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软件设计师笔记04_操作系统_精简考点

科目一考试中占7分左右。

基本概念

操作系统的定义

操作系统定义：能有效地组织和管理系统中的各种软硬件资源；合理地组织计算机系统工作流程，控制程序的执行，并且向用户提供一个良好的工作环境和友好的接口。

操作系统的作用

1. 通过资源管理提高计算机系统的效率
2. 改善人机界面向用户提供友好的工作环境

操作系统的特征

操作系统的4个特征是并发性、共享性、虚拟性和不确定性。

• 并发性：多个进程同时运行
• 共享性：资源共享
• 虚拟性：虚拟内存、虚拟设备
• 不确定性：执行结果不确定

操作系统的功能

操作系统的功能可分为进程管理、存储管理、文件管理、设备管理、作业管理。

操作系统的分类

1. 批处理操作系统
2. 分时操作系统（轮流使用CPU工作片）
3. 实时操作系统（快速响应）
4. 网络操作系统
5. 分布式操作系统（物理分散的计算机互联系统）
6. 微机操作系统（Windows）
7. 嵌入式操作系统

计算机的启动流程

计算机启动的基本流程为：BIOS——>主引导记录——>操作系统

进程管理

基本概念

进程是系统进行资源分配和调度的一个独立单位。

进程的组成

进程通常由程序块，数据块，进程控制块（PCB）组成。

• 进程控制块PCB（是进程的唯一标志）
• 程序块（描述进程要做什么）
• 数据块（存放进程执行时所需数据）

进程的基础状态模型-三态图

进程一般有3中基础状态：运行，就绪和阻塞。

• 就绪：一个进程获得了除CPU以外的所有资源，一旦得到CPU资源就可以运行。此时的进程处于就绪状态。
• 运行：当一个进程得到了CPU资源时，则表示该进程正在系统上运行。此时的进程处于运行状态。
• 阻塞：阻塞也称等待或睡眠状态。一个进程正在等待某一事件发生（例如正在请求其他资源）而暂时停止运行，这时即使把CPU资源分配给进程也无法运行，故称该进程处于阻塞状态。

注意：运行可以直接转换为就绪或阻塞。就绪状态只能转换为运行状态，阻塞状态只能转换为就绪状态。

进程的复杂状态模型-五态图

事实上，对于一个实际的系统，进程的状态及其转换更为复杂。如图所示，引入新建状态和终止状态。

• 新建：对应一个进程刚刚被创建时没有被提交的状态，并等待系统完成创建进程的所有必要信息。
• 终止：对应一个进程运行完毕的状态。

注意：运行可以直接转换为就绪或等待或终止，就绪只能转换为运行，等待只能转化为就绪。

进程调度

• 进程调度方式分为可剥夺和不可剥夺两种。
  • 可剥夺式是指当有更高优先级的进程到来时，强行将正在运行进程的 CPU分配给高优先级的进程；
  • 不可剥夺式是指当有更高优先级的进程到来时，必须等待正在运行进程自动释放占用的CPU，然后将CPU分配给高优先级的进程。

进程调度算法

常用的进程调度算法有先来先服务、时间片轮转、优先级调度和多级反馈调度算法。

• 先来先服务调度算法：是指按照进程到达的先后顺序进行调度，先到达的进程先执行，后到达的进程后执行。
• 时间片轮转调度算法：是指给每个进程分配一个固定的时间片，在该时间片内进程执行。时间片结束后则将CPU资源分配给其他进程。
• 优先级调度算法：是指给每个进程分配一个优先级。优先级高的进程先执行，优先级低的进程后执行。
• 多级反馈调度算法：该算法是将时间片轮转调度算法和优先级调度算法相结合。将进程分为多个队列，每个队列有不同的优先级，进程可以在不同队列之间进行迁移，根据进程的行为和优先级进行调度。

调度算法对比：

• FCFS：先来先服务，公平但效率低
• 时间片轮转：公平，适合分时系统
• 优先级调度：优先级高的先执行
• 多级反馈：结合时间片和优先级。相当于 时间片轮转 + 优先级调度。

