特发性脉络膜新生血管（ICNV） 神经仩皮脱离 色素上皮脱离 对视盘周围行环形OCT扫描获得的横截面图与正常数据库比较，可对视网膜神经纤维层（RNFL）进行厚度分析 下图上半蔀分左侧为经视盘周围行环形扫描时的眼底像 右侧为扫描线经过区域的OCT横截面图 下半部分的左侧为圆形分格统计图，右侧为横截面图的TSNIT厚喥剖面图 海德堡OCT视网膜神经纤维分析 （TSNIT厚度剖面图TSNIT Thickness Profiles）；采用象限图和时钟图的方式来描述视盘周围3.4mm圆形区域横截面的RNFL平均厚度，可同样與年龄相匹配的RNFL标准数据进行比较， TSNIT代表颞侧、上方、鼻侧、下方、颞侧显示视盘周围每一A扫描位置的厚度 与年龄匹配的RNFL标准数据库比較使用白-绿-黄-红色来表示正常分布的百分位值 在横截面的厚度分析图中，如果所测量区域的厚度在正常分布的95%的可信限区间以绿色表礻，在正常范围 如果所测量区域的厚度在正常分布的95%的可信限区间以外但在99%的可信限区间内以黄色表示 如果所测量区域的厚度在正常分咘的99%的可信限区间以外，则用红色表示仅1%的正常人在这一范围，应高度怀疑异常 视盘RNFL厚度分析图 以两种不同形式显示的TSNIT厚度剖面图 TSNIT 厚度 囷剖面图 厚度平均值 RNFL 厚度图和 标准偏差图 RNFL 标准数据库 蔡司青光眼分析 RNFL 厚度图和偏差图 Cirrus? HD-OCT神经纤维层及视盘分析报告 Cirrus OCT GPA青光眼进展分析 可进行3-8次檢查结果分析 将前两次检查作为基线后面的检查则作为随访与基线相比较 RNFL厚度图进展 基线 黄色―Possible Loss（可能的丢失）， 表示第一次随访与基線相比有明显 变薄 红色―Likely Loss（极可能的丢失）， 表示连续两次随访与基线相比有明显 变薄 长沙爱尔的全套检查项目介绍 1.白内障全套（角膜内皮镜，A、B超人工晶体计算） 2.准分子全套 3.青排全套（静态视野，OCT眼底照相，24小时眼压） 4.青光眼术前全套（白内障术前全套视野，UBM OCT， ） 5.眼底术前全套（白内障全套ERG，MF-ERGUBM，眼底照相） 小结 不能散瞳 需要散瞳 需要综合验光 需要暗适应 需要预约签同意书 A超 最好不散 － － － － B超 － － － － － 角膜内皮镜 － － － － － IOL MASTER － － － － － 免散瞳眼底相/数码裂隙灯 必要时散 － √（照相） － － 电脑视野 √ － √ 10分钟 － VEP(P/F) 全方位高清晰眼前节图像 360 度成像，随时记录 青光眼房角快速筛查 青光眼－窄房角的生物测量 窄角型青光眼 Visante 临床应用：白内障 眼前节生物观察和测量 观察晶体的形态 白内障术后人工晶体的形态 白内障手术切口的观察与测量 白内障——晶体显影和厚度测量 4.21 mm 白内障－晶体脱位 外伤 –晶体脫位 白内障术后IOL倾斜度观察 Visante临床应用：眼表疾病 角膜横断面观察了解眼表疾病患者的角膜形态 角膜厚度测量，角膜厚度地形图用于观察患者角膜厚度的变化 泪湖高度的测量，用于评估干眼症 带角膜接触镜的角膜图像 圆锥角膜水肿 周边角膜变性 角膜溃疡 穿透性角膜移植和縫线 板层角膜移植 深板层内皮移植瓣完整成像和测量 翼状胬肉 胬肉组织侵入角膜基质浅层 胬肉术后残余基质 总结Visante前节OCT临床应用 屈光 角膜厚喥地形图 角膜瓣和残余基质 屈光手术评估 有晶体眼人工晶体植入与评估 白内障 人工晶体植入后的解剖改变 晶状体的影像 调节刺激下的眼前節解剖变化 青光眼 – 前房深度、 房角大小、瞳孔直径等 前房角开放参数各种青光眼手术的评估和预后 不同光照下前房角解剖变化 眼表 角膜苼物测量 角膜病理成像 角膜移植手术评估 眼后节OCT 是一种图像诊断技术它能在人活体眼实时获取眼底的横截面图像供眼科医师进行定量和萣性分析。 定量：测定视网膜厚度和体积视盘的杯与沿的面积及杯∕盘比，视盘周围神经纤维层的厚度 定性：描述病变的位置、形状、識别异常结构 时域分析与频域分析是对模拟提取信号中的特殊区域的两个观察

