在局部性，所以TLB存储最近几次访问的地址，命中率较高）

image.png

image.png

  1. 段、页同时存在：程序分段，根据段表获取空闲分区载入虚拟内存，虚拟内存中割出一部分保存页表去对应物理内存

image.png

  1. 内存换入换出

换入：请求调页 -> 当前页表没有映射 -> 调用int 0x14中断 -> 从磁盘中载入请求页 -> 放入页表 -> 继续执行

image.png 换出：

FIFO：先进先出

MIN：选最远将使用的页淘汰，最优方案，但我们无法知道未来的事情

LRU：选最近最长一段时间未使用的页淘汰（最近最少使用），公认最好算法，但无最佳实现

LRU近似实现：Clock算法：每次访问一页时，硬件自动设置一个引用位，选择淘汰页时，扫描引用位，是1时清0并继续扫描，是0时淘汰，同时有一个扫描指针用来定时清除R位，扫描指针要比选择淘汰页的指针快

image.png

四、设备驱动与文件系统

  1. I/O与显示器

外设工作原理：

image.png

printf工作流程：

image.png

pos每次加2（内容、属性）

  1. 键盘

image.png

image.png

  1. 生磁盘的使用

image.png

image.png

磁盘IO过程：控制器 -> 寻道 -> 旋转 -> 传输

使用磁盘演变流程：磁盘访问时间 = 写入控制时间 + 寻道时间(慢) + 旋转时间 + 传输时间

image.png

直接使用：往控制器中写柱面、磁头、扇区、缓存位置（程序 - sec、head、cyl -> 磁盘控制器）

通过盘块号读写磁盘：程序 -block-> 磁盘驱动 -sec、head、cyl-> 磁盘控制器

多个进程通过队列使用磁盘：进程1/进程2 -> 请求队列 -> 磁盘驱动 -sec、head、cyl-> 磁盘控制器

      1. 进程"得到盘块号",算出扇区号(sector)
      2. 用扇区号make req, 用电梯算法add_request
      3. 进程sleep_on
      4. 磁盘中断处理
      5. do_hd_request算出cyl、head、sector
      6. hd_out调用outp(...)完成端口写

磁盘调度算法：

FCFS：先进先出。最直观、最公平的调度

SSTF：短寻道优先

SCAN：SSTF+中途不回折，每个请求都有处理机会，电梯算法

C-SCAN：SCAN+直接移动到另一端，两端请求都能很快处理

avatar
文章
阅读
粉丝