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概述

併發

併發：宏觀上一段時間內同時運行多個程序
並行：同一時刻同時運行多個程序
並行需要硬件支持，如多流水線、多核CPU或者分佈式系統
操作系統引入進程和線程，使得程序能夠併發運行

共享

共享是指資源被多個併發進程使用，分爲：互斥共享和同時共享。
互斥共享的資源稱爲臨界資源，例如打印機等，同一時間只允許一個進程訪問，需要用同步機制來控制對臨界資源的訪問

虛擬

虛擬技術把一個物理實體轉換爲多個邏輯實體
主要有兩種虛擬技術：時分複用技術和空分複用技術
多進程在同一個CPU上併發執行使用了時分複用技術，讓每個進程輪流佔有處理器，每次只執行一小個時間片並快速切換。
虛擬內存使用了空分複用技術，它將物理內存抽象爲地址空間，每個進程都有各自的地址空間。地址空間的頁被映射到物理內存，地址空間的頁並不需要全部在物理內存中，當使用到一個沒有在物理內存的頁時，執行頁面置換算法，將該頁置換到內存中

異步

異步指進程不是一次性執行完畢，而是走走停停，以不可知的速度向前推進

基本功能

進程管理
進程控制、進程同步、進程通信、死鎖處理、處理機調度等
內存管理
內存分配、地址映射、內存保護與共享、虛擬內存等
文件管理
文件存儲空間的管理、目錄管理、文件讀寫管理和保護等。
設備管理

完成用戶的 I/O 請求，方便用戶使用各種設備，並提高設備的利用率。
主要包括緩衝管理、設備分配、設備處理、虛擬設備等

系統調用

進程在用戶態時需要使用內核態的功能，就進行系統調用從而陷入內核，由操作系統代爲完成

大內核和微內核

大內核

大內核是將操作系統功能作爲一個緊密結合的整體放到內核。
由於各模塊共享信息，因此有很高的性能。

微內核

由於操作系統不斷複雜，因此將一部分操作系統功能移出內核，降低內核的複雜性。
移出的部分根據分層的原則劃分成若干服務，相互獨立。
在微內核結構下，操作系統被劃分成小的、定義良好的模塊，只有微內核這一個模塊運行在內核態，其餘模塊運行在
用戶態
因爲需要頻繁地在用戶態和核心態之間進行切換，所以會有一定的性能損失

中斷分類

外中斷

由 CPU 執行指令以外的事件引起，如 I/O 完成中斷，表示設備輸入/輸出已經完成，處理器能夠發送下一個輸入/輸出請求。此外還有時鐘中斷、控制檯中斷等

異常

由 CPU 執行指令的內部事件引起，如非法操作碼、地址越界、算術溢出等

陷入

在用戶程序中使用系統調用

進程管理

進程

進程是資源分配的基本單位。
進程控制塊 (Process Control Block, PCB) 描述進程的基本信息和運行狀態
創建進程和撤銷進程，都是指對PCB 的操作。
下圖顯示了 4 個程序創建了 4 個進程，這 4 個進程可以併發地執行

線程

線程是獨立調度的基本單位。
一個進程中可以有多個線程，它們共享進程資源。
QQ 和瀏覽器是兩個進程，瀏覽器進程裏面有很多線程，例如 HTTP 請求線程、事件響應線程、渲染線程等等，線程的併發執行使得在瀏覽器中點擊一個新鏈接從而發起 HTTP 請求時，瀏覽器還可以響應用戶的其它事件

線程和進程區別

擁有資源

進程是資源分配的基本單位，但是線程不擁有資源，線程可以訪問隸屬進程的資源。

調度

線程是獨立調度的基本單位，在同一進程中，線程的切換不會引起進程切換，從一個進程中的線程切換到另一個進程
中的線程時，會引起進程切換。

系統開銷

由於創建或撤銷進程時，系統都要爲之分配或回收資源，如內存空間、I/O 設備等，所付出的開銷遠大於創建或撤銷線程時的開銷。
類似地，在進行進程切換時，涉及當前執行進程 CPU 環境的保存及新調度進程 CPU 環境的設置，而線程切換時只需保存和設置少量寄存器內容，開銷很小。

