操作系统面试内容

目录

第一部分 内存管理

一、虚拟内存

  1. 概念：基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序的一部分装入内存，而将其余部分留在外存，就可以启动程序执行。在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统将所需要的部分调入内存,然后继续执行程序。另一方面，操作系统将内存中暂时不使用的内容换出到外存上，从而腾出空间存放将要调入内存的信息。这样，系统好像为用户提供了一个比实际内存大得多的存储器，称为虚拟存储器。
  2. 局部性原理：
    • 时间局部性：如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次被执行；如果某个数据被访问过，不就之后该数据很有可能再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）
    • 空间局部性：一旦程序访问了某个存户单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的）。
  3. 特性：
    • 多次性：无需再作业运行时一次性全部装入内存，而是允许被多次调入内存。
    • 对换性：在作业运行时无需一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入、换出
    • 虚拟性：从逻辑上扩充了内存的容量，使用户看到的内存容量，远大于实际容量。

二、实现方法

1. 请求分页存储管理

  • 概念：请求分页系统建立在基本分页系统基础之上，为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。

  • 页表机制：操作系统需要知道每个页面是否已经调入内存；如果还没调入，那么也需要知道该页面在外存中存放的位置；操作系统需要通过某些指标来决定到底换出哪个页面；请求分页系统中的页表项，增加的四个字段说明如下：

    1. 状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。
    2. 访问字段A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近己有多长时间未被访问，供置换算法换出页面时参考。
    3. 修改位M：标识该页在调入内存后是否被修改过。
    4. 外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。

  • 缺页中断机构：在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生一个缺页中断，请求操作系统将所缺的页调入内存。

    1. 此时应将缺页的进程阻塞（调页完成唤醒)，如果内存中有空闲块，则分配一个块，将要调入的页装入该块，并修改页表中相应页表项
    2. 若此时内存中没有空闲块，则要淘汰某页（若被淘汰页在内存期间被修改过，则要将其写回外存)。

  • 地址变换机构：请求分页系统中的地址变换机构，是在分页系统地址变换机构的基础上，为实现虚拟内存，又增加了某些功能而形成的。

    1. 在进行地址变换时，先检索快表：若找到要访问的页，便修改页表项中的访问位（写指令则还须重置修改位)，然后利用页表项中给出的物理块号和页内地址形成物理地址。
    2. 若未找到该页的页表项，应到内存中去查找页表，再对比页表项中的状态位P，看该页是否已调入内存，未调入则产生缺页中断，请求从外存把该页调入内存。

  • 页面置换算法：

    1. 最佳置换算法(OPT)：每次选择淘汰的页面将是以后用不使用，或者最长时间内不被访问的页面，这样可以保证较低的缺页率。该算法无法实现。
    2. 先进先出(FIFO)页面置换算法：优先淘汰最早进入内存的页面，亦即在内存中驻留时间最久的页面。该算法实现简单，只需把调入内存的页面根据先后次序链接成队列，设置一个指针总指向最早的页面。但该算法与进程实际运行时的规律不适应，因为在进程中，有的页面经常被访问。
    3. 最近最久未使用(LRU)置换算法：选择最近最长时间未访问过的页面予以淘汰，它认为过去一段时间内未访问过的页面，在最近的将来可能也不会被访问。该算法为每个页面设置一个访问字段，来记录页面自上次被访问以来所经历的时间，淘汰页面时选择现有页面中值最大的予以淘汰。
    4. 时钟(CLOCK)置换算法
    5. 改进型的时钟置换算法