真题

真题示例

在单处理机系统中，采用先来先服务调度算法。系统中有4个进程P1、P2、P3、P4 (假设进程按此顺序到达)，其中P1为运行状态，P2为就绪状态，P3和P4为等待状态，且P3等待打印机，P4等待扫描仪。若P1 时间片到了，则P1、P2、P3和P4的状态应分别为（ ）。

A 等待、就绪、等待和等待 B 运行、就绪、运行和等待 C 就绪、运行、等待和等待 D 就绪、就绪、等待和运行

解题思路：

• P1 状态：因为时间片到了，P1 不能继续占用 CPU ，它从运行状态转变为就绪状态，等待下一次被调度执行。
• P2 状态：在先来先服务调度算法下，P2 在就绪队列中等待，且 P1 时间片到了释放了 CPU ，按照先来先服务的规则，P2 将获得 CPU 进入运行状态。
• P3 和 P4 状态：P3 等待打印机，P4 等待扫描仪，它们所等待的资源未得到满足，依然处于等待状态 。

真题示例

在单处理机计算机系统中有1台打印机、1台扫描仪，系统采用先来先服务调度算法。假设系统中有进程P1、P2、P3、P4,其中P1为运行状态，P2为就绪状态，P3等待打印机，P4等待扫描仪。此时，若P1释放了扫描仪，则进程P1、P2、P3、P4的状态分别为（ ）。

本题解题关键在于理解进程状态以及先来先服务调度算法的特点，具体思路如下：

• 分析 P1 状态：P1 释放扫描仪，只是释放了占用的资源，它本身仍在运行，所以 P1 还是运行状态 。
• 分析 P2 状态：系统采用先来先服务调度算法，P2 处于就绪状态且在就绪队列中等待，在 P1 未结束运行且无更高优先级抢占情况下，P2 只能继续等待，状态依旧是就绪。
• 分析 P3 状态：P3 等待打印机，P1 释放的是扫描仪，与 P3 等待的资源无关，所以 P3 仍处于等待打印机的等待状态。
• 分析 P4 状态：P4 等待扫描仪，P1 释放了扫描仪，满足 P4 等待的资源条件，P4 从等待状态变为就绪状态，等待被调度执行

进程通信

进程间的同步与互斥

进程同步与互斥

即通过信号量协调进程间的执行顺序，保证进程按正确的先后顺序执行。通过前驱图确定进程之间的先后关系，然后利用 PV 操作来实现这种同步关系。

信号量机制是一种用于控制进程间同步和互斥的机制。

PV操作是用来操作信号量的方式。

信号量 （⭐⭐⭐）

信号量是一种用于控制进程间同步和互斥的机制。

信号量是一个整型变量（通常用S表示），用于描述系统中某类资源的可用数量或某个事件的状态。其值的含义如下：

• S > 0：表示当前还剩余多少可用资源数量；
• S = 0：表示资源刚好用完，无剩余、也没有进程等待；
• S < 0：表示资源已经用完，此时信号量S的绝对值 = 正在排队等待的进程数量。

信号量S的物理意义：当 S ≥ 0 时表示某资源的可用数量，若 S < O，则表示其绝对值表示阻塞队列中等待该资源的进程数量。

PV操作 （⭐⭐⭐）

PV 操作是对信号量的原子操作（不可中断的操作），用于实现进程的同步与互斥：

• P 操作 ：表示申请一个资源；
• V 操作 ：表示释放一个资源。

PV 操作的具体逻辑

• P(S) 操作
  • 1. 先将信号量S的值减 1（S = S - 1）, 即先申请并锁定资源；
  • 2. 然后若S ≥ 0：表示还有剩余资源，则该进程可以正常往下执行；
  • 3. 然后若S < 0：表示剩余资源不够，则该进程进入等待队列（该线程转为阻塞状态，等待资源释放）。
• V(S) 操作
  • 1. 先将信号量S的值加 1（S = S + 1）, 即先释放资源；
  • 2. 然后若S > 0：无等待进程，直接结束；
  • 3. 然后若S ≤ 0：从等待队列中唤醒一个进程（使其就绪）。