通信方面

線程間可以通過直接讀寫同一進程中的數據進行通信，但是進程通信需要藉助 IPC

進程狀態

- 只有就緒態和運行態可以相互轉換，其它的都是單向轉換。

就緒狀態的進程通過調度算法從而獲得 CPU 時間，轉爲運行狀態；而運行狀態的進程，在分配給它的 CPU 時間片用完之後就會轉爲就緒狀態，等待下一次調度。
阻塞狀態是缺少需要的資源從而由運行狀態轉換而來，但是該資源不包括 CPU 時間，缺少 CPU 時間會從運行態轉換爲就緒態

進程調度算法

針對不同環境討論調度算法

批處理系統

批處理系統沒有太多的用戶操作，所以調度算法目標是保證吞吐量和週轉時間（從提交到終止的時間）

先來先服務 first-come first-serverd（FCFS）

按照請求的順序進行調度
有利於長作業，但不利於短作業，因爲短作業必須一直等待前面的長作業執行完畢才能執行，而長作業又需要執行很長時間，造成了短作業等待時間過長

短作業優先 shortest job first（SJF）

按估計運行時間最短的順序進行調度。
長作業有可能會餓死，處於一直等待短作業執行完畢的狀態。因爲如果一直有短作業到來，那麼長作業永遠得不到調度

最短剩餘時間優先 shortest remaining time next（SRTN）

按估計剩餘時間最短的順序進行調度

交互式系統

交互式系統有大量的交互操作，調度算法的目標是快速地響應

時間片輪轉

將所有就緒進程按 FCFS 的原則排成一個隊列，每次調度時，把 CPU 時間分配給隊首進程，該進程可以執行一個時間片。當時間片用完時，由計時器發出時鐘中斷，調度程序便停止該進程的執行，並將它送往就緒隊列的末尾，同時繼續把 CPU 時間分配給隊首的進程
時間片輪轉算法的效率和時間片的大小有很大關係：
- 因爲進程切換都要保存當前進程的信息並且載入新進程的信息，如果時間片太小，會導致進程切換得太頻繁，在進程切換上就會花過多時間。
- 而如果時間片過長，那麼實時性就不能得到保證

優先級調度

爲每個進程分配一個優先級，按優先級進行調度。
爲了防止低優先級的進程永遠等不到調度，可以隨着時間的推移增加等待進程的優先級

多級反饋隊列

一個進程需要執行 100 個時間片，如果採用時間片輪轉調度算法，那麼需要交換 100 次。
多級隊列是爲這種需要連續執行多個時間片的進程考慮，它設置了多個隊列，每個隊列時間片大小都不同，例如1,2,4,8,…。進程在第一個隊列沒執行完，就會被移到下一個隊列。這種方式下，之前的進程只需要交換 7 次。
每個隊列優先權也不同，最上面的優先權最高。因此只有上一個隊列沒有進程在排隊，才能調度當前隊列上的進程。
可看成是時間片輪轉調度算法和優先級調度算法的結合

實時系統

實時系統要求請求在確定時間內得到響應
分爲硬實時和軟實時，前者必須滿足絕對的截止時間，後者可以容忍一定的超時

進程同步

臨界區：對臨界資源進行訪問的代碼區域

爲了互斥訪問臨界資源，每個進程在進入臨界區之前，要先進行檢查。

// entry section
// critical section;
// exit section

同步與互斥

同步：多個進程按一定順序執行
互斥：多個進程在同一時刻只有一個進程能進入臨界區

信號量

信號量（Semaphore）是整型變量，可以對其執行 down 和 up ，即 P 和 V 操作。
down : 如果信號量大於 0 ，執行 -1 操作；如果信號量等於 0，進程睡眠，等待信號量大於 0；
up ：對信號量執行 +1 操作，喚醒睡眠的進程
down 和 up 需要被設計成原語，不可分割，通常做法是在執行這些操作的時候屏蔽中斷。
如果信號量的取值只能爲 0 或 1，那麼就成爲了互斥量（Mutex），0 表示臨界區已加鎖，1 表示臨界區解
鎖

typedef int semaphore;
semaphore mutex = 1;
void P1() {
down(&mutex);
// 臨界區
up(&mutex);
}
void P2() {
down(&mutex);
// 臨界區
up(&mutex);
}