  • 页面分配策略：

    1. 驻留集大小：给特定的进程分配多大的主存空间
      • 固定分配局部置换。它为每个进程分配一定数目的物理块，在整个运行期间都不改变。若进程在运行中发生缺页，则只能从该进程在内存中的页面中选出一页换出，然后再调入需要的页面。实现这种策略难以确定为每个进程应分配的物理块数目：太少会频繁出现缺页中断，太多又会使CPU和其他资源利用率下降。
      • 可变分配全局置换。这是最易于实现的物理块分配和置换策略，为系统中的每个进程分配一定数目的物理块,操作系统自身也保持一个空闲物理块队列。当某进程发生缺页时，系统从空闲物理块队列中取出一个物理块分配给该进程，并将欲调入的页装入其中。
      • 可变分配局部置换。它为每个进程分配一定数目的物理块，当某进程发生缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，这样就不会影响其他进程的运行。如果进程在运行中频繁地缺页，系统再为该进程分配若干物理块，直至该进程缺页率趋于适当程度； 反之，若进程在运行中缺页率特别低，则可适当减少分配给该进程的物理块。
    2. 调入页面的时机：
      • 预调页策略。根据局部性原理，一次调入若干个相邻的页可能会比一次调入一页更高效。但如果调入的一批页面中大多数都未被访问，则又是低效的。所以就需要釆用以预测为基础的预调页策略，将预计在不久之后便会被访问的页面预先调入内存。但目前预调页的成功率仅约50%。故这种策略主要用于进程的首次调入时，由程序员指出应该先调入哪些页。
      • 请求调页策略。进程在运行中需要访问的页面不在内存而提出请求，由系统将所需页面调入内存。由这种策略调入的页一定会被访问，且这种策略比较易于实现，故在目前的虚拟存储器中大多釆用此策略。它的缺点在于每次只调入一页，调入调出页面数多时会花费过多的I/O开销。
    3. 从何处调入页面：
      • 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，以提髙调页速度。为此，在进程运行前，需将与该进程有关的文件从文件区复制到对换区。
      • 系统缺少足够的对换区空间：凡不会被修改的文件都直接从文件区调入；而当换出这些页面时，由于它们未被修改而不必再将它们换出。但对于那些可能被修改的部分，在将它们换出时须调到对换区，以后需要时再从对换区调入。
      • UNIX方式：与进程有关的文件都放在文件区，故未运行过的页面，都应从文件区调入。曾经运行过但又被换出的页面，由于是被放在对换区，因此下次调入时应从对换区调入。进程请求的共享页面若被其他进程调入内存，则无需再从对换区调入。

  • 页面抖动（颠簸）：刚刚换出的页面马上又要换入主存，刚刚换入的页面马上就要换出主存，这种频繁的页面调度行为称为抖动，或颠簸。如果一个进程在换页上用的时间多于执行时间，那么这个进程就在颠簸。

  • 工作集 (驻留集)：工作集（或驻留集）是指在某段时间间隔内，进程要访问的页面集合。经常被使用的页面需要在工作集中，而长期不被使用的页面要从工作集中被丢弃。为了防止系统出现抖动现象，需要选择合适的工作集大小。

2. 请求分段存储管理

3.请求段页式存储管理

参考链接：

第二部分 进程与线程

一、基础知识

  1. 进程：

    • 进程状态：运⾏状态（Runing）、就绪状态（Ready）、阻塞状态（Blocked）、创建状态（new）、结束状态（Exit）、挂起状态（阻塞挂起状态、就绪挂起状态）
    img

    进程状态变化

    • 进程分类：

      1. CPU密集型和I/O密集型：计算密集型任务的特点是要进行大量的计算，消耗CPU资源；IO密集型，涉及到网络、磁盘IO的任务都是IO密集型任务，CPU消耗很少，任务的大部分时间都在等待IO操作完成
      2. 交互进程、批处理进程和实时进程

    • 进程创建方式：

      1. clone()、fork() 及 vfork() 系统调用：轻量级进程是由名为 clone() 的函数创建的；传统的fork() 系统调用在Linux中使用 clone() 实现的；vfork() 系统调用在Linux中也是用 clone 实现的
      2. 进程创建方式：系统初始化（init）；正在运行的程序执行了创建进程的系统调用（比如 fork）；用户请求创建一个新进程；初始化一个批处理工作
      3. 写时复制：如果有多个呼叫者(callers)同时要求相同资源，他们会共同取得相同的指标指向相同的资源，直到某个呼叫者(caller)尝试修改资源时，系统才会真正复制一个副本(private copy)给该呼叫者，以避免被修改的资源被直接察觉到

    • 进程终结方式：正常退出；错误退出；严重错误；被其他进程杀死

    • 孤儿进程：一个父进程退出，而它的一个或多个子进程还在运行，将被init进程(进程号为1)所收养

    • 僵尸进程：一个进程使用fork创建子进程，如果子进程退出，而父进程并没有调用wait()或waitpid()获取子进程的状态信息，那么子进程的进程描述符仍然保存在系统中。