P操作的定义：S=S-1。当某个资源的信号量S >= 0时，执行P操作，将该资源的信号量S减1；当某个资源的信号量S < 0时，由于该资源的信号量S为负数，说明该资源当前不可用，需要等待其他进程释放资源。

V操作定义: S=S+1。若S>0，则执行V操作的进程继续执行;若S ≤ 0，则从阻塞状态唤醒一个进程，并将其插入就绪队列，然后执行V操作的进程继续。

信号量和PV操作的举例说明 （⭐⭐⭐）

举例说明1

假设：停车场总共有 3 个车位。则信号量S = 3。

1. 来第 1 辆车（进程 1 申请）：此时P 操作：S = 3 - 1 = 2。表示剩余 2 个车位，进程 1 可以正常往下执行。
2. 来第 2 辆车（进程 2 申请）：此时P 操作：S = 2 - 1 = 1。表示剩余 1 个车位，进程 2 可以正常往下执行。
3. 来第 3 辆车（进程 3 申请）：此时P 操作：S = 1 - 1 = 0。表示剩余 0 个车位，车位刚好用完。进程 3 可以正常往下执行。
4. 来第 4 辆车（进程 4 申请）：此时P 操作：S = 0 - 1 = -1。表示剩余 -1 个车位，车位已经用完。进程 4 进入等待队列。此时的 -1 表示有 1 辆车在排队等待

S≥0 表示资源可用数量；S<0 绝对值是等待该资源的进程数。

举例说明2

假设厕所只有 1 个坑位，设初始信号量 S = 1

1. 进程 A 进来：P (S) → S=1-1=0，进程 A 上厕所。
2. 进程 B 进来：P (S) → S=0-1=-1，进程 B 等待厕所释放资源。
3. 进程 A 上完厕所，释放资源：V (S) → S=-1+1=0，进程 B 从厕所队列中移除，准备上厕所了。

前趋图与PV操作 （⭐⭐⭐）

解题思路

1. 先在前趋图中给每个箭头画上P操作和V操作。其中箭头起点为V操作，箭头终点为P操作。
2. 然后对前趋图中的箭头，按从左到右，从上到下的顺序。依次标注上信号量。注意是左上，左下，右上，右下顺序。(大多如此)
3. 有时候会根据P1和P2,P3,P4 之间的箭头。来标注信号量。

在前趋图中，针对箭线标注信号量，箭线的起点位置是V操作（即前趋活动完成后以V操作通知后继活动）；箭线的终点位置是P操作（即后继活动开始前以P操作检查前趋活动是否完成）。

真题

试题分析:

P(S)操作是申请资源，是减量操作;V(S)操作是释放资源，是增量操作。所以执行两次P(S)后S的值是-3。

答案:B

真题示例

先按照解题思路，标注上信号量。

分析进程间的依赖关系：从前驱图可知，P1 执行完后 P2 才能执行，P2 执行完后 P3 和 P4 才能执行，P3 和 P4 执行完后 P5 才能执行。

• 根据前驱图，P1进程运行完需要V(S1)操作通知P2进程，所以空①应填V(S1)。
• P2进程运行完需要利用V(S2)、V(S3)操作分别通知P3、P4进程，所以空②应填V(S2)V(S3)。
• 根据前驱图，P3进程运行完需要利用V(S4)、V(S5)操作分别通知P4、P5进程，故空③应为填写V(S4)V(S5)。
• P4需要等待P2和P5进程的通知，需要执行2个P操作，由于P4进程的程序中执行前有1个P操作P(S4)，故空④应为填写P(S3)。
• 根据前驱图，P4进程执行完需要通知P5进程，故P4进程应该执行1个V操作，即空⑤应填V(S6)。
• P5进程运行前需要等待P3和P4进程的通知，需要执行2个P操作，故空⑥应填写P(S5)和P(S6)。