生產者和消費者（？）

使用信號量實現生產者-消費者問題
問題描述：使用一個緩衝區來保存物品，只有緩衝區沒有滿，生產者纔可以放入物品；只有緩衝區不爲空，消費者才
可以拿走物品

首先緩衝區屬於臨界資源，需要使用互斥量 mutex 來控制對緩衝區的互斥訪問。
爲了同步生產者和消費者的行爲，需要記錄緩衝區中物品的數量。數量可以使用信號量來統計
需要使用兩個信號量（空判斷和滿判斷）：empty 記錄空緩衝區的數量（空位），full 記錄滿緩衝區的數量（商品數量）
- empty 信號量在生產者進程中使用，當 empty 不爲 0 時（不滿），生產者纔可以放入物品
- full 信號量在消費者進程中使用，當 full 信號量不爲 0 時（不空），消費者纔可以取走物品。
注意：不能先對緩衝區進行加鎖，再測試信號量。也就是說，不能先執行 down(mutex) 再執行 down(empty)
如果這麼做了，那麼可能會出現這種情況：生產者對緩衝區加鎖後，執行 down(empty) 操作，發現 empty = 0，此時生產者睡眠。消費者不能進入臨界區，因爲生產者對緩衝區加鎖了，消費者就無法執行 up(empty) 操作，empty 永遠都爲 0，導致生產者永遠等待，不會釋放鎖，消費者因此也會永遠等待下去

#define N 100
typedef int semaphore;
semaphore mutex = 1;
semaphore empty = N;
semaphore full = 0;

void producer() {
while(TRUE) {
int item = produce_item(); //首先生產
down(&empty);    //測試信號量，空位-1
down(&mutex);    //互斥量，控制訪問
insert_item(item);   
up(&mutex);
up(&full);
}
}

void consumer() {
while(TRUE) {
down(&full);
down(&mutex);
int item = remove_item();
consume_item(item);
up(&mutex);
up(&empty);
}
}

管程（monitor）

使用信號量實現生產者消費者問題需要客戶端代碼做很多控制，而管程把控制的代碼獨立出來，不僅不容易出錯，也使得客戶端代碼調用更容易
c 語言不支持管程，下面的示例使用了類 Pascal 語言來描述管程。
示例代碼的管程提供了 insert() 和 remove()方法，客戶端代碼通過調用這兩個方法來解決生產者-消費者問題。

管程特性：在一個時刻只能有一個進程使用管程（monitor）。進程在無法繼續執行的時候不能一直佔用管程，否則其它進程永遠不能使用管程。
管程引入了條件變量以及相關操作：wait() 和 signal() 來實現同步操作。
對條件變量執行 wait() 操作會導致調用進程阻塞，把管程讓出來給另一個進程持有。signal() 操作用於喚醒被阻塞的進程

經典同步問題

讀者-寫者問題

允許多個進程對數據同時讀，但是不允許讀和寫以及寫和寫同時發生
整型變量 count 記錄正在進行讀操作的進程數量，一個互斥量 count_mutex 用於對 count 加鎖，一個互斥量 data_mutex 用於對讀寫的數據加鎖

飢餓問題

討論略

哲學家進餐問題（待補）

五個哲學家圍着一張圓桌，每個哲學家面前放着食物。哲學家的生活有兩種交替活動：喫飯以及思考。
當一個哲學家喫飯時，需要先拿起自己左右兩邊的兩根筷子，並且一次只能拿起一根筷子。
下面是一種錯誤的解法，考慮到如果所有哲學家同時拿起左手邊的筷子，那麼就無法拿起右手邊的筷子，造成死鎖

- 爲了防止死鎖，設置兩個條件：

必須同時拿起左右兩根筷子
只有在兩個鄰居都沒有進餐的情況下才允許進餐（如果他們在進餐，則持有筷子）

進程通信

進程同步與進程通信區別在於：
- 進程同步：控制多個進程按一定順序執行
- 進程通信：進程間傳輸信息
進程通信是一種手段，而進程同步是一種目的。也可以說，爲了能夠達到進程同步的目的，需要讓進程進行通信，傳
輸進程同步所需信息