    • 孤儿进程和僵尸进程的危害：

      1. 孤儿进程不会有什么危害。
      2. 如果进程不调用wait() / waitpid()的话， 那么保留的那段信息就不会释放，其进程号就会一直被占用，但是系统所能使用的进程号是有限的，如果大量的产生僵尸进程，将因为没有可用的进程号而导致系统不能产生新的进程.。

    • PCB：进程存在的唯⼀标识

      • 包含信息：进程描述信息、进程控制和管理信息、资源分配清单、CPU 相关信息
      • 如何组织：通过链表的⽅式进⾏组织，把具有相同状态的进程链在⼀起，组成各种队列

  2. 进程和线程

    • 进程和线程的定义：
      1. 进程的定义：进程是对运行时程序的封装，是操作系统进行资源调度和分配的的基本单位。
      2. 线程的定义：线程是进程中活动的对象，是进程的子任务，是CPU调度和分派的基本单位。每个线程都拥有一个独立的程序计数器、进程栈和一组进程寄存器。
    • 进程和线程的区别
      • 线程的粒度小于进程
      • 进程是资源拥有的基本单位，线程是独立调度与独立运行的基本单位
      • 线程切换的开销远远小于进程
      • 进程在执行过程中拥有独立的内存单元，而多个线程共享进程的内存
      • 进程是资源分配的最小单位，线程是CPU调度的最小单位
      • 通信：线程通信较进程通信简单
    • 进程和线程持有的资源
      • 进程：可执行程序的代码段、打开的文件、挂起的信号、内核内部数据、处理器状态、一个或多个内存地址空间、一个或多个执行线程、存放全局变量的数据段
      • 线程：程序计数器、寄存器、进程栈

  3. 进程的上下⽂切换

    • 方式：把交换的信息保存在进程的 PCB，当要运⾏另外⼀个进程的时候，我们需要从这个进程的 PCB 取出上下⽂，然后恢复到 CPU 中，这使得这个进程可以继续执⾏
    • 进程上下文切换场景：
      1. 在CPU上运行进程的时间片耗尽，便会被操作系统挂起，调度器选择其他进程执行。
      2. 在CPU上运行进程被更高优先级的进程抢占。
      3. 在CPU上运行进程需要等待某种设备资源时。
      4. 当进程通过睡眠函数 sleep 这样的⽅法将⾃⼰主动挂起时
      5. 在CPU上运行进程的时间片尚未耗尽时，发生硬件中断，CPU中断当前执行的进程，转而去调用对应的中断处理程序处理中断。
    • 切换流程
      1. 保存进程P1的状态到进程控制块PCB1中。
      2. 移动进程P1到相应的队列，如就绪队列（ready queue）或者 设备队列（device queue）。
      3. 在内存中检索进程P2的上下文并将其加载到CPU寄存器中恢复。
      4. 更新进程的虚拟内存和用户栈。
      5. 跳转到程序计数器所指向的位置，以恢复该进程。

  4. 线程的实现：

    • 线程分类：用户级；核心级
    • ⽤户线程（User Thread）：在⽤户空间实现的线程，不是由内核管理的线程，是由⽤户态的线程库来完成线程的管理；
    • 内核线程（Kernel Thread）：在内核中实现的线程，是由内核管理的线程；
    • 轻量级进程（LightWeight Process）：在内核中来⽀持⽤户线程；
    • ⽤户线程和内核线程的对应关系：多对⼀、⼀对⼀、多对多