真题示例3

先按照解题思路，标注上信号量。

解题分析：

• 根据前驱图，P1进程运行完需要利用V操作V(S1)、V (S2)分别通知P2、P3进程，所以空①应填V (S2)。
• P2进程需要等待P1进程的通知，故需要利用P(S1)操作测试P1进程是否运行完，由于P3进程执行前已经用P(S2)， 所以空②应填P (S1)。
• 根据前驱图，P3进程需要等待P1和P2进程的通知，需要执行2个P操作，即P (S2)、P (S3)。由于P3进程的程序中执行前有1个P操作P (S2)，故空③应为填写P (S3)。
• P3进程运行结束需要利用1个V操作通知P5进程，故空④应为1个V操作V (S5)。
• 根据前驱图，P4进程执行完需要通知P5进程，故P4进程应该执行1个V操作，即空⑤应填V (S6)。
• P5进程运行前需要等待P3和P4进程的通知，需要执行2个P操作，故空⑥应填写P(S5)和P(S6)。

真题

先按照解题思路，标注上信号量。

试题分析

真题

解析

注意：该题中的信号量就不是按照左上，左下，右上，右下的顺序标注的。而是按照P1和P2,P3,P4 之间的箭头。来标注信号量。

死锁 ⭐

死锁，是指两个以上的进程互相都要求对方已经占有的资源，从而导致双方进程都无法继续运行下去的现象。

产生死锁的4个必要条件是互斥条件、请求保持条件、不可剥夺条件和环路条件。

1. 资源互斥
2. 每个进程占有资源并等待其他资源
3. 系统不能剥夺进程资源
4. 进程资源图是一个环路

死锁计算公式

若系统内有n个进程，每个进程都需要R个资源，那么其发生死锁的最大资源数为n*(R-1)。其不发生死锁的最小资源数为n*(R-1)+1。

• 发生死锁的最大资源数 = n*(R-1)
• 不发生死锁的最小资源数 = n*(R-1)+1

死锁的处理方法

死锁的处理策略主要有4种:鸵鸟策略(即不理睬策略)、预防策略、避免策略和检测与解除死锁。

其中死锁避免就是银行家算法，即提前计算出不会产生死锁的资源分配方法。

例题

真题范例

某计算机系统中互斥资源R的可用数为8，系统中有3个进程P1、P2和P3竞争R，且每个进程都需要i个R，该系统可能会发生死锁的最小i值为（ 4 ）。

根据公式 8 >= 3*（i-1）+1 。当i=4时公式不成立,可能会发生死锁。

真题范例

正确答案C 图①可化简，图②不可化简

解析：

在图①中，R1的可用资源数=1，R2的可用资源数=0，进程P1是非阻塞节点，可以运行完毕: P1释放其占用的资源后，R1的可用资源数=2，R2的可用资源数=1，P2、P3都是非阻塞节点,因为P2申请2个R1资源、P1申请1个R2资源的请求均可以满足而运行完毕。可见进程资源图①是可化简的。图②中，R1和R2的可用资源数都为0，P1、P2和P3都是阻塞节点，所以图②是不可化简的。

真题范例

假设某计算机系统中资源R的可用数为6，系统中有3个进程竞争R，且每个进程都需要i个资源R，该系统可能会发生死锁的最小i值是 （ 3 ） 。若信号量S的当前值为-2，则R的可用数和等待R的进程数分别为 （ 0、2 ） 。

解题思路：

资源R的可用数为6，系统中有3个进程竞争R，当每个进程分配2个进程数的适合，不会发送死锁。一旦大于2就会发生死锁。

本题由于信号量S的当前值为-2,则意味着系统中资源R的可用个数M=0, 等待资源R的进程数N=2。

真题范例

某系统中有3个并发进程竞争资源R，每个进程都需要5个R，那么至少有（ 13 ）个R，才能保证系统不会发生死锁。

解题思路：

根据公式 不发生死锁的最小资源数 >= 进程数 *（单个进程所需资源数-1）+1

即不发生死锁的最小资源数 >= 3(5-1)+1

线程 ⭐

同一个进程当中的各个线程，可以共享该进程的各种资源，如内存地址空间、代码、数据、文件等，线程之间的通信与交流非常方便。

但每个线程都有自己独立的CPU运行上下文和栈，这是不能共享的（程序计数器、寄存器和栈不能共享）。

线程和进程的资源问题

同一进程内所有线程：共享进程大部分资源，仅私有少量。

• 可共享资源：全局变量、静态变量、堆空间、文件、进程代码
• 线程私有资源：栈、程序计数器 PC、寄存器、局部变量

存储管理

存储管理的主要目的是解决多个进程同时使用内存的问题。

由于进程运行时需要加载到物理内存中，不同的进程大小是不一样的，并且物理内存的大小是有限的，所以如何将进程加载到物理内存中，是一个重要的问题。

操作系统最开始采用的是「连续分配」方式，核心是让进程在内存中占据一块连续的物理空间。这种方式看似简单，却存在两个无法回避的致命问题，这也是页式存储诞生的核心动因。