管道

2. FIFO

命名管道，去除了管道只能在父子進程中使用限制

消息隊列（？）

相比於 FIFO，消息隊列具有以下優點：
- 消息隊列可以獨立於讀寫進程存在，從而避免了 FIFO 中同步管道的打開和關閉時可能產生的困難；
- 避免了 FIFO 的同步阻塞問題，不需要進程自己提供同步方法
- 讀進程可以根據消息類型有選擇地接收消息，而不像 FIFO 只能默認接收。

信號量

實質是計數器，用於多個進程訪問共享數據

共享存儲

允許多個進程共享某存儲區。
因爲數據不需要在進程之間複製，所以這是最快的一種 IPC。
需要使用信號量來同步對共享存儲的訪問。
多個進程可以將同一個文件映射到它們的地址空間從而實現共享內存。
XSI 共享內存不是使用文件，而是使用內存的匿名段（？）

套接字

與其它通信機制不同的是，它可用於不同機器間的進程通信

死鎖

必要條件

互斥：每個資源要麼已經分配給了一個進程，要麼就是可用的
佔有和等待：已經得到了某個資源的進程可以再請求新的資源。
不可剝奪：已經分配給進程的資源不能強制性剝奪，它只能被佔有它的進程顯式地釋放
環路等待：進程之間形成了一種循環等待的關係，該環路中的每個進程都在等待下一個進程所佔有的資源

處理方法

鴕鳥策略，死鎖檢測與死鎖恢復，死鎖預防，死鎖避免

鴕鳥策略

把頭埋在沙子裏，假裝根本沒發生問題。
因爲解決死鎖問題的代價很高，因此鴕鳥策略這種不採取措施的方案會獲得更高的性能。
當發生死鎖時不會對用戶造成多大影響，或發生死鎖的概率很低，可以採用鴕鳥策略
大多數操作系統，處理死鎖時僅僅是忽略它

死鎖檢測與死鎖恢復

死鎖檢測

事後措施
不試圖阻止死鎖，而是當檢測到死鎖發生時，採取措施進行恢復

每種類型一個資源的死鎖檢測
- 可抽取出環——>滿足環路等待條件，則發生死鎖

檢測死鎖方法：檢測有向圖是否存在環，從一個節點出發進行深度優先搜索，對訪問過的節點進行標記，如果訪問了已經標記的節點，就表示有向圖存在環，也就是檢測到死鎖的發生。

每種類型多個資源的死鎖檢測

上圖中，有三個進程四個資源，每個數據代表的含義如下：
- E 向量：資源總量
- A 向量：資源剩餘量
- C 矩陣：每個進程所擁有的資源數量，每一行都代表一個進程擁有資源的數量
- R 矩陣：每個進程請求的資源數量
進程 P1 和 P2 所請求的資源都得不到滿足，只有進程 P3 可以，讓 P3 執行，之後釋放 P3 擁有的資源，此時 A = (2 2 2 0)，P2 可以執行，執行後釋放 P2 擁有的資源，A = (4 2 2 1) 。P1 也可以執行。所有進程都可以順利執行，沒有死鎖

算法總結如下：
每個進程最開始時都不標記，執行中可能被標記。當算法結束時，沒有被標記的進程都是死鎖進程。

尋找一個沒有標記的進程 Pi，它所請求的資源小於等於 A。
如果找到了這樣一個進程，那麼將 C 矩陣的第 i 行向量加到 A 中，標記該進程，並轉回 1。
如果沒有這樣一個進程，算法終止