  5. 调度

    • 调度时机;在进程的⽣命周期中，当进程从⼀个运⾏状态到另外⼀状态变化的时候，其实会触发⼀次调度。

    • 调度原则：CPU 利⽤率、系统的吞吐率、进程的周转时间、就绪队列中进程的等待时间、响应时间

    • 调度算法：

      1. 先来先服务调度算法：每次从就绪队列选择最先进⼊队列的进程，⼀直运⾏，直到进程退出或被阻塞，才会继续从队列中选择第⼀个进程接着运⾏

      2. 最短作业优先调度算法：优先选择运⾏时间最短的进程来运⾏，这有助于提⾼系统的吞吐量。

      3. ⾼响应⽐优先调度算法：每次进⾏进程调度时，先计算「响应⽐优先级」，然后把「响应⽐优先级」最⾼的进程投⼊运⾏

        响应比优先级计算

      4. 时间⽚轮转调度算法：每个进程被分配⼀个时间段，称为时间⽚（Quantum），即允许该进程在该时间段中运⾏。

      5. 最⾼优先级调度算法：从就绪队列中选择最⾼优先级的进程进⾏运⾏

      6. 多级反馈队列调度算法：

        • 设置了多个队列，赋予每个队列不同的优先级，每个队列优先级从⾼到低，同时优先级越⾼时间⽚越短；
        • 新的进程会被放⼊到第⼀级队列的末尾，按先来先服务的原则排队等待被调度，如果在第⼀级队列规定的时间⽚没运⾏完成，则将其转⼊到第⼆级队列的末尾，以此类推，直⾄完成；
        • 当较⾼优先级的队列为空，才调度较低优先级的队列中的进程运⾏。如果进程运⾏时，有新进程进⼊较⾼优先级的队列，则停⽌当前运⾏的进程并将其移⼊到原队列末尾，接着让较⾼优先级的进程运⾏；

  6. 进程、线程和协程区别

    • 协程：协程是一种用户态的轻量级线程，协程的调度完全由用户控制。协程拥有自己的寄存器上下文和栈。协程调度切换时，将寄存器上下文和栈保存到其他地方，在切回来的时候，恢复先前保存的寄存器上下文和栈，直接操作栈则基本没有内核切换的开销，可以不加锁的访问全局变量，所以上下文的切换非常快。

    • 协程多与线程进行比较

      1. 一个线程可以有多个协程，一个进程也可以单独拥有多个协程。

      2. 线程进程都是同步机制，而协程则是异步

      3. 协程能保留上一次调用时的状态，每次过程重入时，就相当于进入上一次调用的状态（协程在子程序内部是可中断的，然后转而执行别的子程序，在适当的时候再返回来接着执行。）

    • 协程优点：

      1. 极高的执行效率：因为子程序切换不是线程切换，而是由程序自身控制，因此，没有线程切换的开销，和多线程比，线程数量越多，协程的性能优势就越明显；
      2. 不需要多线程的锁机制：因为只有一个线程，也不存在同时写变量冲突，在协程中控制共享资源不加锁，只需要判断状态就好了，所以执行效率比多线程高很多。

二、进程间通信

  1. 进程通信目的

    • 数据传输：一个进程需要将它的数据发送给另一个进程。
    • 共享数据：多个进程想要操作共享数据，一个进程共享数据。
    • 共享资源：多个进程之间共享同样的资源。
    • 进程控制：有些进程希望完全控制另一个进程的执行（如Debug进程），此时控制进程希望能够拦截另一个进程的所有缺陷和异常，并能够及时知道其状态改变。

  2. 进程通信方式

    • 管道/匿名管道 （PIPE）：实质是一个内核缓冲区，进程以先进先出的方式从缓冲区存取数据，管道一端的进程顺序的将数据写入缓冲区，另一端的进程则顺序的读出数据。
      1. 特点
        • 管道是半双工的，数据只能向一个方向流动。
        • 只能用于父子进程或者兄弟进程之间(具有亲缘关系的进程;
        • 单独构成一种独立的文件系统。
        • 数据的读出和写入：写入的内容每次都添加在管道缓冲区的末尾，并且每次都是从缓冲区的头部读出数据。
      2. 局限：
        • 只支持单向数据流；
        • 只能用于具有亲缘关系的进程之间；
        • 没有名字；
        • 管道的缓冲区是有限的
        • 管道所传送的是无格式字节流，这就要求管道的读出方和写入方必须事先约定好数据的格式。
      3. 有名管道 （FIFO）：有名管道不同于匿名管道之处在于它提供了一个路径名与之关联，以有名管道的文件形式存在于文件系统中（克服血缘进程通信）
  • 信号（Signal）
    1. 来源：硬件来源：用户按键输入Ctrl+C退出、硬件异常如无效的存储访问等。软件终止：终止进程信号、其他进程调用kill函数、软件异常产生信号
    2. 处理过程
      • 信号被某个进程产生，设置传递的对象，传递给操作系统；
      • OS选择性的发送给接收者（判断是否阻塞）
      • 目的进程接收到此信号，执行中断，完成后恢复
    • 消息（Message）队列：存放在内核中的消息链表
  • 共享内存（share memory）：共享内存的机制，就是拿出⼀块虚拟地址空间来，映射到相同的物理内存中
    - 信号量（semaphore）：是一个计数器，用于多进程对共享数据的访问，信号量的意图在于进程间同步。
    - 套接字（Socket）：不同平台上进程通信