问题1：外部碎片问题（最核心痛点）

连续分配要求进程必须占用一整块连续的内存空间。

假设内存总大小为100MB，先后加载了3个进程：A（20MB）、B（30MB）、C（25MB），此时内存剩余25MB。

当进程A执行完毕释放20MB后，内存中会出现“20MB空闲块+25MB空闲块”，但这两个空闲块是离散的。如果此时有一个需要22MB的进程D，虽然总空闲内存（45MB）足够，但因为没有连续的22MB空间，进程D无法加载——这种“内存总空闲足够，但无连续空闲块”的现象，就是「外部碎片」。

随着进程的频繁加载、释放，外部碎片会越来越多，导致大量内存空间被浪费，甚至出现“内存未满但无法加载新进程”的尴尬局面。

问题2：内存利用率极低，无法支持大进程

一方面，外部碎片的浪费让内存利用率大打折扣；另一方面，连续分配无法支持“进程大小超过剩余连续内存”的场景。比如，内存剩余30MB（离散分布），但有一个35MB的大进程，即便内存总空闲可能超过35MB，也无法加载，只能等待其他进程释放足够大的连续空间，灵活性极差。

最终操作系统设计者寻找一种新的内存分配方式——既能解决外部碎片，又能提高内存利用率，还能支持虚拟内存，页式存储应运而生。

页式存储的核心思想

页式存储的核心思想非常简单：打破“连续分配”的限制，将进程和内存都拆分成固定大小的“块”，让进程的块可以离散存放在内存的任意空闲块中。

具体设计分为3步，每一步都对应解决传统连续分配的痛点。

第一步：拆分进程和内存。将进程和内存都拆分成固定大小的“块”，让进程的块可以离散存放在内存的任意空闲块中。

首先，操作系统规定一个固定的“块大小”（比如4KB、8KB），然后：

• 将进程的逻辑地址空间，按块大小拆分成若干个相等的部分，每一部分称为「页面」（简称“页”），页的编号从0开始。
• 将内存的物理地址空间，按同样的块大小拆分成若干个相等的部分，每一部分称为「物理块」（又称“块”），块的编号也从0开始。

关键点：页的大小 = 物理块的大小，这是后续地址转换的基础。比如块大小为4KB，那么进程的每一页都是4KB，内存的每一个物理块也都是4KB。

第二步：将进程的块分配到内存。根据进程的逻辑地址，将进程的块装入内存中。

当进程需要加载到内存时，操作系统不再分配连续的物理空间，而是为进程的逻辑地址空间的每一页，分配一个空闲的物理块（可以是离散的、不连续的）。

比如，进程有3页（0、1、2），可以将页0放到物理块5，页1放到物理块2，页2放到物理块8——只要物理块空闲，无论位置在哪里，都可以分配。

这样一来，因为所有空闲块都是固定大小，无论如何分配，都不会出现“离散的、无法利用的小空闲块”，只会出现“页内碎片”（进程最后一页可能用不满一个块，剩余的空间无法利用，但页内碎片远小于外部碎片，浪费可忽略）。

第三步：根据进程的逻辑地址，将进程的块中的数据装入物理内存中。

如何根据逻辑地址的页号，找到对应的物理块号？这就需要「页表」——每个进程都有一张专属页表，记录了“页号→物理块号”的映射关系（比如页0对应块5，页1对应块2）。

地址转换流程（软考必考）：

1. 将进程的逻辑地址拆分为「页号」和「页内偏移」；
2. 查询该进程的页表，根据页号找到对应的物理块号；
3. 将“物理块号”和“页内偏移”拼接，得到最终的物理地址；
4. CPU根据物理地址访问内存数据。