死鎖恢復

利用搶佔恢復
利用回滾恢復
殺死進程恢復

死鎖預防

破壞互斥條件

例如打印機技術允許若干個進程同時輸出，唯一真正請求物理打印機的進程是打印機守護進程。

破壞佔有和等待條件

一種實現方式是規定進程在開始執行前請求所需要的全部資源。

破壞不可搶佔條件
破壞環路等待

給資源統一編號，進程只能按編號順序來請求資源。

死鎖避免

安全狀態
- 圖 a 的第二列 Has 表示已擁有的資源數，第三列 Max 表示總共需要的資源數，Free 表示還有可以使用的資源數。從
圖 a 開始出發，先讓 B 擁有所需的所有資源（圖 b），運行結束後釋放 B，此時 Free 變爲 5（圖 c）；接着以同樣的
方式運行 C 和 A，使得所有進程都能成功運行，因此可以稱圖 a 所示的狀態時安全的。

定義：如果沒有死鎖發生，並且即使所有進程突然請求對資源的最大需求，也仍然存在某種調度次序能夠使得每一個
進程運行完畢，則稱該狀態是安全的。
安全狀態的檢測與死鎖的檢測類似，因爲安全狀態要求必須不能發生死鎖。
下面的銀行家算法與死鎖檢測算法非常類似，可以結合着做參考對比

銀行家算法

單個資源的銀行家算法
2. 多個資源的銀行家算法

- 檢查一個狀態是否安全的算法如下：

查找右邊的矩陣是否存在一行小於等於向量 A。如果不存在這樣的行，那麼系統將會發生死鎖，狀態是不安全
的。
假若找到這樣一行，將該進程標記爲終止，並將其已分配資源加到 A 中。
重複以上兩步，直到所有進程都標記爲終止，則狀態時安全的。

如果一個狀態不是安全的，需要拒絕進入這個狀態

內存管理

虛擬內存

虛擬內存的目的：讓物理內存擴充成更大的邏輯內存，從而獲得更多可用內存
爲了管理內存，操作系統將內存抽象成地址空間。每個程序擁有自己的地址空間，這個地址空間被分割成多個塊，每一塊稱爲一頁。
這些頁被映射到物理內存，但不需要映射到連續的物理內存，也不需要所有頁都必須在物理內存中。當程序引用到不在物理內存中的頁時，由硬件執行必要的映射，將缺失的部分裝入物理內存並重新執行失敗的指令。
虛擬內存允許程序不用將地址空間中的每一頁都映射到物理內存，也就是說一個程序不需要全部調入內存就可以運行，這使得有限的內存運行大程序成爲可能。
例如有一臺計算機可以產生 16 位地址，那麼一個程序的地址空間範圍是 0~64K。該計算機只有 32KB 的物理內存，虛擬內存技術允許該計算機運行一個 64K 大小的程序
總結：物理內存——邏輯內存
頁表體現虛擬地址和實際物理內存關係

分頁系統地址映射

內存管理單元（MMU）管理着地址空間和物理內存的轉換
其中的頁表（Page table）存儲着頁（程序地址空間）和頁框（物理內存空間）的映射表。
一個虛擬地址分成兩個部分，一部分存儲頁面號，一部分存儲偏移量。
下圖的頁表存放着 16 個頁，這 16 個頁需要用 4 個比特位來進行索引定位。例如對於虛擬地址（0010000000000100），前 4 位是存儲頁面號 2，讀取表項內容爲（110 1），頁表項最後一位表示是否存在於內存中，1表示存在。後 12 位存儲偏移量。這個頁對應的頁框的地址爲（110 000000000100）

頁面置換算法

在程序運行中，如果要訪問的頁面（page）不在內存中，就發生缺頁中斷從而將該頁調入內存中。此時如果內存已無空閒
空間，系統必須從內存中調出一個頁面到磁盤對換區中來騰出空間。
頁面置換算法和緩存淘汰策略類似，可以將內存看成磁盤的緩存。在緩存系統中，緩存的大小有限，當有新的緩存到
達時，需要淘汰一部分已經存在的緩存，這樣纔有空間存放新的緩存數據。
頁面置換算法的主要目標是使頁面置換頻率最低（缺頁率最低，即少換）。

最佳

OPT, Optimal replacement algorithm

被換出的頁面將是最長時間內不再被訪問，通常可以保證獲得最低的缺頁率。
是一種理論上的算法，因爲無法知道一個頁面多長時間不再被訪問。
舉例：一個系統爲某進程分配了三個物理塊，並有如下頁面引用序列：