  1. 线程通信方式

    • 锁机制：包括互斥锁/量（mutex）、读写锁（reader-writer lock）、自旋锁（spin lock）、条件变量（condition）互斥锁/量（mutex）：提供了以排他方式防止数据结构被并发修改的方法。
    • 信号量机制(Semaphore)无名线程信号量
    • 信号机制(Signal)：类似进程间的信号处理
    • 屏障（barrier）：屏障允许每个线程等待，直到所有的合作线程都达到某一点，然后从该点继续执行。

三、多线程同步

  1. 互斥：保证⼀个线程在临界区执⾏时，其他线程应该被阻⽌进⼊临界区
  2. 同步：并发进程/线程在⼀些关键点上可能需要互相等待与互通消息，这种相互制约的等待与互通信息称为进程/线程同步。
  3. 互斥与同步的实现和使⽤：
    • 锁 ：加锁、解锁操作；
    • 信号量 ：P、V 操作；
  4. 进程同步方式
    • 进程同步与互斥的软件实现方法
      1. 单标志法
  5. 线程同步方式
  6. 经典同步问题：
    • 哲学家就餐问题
    • 读者-写者问题

四、死锁

  1. 死锁条件：互斥条件；持有并等待条件；不可剥夺条件；环路等待条件；
  2. 利⽤⼯具排查死锁问题：
  3. 避免死锁：资源有序分配法，来破环环路等待条件。

五、悲观锁和乐观锁

第三部分 调度算法

一、内存⻚⾯置换算法

  1. 最佳⻚⾯置换算法：置换在「未来」最⻓时间不访问的⻚⾯。

  2. 先进先出置换算法（FIFO）：选择在内存驻留时间很⻓的⻚⾯进⾏中置换

  3. 最近最久未使⽤的置换算法（LRU）：选择最⻓时间没有被访问的⻚⾯进⾏置换

    • 实现原理：使用LinkedHashMap实现，LinkedHashMap底层就是用的HashMap加双链表实现的，而且本身已经实现了按照访问顺序的存储。此外，LinkedHashMap中本身就实现了一个方法removeEldestEntry用于判断是否需要移除最不常读取的数，方法默认是直接返回false，不会移除元素，所以需要重写该方法。即当缓存满后就移除最不常用的数。
    public class LRU<K,V> {
 
  private static final float hashLoadFactory = 0.75f;
  private LinkedHashMap<K,V> map;
  private int cacheSize;
 
  public LRU(int cacheSize) {
    this.cacheSize = cacheSize;
    int capacity = (int)Math.ceil(cacheSize / hashLoadFactory) + 1;
    map = new LinkedHashMap<K,V>(capacity, hashLoadFactory, true){
      private static final long serialVersionUID = 1;
 
      @Override
      protected boolean removeEldestEntry(Map.Entry eldest) {
        return size() > LRU.this.cacheSize;
      }
    };
  }
 
  public synchronized V get(K key) {
    return map.get(key);
  }
 
  public synchronized void put(K key, V value) {
    map.put(key, value);
  }
 
  public synchronized void clear() {
    map.clear();
  }
 
  public synchronized int usedSize() {
    return map.size();
  }
 
  public void print() {
    for (Map.Entry<K, V> entry : map.entrySet()) {
      System.out.print(entry.getValue() + "--");
    }
    System.out.println();
  }
}
    • 优缺点：当存在热点数据时，LRU的效率很好，但偶发性的、周期性的批量操作会导致LRU命中率急剧下降，缓存污染情况比较严重。