分页式存储管理

将进程空间分为一个个页，每次将需要运行的逻辑页装入物理块中，运行完再装入其他需要运行的页，就可以分批次运行完进程，而无需将整块逻辑空间全部装入物理内存中

• 优点：利用率高、碎片小(只在最后一个页中有)、分配及管理简单
• 缺点：增加了系统开销,可能产生抖动现象

真题示例

某操作系统采用分页存储管理方式，下图给出了进程A和进程B的页表结构。如果物理页的大小为1K字节，那么进程A中逻辑地址为1024 (十进制)用变量存放在（ ）号物理内存页中。假设进程A的逻辑页4与进程B的逻辑页5要共享物理页4，那么应该在进程A页表的逻辑页4和进程B页表的逻辑页5对应的物理页处分别填（ ）。

因为逻辑地址是从0开始编址的，物理页的大小为1KB，而进程A逻辑地址为1024 的变量的逻辑页号为1，对应的物理页号为3。

根据题意，进程A的逻辑页4与进程B的逻辑页5要共享的物理页4,那么应该在进程A页表的逻辑页4对应的物理页处填4,进程B页表的逻辑页5对应的物理页处也填4。

分段式存储管理

将进程空间分为一个个段，每段也有段号和段内地址，与分页式存储不同的是，每段物理大小不同，分段是根据逻辑整体分段的。

• 优点：程序逻辑完整，修改互不影响
• 缺点：内存利用率低，内存碎片浪费大

段页式存储

段页式存储管理既具有分页式存储能有效地提高主存利用率的优点，又具有分段式存储能很好地满足用户需要的长处，显然是一种比较有效的存储管理方式。

段页式存储管理核心思想就是对进程空间先分段，后分页。

• 优点：空间浪费小、存储共享容易、能动态连接
• 缺点：由于管理软件的增加，复杂性和开销也增加，执行速度下降

记忆点：

段页式存储 = 分段 + 分页

• 先分段（按功能）：代码段、数据段、栈段
• 再分页（按大小）：每段分成固定大小的页
• 两级地址转换：段表 → 页表 → 物理地址

真题示例

某操作系统采用分页存储管理方式，下图给出了进程A和进程B的页表结构。如果物理页的大小为1K字节，那么进程A中逻辑地址为1024 (十进制)用变量存放在（ ）号物理内存页中。假设进程A的逻辑页4与进程B的逻辑页5要共享物理页4，那么应该在进程A页表的逻辑页4和进程B页表的逻辑页5对应的物理页处分别填（ ）。

因为逻辑地址是从0开始编址的，物理页的大小为1KB，而进程A逻辑地址为1024 的变量的逻辑页号为1，对应的物理页号为3。

根据题意，进程A的逻辑页4与进程B的逻辑页5要共享的物理页4,那么应该在进程A页表的逻辑页4对应的物理页处填4,进程B页表的逻辑页5对应的物理页处也填4。

真题示例

(26)试题分析: 页内地址为13位，页号地址为11位，段号地址为8位。

根据公式，可以分别计算段号、页号和页内地址最大的寻址空间。存储管理系统中的地址长度均表示为最大的寻址空间。

所以最多有 2^8^ = 256 段,每段最大有 2^11^ = 2048 页,页的大小为 2^13^ = 8*1024 = 8K。

答案:(26)B

位数决定寻址上限，是 “最大有”，而非 “均为”。

真题示例

由于物理块是从0开始编号的，所以 16385号物理块是第16386块。16386/32=512.0625，所以 16385 号物理块的使用情况在位示图中的第513个字中描述。

磁盘的容量为 1000GB，物理块的大小为4MB，则磁盘共有(1000x1024/4)个物理块，一个字对应 32 个物理块，位示图的大小为1000 x 1024/(32x4) =8000 个字。 答案:C、D