7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1

開始運行時，先將 7, 0, 1 三個頁面裝入內存。當進程要訪問頁面 2 時，產生缺頁中斷，會將頁面 7 換出，因爲頁面
7 再次被訪問的時間最長

最近最久未使用

LRU, Least Recently Used

雖然無法知道將來使用頁面情況，但是可以知道過去使用情況。LRU 將最近最久未使用的頁面換出。
爲了實現 LRU，需要在內存中維護一個所有頁面的鏈表。當一個頁面被訪問時，將這個頁面移到鏈表表頭。這樣就能保證鏈表表尾的頁面是最近最久未訪問的
因爲每次訪問都需要更新鏈表，因此這種方式實現的 LRU 代價很高

3. 最近未使用

NRU, Not Recently Used

每個頁面都有兩個狀態位：R 與 M，當頁面被訪問時設置頁面的 R=1，當頁面被修改時設置 M=1。其中 R 位會定時
被清零。可以將頁面分成以下四類：
R=0，M=0
R=0，M=1
R=1，M=0
R=1，M=1
當發生缺頁中斷時，NRU 算法隨機地從類編號最小的非空類中挑選一個頁面將它換出(?)
NRU 優先換出已經被修改的髒頁面（R=0，M=1），而不是被頻繁使用的乾淨頁面（R=1，M=0）。

先進先出

FIFO, First In First Out

選擇換出的頁面是最先進入的頁面
該算法會將那些經常被訪問的頁面也被換出，從而使缺頁率升高

第二次機會算法

FIFO 算法可能會把經常使用的頁面置換出去，爲了避免這一問題，對該算法做一個簡單的修改：
當頁面被訪問 (讀或寫) 時設置該頁面的 R 位爲 1。需要替換的時候，檢查最老頁面的 R 位。如果 R 位是 0，那麼這個頁面既老又沒有被使用，可以立刻置換掉；如果是 1，就將 R 位清 0，並把該頁面放到鏈表的尾端，修改它的裝入時間使它就像剛裝入的一樣，然後繼續從鏈表的頭部開始搜索。

6. 時鐘-Clock

第二次機會算法需要在鏈表中移動頁面，降低了效率。時鐘算法使用環形鏈表將頁面連接起來，再使用一個指針指向
最老的頁面。

分段，分頁和段頁式

虛擬內存採用分頁技術，即將地址空間劃分成固定大小的頁，每一頁再與內存進行映射
下圖爲一個編譯器在編譯過程中建立的多個表，有 4 個表是動態增長的，如果使用分頁系統的一維地址空間，動態增長的特點會導致覆蓋問題的出現
- 分段把每個表分成段，一個段構成一個獨立的地址空間。每個段的長度可以不同，並且可以動態增長

- 段頁式

程序的地址空間劃分成多個擁有獨立地址空間的段，每個段上的地址空間劃分成大小相同的頁。這樣既擁有分段系統
的共享和保護，又擁有分頁系統的虛擬內存功能

分頁與分段區別

對程序員的透明性：分頁透明，但是分段需要程序員顯式劃分每個段。
地址空間的維度：分頁是一維地址空間，分段是二維的
大小是否可以改變：頁的大小不可變，段的大小可以動態改變。
出現的原因：分頁主要用於實現虛擬內存，從而獲得更大的地址空間；分段主要是爲了使程序和數據可以被劃分爲邏輯上獨立的地址空間並且有助於共享和保護

設備管理

磁盤結構

盤面（Platter）：一個磁盤有多個盤面；
磁道（Track）：盤面上的圓形帶狀區域，一個盤面可以有多個磁道；
扇區（Track Sector）：磁道上的一個弧段，一個磁道可以有多個扇區，它是最小的物理儲存單位，目前主要有512 bytes 與 4 K 兩種大小；

磁頭（Head）：與盤面非常接近，能夠將盤面上的磁場轉換爲電信號（讀），或者將電信號轉換爲盤面的磁場（寫）；
制動手臂（Actuator arm）：用於在磁道之間移動磁頭；
主軸（Spindle）：使整個盤面轉動