  4. 时钟⻚⾯置换算法：

  5. 最不常⽤（LFU）算法：当发⽣缺⻚中断时，选择「访问次数」最少的那个⻚⾯，并将其淘汰。

二、磁盘调度算法

  1. 先来先服务算法：先到来的请求，先被服务。如果⼤量进程竞争使⽤磁盘，请求访问的磁道可能会很分散，那先来先服务算法在性能上就会显得很差，因为寻道时间过⻓。
  2. 最短寻道时间优先算法：优先选择从当前磁头位置所需寻道时间最短的请求，但这个算法可能存在某些请求的饥饿
  3. 扫描算法算法：磁头在⼀个⽅向上移动，访问所有未完成的请求，直到磁头到达该⽅向上的最后的磁道，才调换⽅向。不会产⽣饥饿现象，但是存在这样的问题，中间部分的磁道会⽐较占便宜，中间部分相⽐其他部分响应的频率会⽐较多，也就是说每个磁道的响应频率存在差异。
  4. 循环扫描算法：只有磁头朝某个特定⽅向移动时，才处理磁道访问请求，⽽返回时直接快速移动⾄最靠边缘的磁道，并且返回中途不处理任何请求。
  5. LOOK 算法：磁头在每个⽅向上仅仅移动到最远的请求位置，然后⽴即反向移动，⽽不需要移动到磁盘的最始端或最末端，反向移动的途中会响应请求。
  6. C-LOOK 算法：磁头在每个⽅向上仅仅移动到最远的请求位置，然后⽴即反向移动，⽽不需要移动到磁盘的最始端或最末端，反向移动的途中不会响应请求。

第四部分 文件系统

一、文件存储

  1. Linux ⽂件系统组成：为每个⽂件分配两个数据结构：索引节点（index node）和⽬录项（directory entry），主要⽤来记录⽂件的元信息和⽬录层次结构。
  2. 虚拟⽂件系统：⽂件系统的种类众多，⽽操作系统希望对⽤户提供⼀个统⼀的接⼝，于是在⽤户层与⽂件系统层引⼊了中间层，这个中间层就称为虚拟⽂件系统（Virtual File System ， VFS）。
虚拟文件系统
  1. ⽂件的存储：
    • 连续空间存放⽅式：
      1. ⽂件存放在磁盘「连续的」物理空间中。这种模式下，⽂件的数据都是紧密相连，读写效率很⾼，因为⼀次磁盘寻道就可以读出整个⽂件。
      2. ⽂件头⾥需要指定「起始块的位置」和「⻓度」
      3. 有「磁盘空间碎⽚」和「⽂件⻓度不易扩展」的缺陷。
    • ⾮连续空间存放⽅式
      1. 链表⽅式：链表的⽅式存放是离散的，不⽤连续的，可以消除磁盘碎⽚，提⾼磁盘空间的利⽤率，同时⽂件的⻓度可以动态扩展。
        • 隐式链表：⽂件头要包含「第⼀块」和「最后⼀块」的位置，并且每个数据块⾥⾯留出⼀个指针空间，⽤来存放下⼀个数据块的位置。缺点在于⽆法直接访问数据块，只能通过指针顺序访问⽂件，以及数据块指针消耗了⼀定的存储空间，稳定性较差。
        • 显式链接：把⽤于链接⽂件各数据块的指针，显式地存放在内存的⼀张链接表中，该表在整个磁盘仅设置⼀张，每个表项中存放链接指针，指向下⼀个数据块号。提⾼了检索速度，⽽且⼤⼤减少了访问磁盘的次数。但也正是整个表都存放在内存中的关系，主要的缺点是不适⽤于⼤磁盘。
      2. 索引⽅式：为每个⽂件创建⼀个「索引数据块」，⾥⾯存放的是指向⽂件数据块的指针列表，另外，⽂件头需要包含指向「索引数据块」的指针
        • 优点在于：⽂件的创建、增⼤、缩⼩很⽅便；不会有碎⽚的问题；⽀持顺序读写和随机读写；
        • 缺陷之⼀就是存储索引带来的开销
      3. 链表 + 索引：在索引数据块留出⼀个存放下⼀个索引数据块的指针，当⼀个索引数据块的索引信息⽤完了，就可以通过指针的⽅式，找到下⼀个索引数据块的信息
      4. 多级索引块：通过⼀个索引块来存放多个索引数据块
    • Unix ⽂件的实现⽅式：混合索引方式，根据⽂件的⼤⼩，包含一级、二级等索引
  2. 空闲空间管理
    • 空闲表法：为所有空闲空间建⽴⼀张表，表内容包括空闲区的第⼀个块号和该空闲区的块个数，注意，这个⽅式是连续分配的。
    • 空闲链表法：使⽤「链表」的⽅式来管理空闲空间，每⼀个空闲块⾥有⼀个指针指向下⼀个空闲块。当创建⽂件需要⼀块或⼏块时，就从链头上依次取下⼀块或⼏块。反之，当回收空间时，把这些空闲块依次接到链头上。
    • 位图法：利⽤⼆进制的⼀位来表示磁盘中⼀个盘块的使⽤情况，磁盘上所有的盘块都有⼀个⼆进制位与之对应。
  3. ⽬录的存储：
    • 普通⽂件的块⾥⾯保存的是⽂件数据，⽽⽬录⽂件的块⾥⾯保存的是⽬录⾥⾯⼀项⼀项的⽂件信息。
  4. 软链接和硬链接：
    • 硬链接：多个⽬录项中的「索引节点」指向⼀个⽂件，也就是指向同⼀个 inode，硬链接是不可⽤于跨⽂件系统的，只有删除⽂件的所有硬链接以及源⽂件时，系统才会彻底删除该⽂件。
    • 软链接：相当于重新创建⼀个⽂件，这个⽂件有独⽴的 inode，但是这个⽂件的内容是另外⼀个⽂件的路径，软链接是可以跨⽂件系统的，甚⾄⽬标⽂件被删除了，链接⽂件还是在的，只不过指向的⽂件找不到了⽽已。
    • 硬链接和软链接有什么区别？