设备管理

设备管理是操作系统中最繁杂而且与硬件紧密相关的部分。

I/O 软件

I/O软件是一个用于专门管理设备的软件，它提供了程序与设备的交互。通过I/O软件，用户可以方便地管理和使用设备，从而不必关心设备的具体实现细节。

I/O设备管理软件一般分为4层:中断处理程序、设备驱动程序、与设备无关的系统软件和用户级软件。

如图所示

I/O管理四层架构（从上到下）：

从上到下为：

1. 用户层I/O软件（库函数如printf）
2. 与设备无关的系统软件（统一接口read/write）
3. 设备驱动程序（设备专属操作）
4. 中断处理程序（响应硬件中断）

磁盘调度

常用的磁盘调度算法如下

1. 先来先服务（FCFS）算法
2. 最短寻道时间优先（SSTF）算法
3. 扫描（SCAN）算法
4. 单向扫描调度（CSCAN）算法

真题

某磁盘有100个磁道，磁头从一个磁道移至另一个磁道需要6ms。文件在磁盘上非连续存放，逻辑上相邻数据块的平均距离为10个磁道，每块的旋转延迟时间及传输时间分别为100ms和20ms，则读取一个100块的文件需要（ ）ms。

步骤一：计算寻道时间

• 每次寻道移动10个磁道，每个磁道移动时间6ms，则每次寻道时间为 10x6=60ms 。
• 100块文件，每块都需先寻道，所以寻道总时间为 100x60=6000ms 。

步骤二：计算旋转延迟时间

• 每块的旋转延迟时间为 100ms，一共有 100块文件。那么旋转延迟总时间为100×100=10000ms

步骤三：计算传输时间

每块的传输时间为20ms ，文件共100块。所以传输总时间为 100x20=2000ms 。

步骤四：计算读取文件的总时间

将寻道时间、旋转延迟时间和传输时间相加，可得总时间为 6000+10000+2000=18000ms

真题

假设磁盘块与缓冲区大小相同，每个盘块读入缓冲区的时间为10μs，由缓冲区送至用户区的时间是5μs，系统对每个磁盘块数据的处理时间为2μs。若用户需要将大小为10个磁盘块的Docl文件逐块从磁盘读入缓冲区，并送至用户区进行处理，那么采用单缓冲区需要花费的时间为（ ）μs；采用双缓冲区需要花费的时间为（ ）μs。

当第一块数据送入用户工作区后，缓冲区是空闲的，可以传送第二块数据。这样第一块数据的处理C1与第二块数据的输入T2是可以并行的。

依次类推，每一块数据的处理时间为10+5=15。则采用单缓冲区需要花费的时间为 15*10+2

若采用双缓冲区，则可使系统不必等待设备输入。每一块数据的处理时间为10,采用双缓冲需要花费的时间为10*10+5+2=107。

真题

试题分析: (6msX10个磁道 + 100ms + 20ms) x 100块 = 18000

多级索引结构

多级索引结构的计算核心公式

• 磁盘块可存的块号数 = 磁盘块大小 ÷ 块号大小
• 一级索引结构：文件大小 = 块号数 × 磁盘块大小
• 二级索引结构：文件大小 = (块号数 × 块号数) × 磁盘块大小
• 三级索引结构：文件大小 = (块号数 × 块号数 × 块号数) × 磁盘块大小

例子

某文件系统采用多级索引结构，若磁盘块的大小为512B，每个块号需占3B，那么根索引采用一级索引时的文件最大长度为（ ） KB：采用二级索引时的文件最大长度为（ ） KB。

根据题意，磁盘块的大小为512B，每个块号需占3B，因此一个磁盘物理块可存放512/3=170个块号。

• 根索引采用一级索引时的文件最大长度为： 170 X 512 =87040 B 约为85KB
• 根索引采用二级索引时的文件最大长度为： （170 X 170） X 512 = 289900 B 约为 14450KB

SPOOLing技术（假脱机技术）

应用场景：打印机共享 作用：将独占设备虚拟为共享设备

文件管理

位示图 ⭐

位示图的大小需要多个字 = 磁盘中物理块的数量 / 一个字可记录的物理块数量。

真题

某字长为 32 位的计算机的文件管理系统采用位示图(bitmap)记录磁盘的使用情况。若磁盘的容量为 300GB，物理块的大小为1MB，那么位示图的大小为( )个字