磁盤調度算法

讀寫一個磁盤塊時間的影響因素有：
- 旋轉時間（主軸轉動盤面，使得磁頭移動到適當的扇區上）
- 尋道時間（制動手臂移動，使得磁頭移動到適當的磁道上）
- 實際的數據傳輸時間
其中，尋道時間最長，因此磁盤調度的主要目標是使磁盤的平均尋道時間最短

先來先服務
FCFS, First Come First Served
按照磁盤請求的順序進行調度。
優點是公平和簡單。缺點也很明顯，因爲未對尋道做任何優化，使平均尋道時間可能較長。
最短尋道時間優先
SSTF, Shortest Seek Time First

優先調度與當前磁頭所在磁道距離最近的磁道。
雖然平均尋道時間比較低，但是不夠公平。如果新到達的磁道請求總是比一個在等待的磁道請求近，那麼在等待的磁道請求會一直等待下去，也就是出現飢餓現象。具體來說，兩端的磁道請求更容易出現飢餓現象
3. 電梯算法-SCAN
電梯總是保持一個方向運行，直到該方向沒有請求爲止，然後改變運行方向。
電梯算法（掃描算法）和電梯的運行過程類似，總是按一個方向來進行磁盤調度，直到該方向上沒有未完成的磁盤請
求，然後改變方向。
因爲考慮了移動方向，因此所有的磁盤請求都會被滿足，解決了 SSTF 的飢餓問題

鏈接

編譯系統

以下是一個 hello.c 程序：

- 預處理階段：處理以 # 開頭的預處理命令；

編譯階段：翻譯成彙編程序；
彙編階段：將彙編程序翻譯成可重定位目標程序
鏈接階段：將可重定位目標程序和 printf.o 等單獨預編譯好的目標程序合併，得到最終的可執行目標文件

靜態鏈接

靜態鏈接器以一組可重定位目標文件爲輸入，生成一個完全鏈接的可執行目標文件作爲輸出。
鏈接器主要完成以下兩個任務：
- 符號解析：每個符號對應於一個函數、一個全局變量或一個靜態變量，符號解析的目的是將每個符號引用與一
  個符號定義關聯起來（符號引用《——》關聯符號定義）
- 重定位：鏈接器通過把每個符號定義與一個內存位置關聯起來，然後修改所有對這些符號的引用，使得它們指
  向這個內存位置（符號引用——關聯——內存位置）

目標文件

可執行目標文件：可以直接在內存中執行；
可重定位目標文件：可與其它可重定位目標文件在鏈接階段合併，創建一個可執行目標文件
共享目標文件：一種特殊的可重定位目標文件，可以在運行時被動態加載進內存並鏈接

動態鏈接

靜態庫有以下問題：
- 當靜態庫更新時那麼整個程序都要重新進行鏈接；
- 對於 printf 這種標準函數庫，如果每個程序都要有代碼，這會極大浪費資源。
共享庫是爲了解決靜態庫的這兩個問題而設計的，在 Linux 系統中通常用 .so 後綴來表示，Windows 系統上它們被稱爲 DLL。
共享庫具有以下特點：
- 在給定的文件系統中一個庫只有一個文件，所有引用該庫的可執行目標文件都共享這個文件，它不會被複制到引用它的可執行文件中（引用方式，而不是複製）
- 在內存中，一個共享庫的 .text 節（已編譯程序的機器代碼）的一個副本可以被不同的正在運行的進程共享

操作系統（全）

文章目錄

概述

基本功能

系統調用

大內核和微內核

中斷分類

進程管理

進程

線程

線程和進程區別

進程狀態

進程調度算法

批處理系統

交互式系統

實時系統

進程同步

生產者和消費者（？）

管程（monitor）

經典同步問題

讀者-寫者問題

飢餓問題

哲學家進餐問題（待補）

進程通信

死鎖

必要條件

處理方法

鴕鳥策略

死鎖檢測與死鎖恢復

死鎖檢測

死鎖恢復

死鎖預防

死鎖避免

銀行家算法

內存管理

虛擬內存

分頁系統地址映射

頁面置換算法

分段，分頁和段頁式

分頁與分段區別

設備管理

磁盤結構

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