二、文件I/O

  1. 缓冲与⾮缓冲 I/O
    • 缓冲 I/O，利⽤的是标准库的缓存实现⽂件的加速访问，⽽标准库再通过系统调⽤访问⽂件。
    • ⾮缓冲 I/O，直接通过系统调⽤访问⽂件，不经过标准库缓存。
  2. 直接与⾮直接 I/O
    • 直接 I/O，不会发⽣内核缓存和⽤户程序之间数据复制，⽽是直接经过⽂件系统访问磁盘。
    • ⾮直接 I/O，读操作时，数据从内核缓存中拷⻉给⽤户程序，写操作时，数据从⽤户程序拷⻉给内核缓存，再由内核决定什么时候写⼊数据到磁盘。
  3. 阻塞与⾮阻塞 I/O VS 同步与异步 I/O
    • 阻塞与⾮阻塞 I/O：当⽤户程序执⾏ read ，线程会被阻塞，⼀直等到内核数据准备好，并把数据从内核缓冲区拷⻉到应⽤程序的缓冲区中，当拷⻉过程完成， read 才会返回。阻塞等待的是「内核数据准备好」和「数据从内核态拷⻉到⽤户态」这两个过程。
    • ⾮阻塞的 read 请求在数据未准备好的情况下⽴即返回，可以继续往下执⾏，此时应⽤程序不断轮询内核，直到数据准备好，内核将数据拷⻉到应⽤程序缓冲区， read 调⽤才可以获取到结果。
    • ⽆论是阻塞 I/O、⾮阻塞 I/O，还是基于⾮阻塞 I/O 的多路复⽤都是同步调⽤。因为它们在 read 调⽤时，内核将数据从内核空间拷⻉到应⽤程序空间，过程都是需要等待的，也就是说这个过程是同步的，如果内核实现的拷⻉效率不⾼，read 调⽤就会在这个同步过程中等待⽐较⻓的时间。⽽真正的异步 I/O 是「内核数据准备好」和「数据从内核态拷⻉到⽤户态」这两个过程都不⽤等待。

第五部分 面试题

  1. 堆和栈的区别，堆怎么存储的，在操作系统里堆和栈怎么体现，堆和栈里面分别存放什么信息？
  2. 操作系统怎么处理中断的？怎么判断是哪种类型的中断？
  3. 操作系统执行一个程序的过程？
  4. 一个进程占有哪些资源
posted @ 2021-12-22 15:40  汤十五  阅读(90)  评论(0)    收藏  举报