A.1200 B.3200 C.6400 D.9600

试题分析：

300G 的磁盘有 300×1024 = 307200 个物理块，因此总共需要 307200 位，307200/32 = 9600 字（32位系统的字长就是 32 位）。 即位示图的大小为 9600 个字。

真题

由于物理块是从0开始编号的，所以 16385号物理块是第16386块。16386/32=512.0625，所以 16385 号物理块的使用情况在位示图中的第513个字中描述。

磁盘的容量为 1000GB，物理块的大小为4MB，则磁盘共有(1000x1024/4)个物理块，一个字对应 32 个物理块，位示图的大小为1000 x 1024/(32x4) =8000 个字。 答案:C、D

真题

某文件管理系统在磁盘上建立了位示图(bitmap) ，记录磁盘的使用情况。若计算机系统的字长为32 位，磁盘的容量为300GB ，物理块的大小为4MB ，那么位示图的大小需要（ ）个字。

根据题意，计算机系统中的字长为32位，每位可以表示一个物通块的“使用”还是“未用”，一个字可记录32个物理块的使用情况。又因为磁盘的容量为300GB，物理块的大小为4MB，那么该磁盘有300*1024/4=76800个物理块，位示图的大小为76800/32=2400个字

真题

某文件系统采用位示图(bitmap)记录磁盘的使用情况。若计算机系统的字长为64位，磁盘的容量为1024GB，物理块的大小为4MB，那么位示图的大小需要（ ）个字。

根据题意计算机系统中的字长为64位，每位可以表示一个物理块的“使用”还是“未用”，一个字可记录64个物理块的使用情况。又因为磁盘的容量为1024GB，物理块的大小为4MB，那么该磁盘有1024X1024/4=262144个物理块，位示图的大小为262144/64=4096个字。

真题

某文件管理系统采用位示图.(bitmap)来记录磁盘的使用情况，若计算机系统的字长为64位，磁盘容量为512GB，物理块的大小为4MB，那么位示图的大小为（ ）个字.

512G=5121024M。所以5121024/4/ 64=2048，位示图的大小为2048个字.

真题

试题分析:

2053/32=64.156，并且位示图是从0开始的，所以选择C选项。

真题

• 在计算机系统中，若P1进程正在运行，操作系统强行撒下P1进程所占用的CPU，让具有更高优先级的进程P2运行，这种调度方式称为（ 可剥夺方式 ）。

• 在单处理机系统中，采用先来先服务调度算法。系统中有4个进程P1、P2、P3、P4 (假设进程按此顺序到达)，其中P1为运行状态，P2为就绪状态，P3和P4为等待状态，且P3等待打印机，P4等待扫描仪。若P1时间片到了，则P1、P2、P3和P4的状态应分别为（ 就绪、运行、等待和等待 ）。

• 假设系统采用PV操作实现进程同步与互斥，若有n个进程共享一台扫描仪，那么当信号量S的值为-3时，表示系统中有（ 3 ）个进程等待使用扫描仪。

• 假设某分时系统采用简单时间片轮转法，当系统中的用户数为n、时间片为q时， 系统对每个用户的响应时间T= （ n*q ）。

• 在单处理机计算机系统中有1台打印机、1台扫描仪，系统采用先来先服务调度算法。假设系统中有进程P1、P2、P3、P4,其中P1为运行状态，P2为就绪状态，P3等待打印机，P4等待扫描仪。此时，若P1释放了扫描仪，则进程P1、P2、P3、P4的状态分别为（ 运行、就绪、等待、就绪 ）。

• 假设系统中有n个进程共享3台扫描仪，并采用PV操怍实现进程同步与互斥。若系统信号量S的当前值为-1，进程P1、P2又分别执行了1次P（S）操作，那么信号量S的值应为（ -3 ）。

• 假设系统有n (n≥5) 个进程共享资源R，且资源R的可用数为5。若采用PV操作，则相应的信号量S的取值范围应为（ -(n-5)~5 ）。

• PV操作是操作系统提供的具有特定功能的原语。利用PV操作可以（ 实现资源的互斥使用 ）。

• 在支持多线程的操作系统中，假设进程P创建了线程T1、T2和T3， 那么以下叙述中错误的是（ 线程T1、T2可以共享P进程中T3的栈指针 ）。