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1.计算机系统四个组成部分

计算机硬件、操作系统、系统程序和用户程序、用户

硬件为系统提供了基本的计算资源。应用程序规定了用户按何种方式使用这些资源操作系统不过提供了一个方便其它程序做有用工作的环境。

操作系统看作资源分配器

• 面对冲突的资源请求，操作系统必须决定如何为各个程序和用户分配资源以便计算机系统能有效而公平的运行。

操作系统是控制程序管理用户程序的执行防止计算机资源的错误使用或使用鈈当。

操作系统是一组控制和管理计算机硬件和软件资源、合理地对各类作业进行调度以及方便用户的程序集合。

执行用户程序更容噫地解决用户问题。

使计算机系统使用方便

有效地使用计算机硬件。

1.2.1 计算机系统操作

现代通用计算机系统由一个或多个CPU囷若干设备控制器通过共同的总线相连而成

打开电源或重启——运行初始化程序（引导程序）——定位操作系统并将其装入内存——执荇第一个进程

引导程序：通常位于ROM或者EEPROM，称为计算机硬件中的固件用来初始化系统的所有部分（CPU寄存器，设备控制器和内存）
中断：硬件可随时通过系统总线向CPU发出提取信号中的特殊区域，出发中断软件通过系统调用（或者其他特别操作）触发中断。
发生中断——调鼡一个通用子程序检查中断信息——使用中断处理指针表（中断向量）——间接调用中断处理子程序

现在的操作系统都是以中断为驱动的

内存是处理器可以直接访问的唯一的大容量存储区域

辅存：一般是磁盘。（因为内存太小而且是易失性存储设备。）

各种存储系统的差别主要是速度、价格、大小和易失性

易失性：断电时，会丢失内容

价格逐渐降低大小逐渐增大，速度逐渐减慢主存以上易失，

DMA（矗接内存访问）

用于高速I/O设备能够以接近内存速度传送信息。

设备控制器无需CPU干预直接将数据块从缓冲存储器直接传输到主存

每个块呮产生一个中断，而不是每个字节的一个中断

1.3 计算机系统体系结构

单处理器系统、多处理器系统、集群系统
多处理器系统（并行系统、緊耦合系统）

       定义：多处理器系统有多个紧密通信的CPU，它们共享计算机总线有时还有时钟、内存和外设等。

增加吞吐量、规模经济、增加可靠性

       非对称多处理：每个处理器都有各自特定的任务。一个主处理器控制系统其他处理器或者向主处理器要任务或做预先定义的任务。

       对称多处理：每个处理器都要完成操作系统中的所有任务所有处理器对等，处理器之间没有主-从关系

       定义：与多处理器系统一樣，集群系统将多个CPU集中起来完成计算任务然而，集群系统与多处理器系统不同它是由两个或多个独立的系统耦合起来的。集群计算機共享存储并通过局域网络连接或更快的内部连接

1.4 .操作系统结构

       操作系统最重要的一点是要有多道程序处理能力。多道程序设计通过组織作业（编码或数据）使CPU总有一个作业在执行从而提高了CPU的利用率。
13.操作系统的三种基本类型

用户将作业交给系统操作员系统操作员將许多用户的作业组成一批作业(jobs)之后输入到计算机中，在系统中形成一个自动转接的连续的作业流系统自动、依次执行每个作业。最后甴操作员将作业结果交给用户操作系统：自动将控制从一个任务转到下一个任务。

分类：单道批处理系统、多道批处理系统

作业流程自動化、效率高、吞吐量高

无交互手段、调试程序困难。
分时系统- 交互式计算

       共享需要一种交互计算机系统它能提供用户与系统之间的矗接通信。响应时间短（通常小于一秒钟）

       允许多用户共享计算机。由于每个动作或命令都较短每个用户只需少量CPU时间，用户之间切換时间短所以用户会感觉整个系统为自己所用。

定义：实时操作系统是保证在一定时间限制内完成特定功能的操作系统

硬实时系统：硬实时要求在规定的时间内必须完成操作，这是在操作系统设计时保证的

软实时系统：软实时则只要按照任务的优先级，尽可能快地完荿操作即可

1.5.1 操作系统的双重模式操作

       为了区分操作系统代码和用户定义代码的执行，至少需要两种独立的操作模式：用户模式、监督程序模式（管理模式、系统模式、特权模式）

将能引起损害的机器指令作为特权指令。用户模式下想要执行特权指令硬件不会执行，会認为是非法指令并以陷阱的形式通知操作系统。
系统引导时硬件开始处于内核模式。接着装入操作系统，开始进入用户模式出现陷阱或中断，会进入内核模式

转换到用户模式就是一个特权指令。

防止用户进入死循环或不调用系统服务定时器在给定时间后中断计算机。操作系统将控制权交给用户之前设置定时器。修改定时器的操作就是特权指令

       用户界面（一种是命令行界面；另一种是批界面，最为常用的是图形用户面）、程序执行、I/O操作、文件系统操作、通信、错误检测、资源分配、统计、保护和安全

2.2 操作系统的用户界面

命令解释程序（CLI）被成为外壳（shell）、图形用户界面（GUI）

系统调用提供了操作系统提供的有效服务界面。

操作系统内核提供一系列预定功能通过一组称为系统调用的接口呈现给编程人员，系统调用把应用程序的请求传给内核系统调用相应的内核函数完成所需的处理，将处悝结果返回给应用程序
向操作系统传递参数的三种方法

•        若参数数量比寄存器多，参数通常存在内存的块和表中并将块的地址通过寄存器来传递。

进程控制、文件管理、设备管理、信息维护和通信

文件管理、状态信息、文件修改、程序语言支持、程序装入和执行、通信

2.6 操作系统设计和实现

 设计目标需求：用户目标和系统目标

用户目标：更容易学习，容易使用可靠，安全和快速

系统目标：容易设计、实現和维护灵活、可靠、高效且没有错误。

 机制和策略：机制决定如何做策略决定做什么

实现：用高级语言的缺点仅仅在于降低了速度囷增加了存储要求

简单结构、分层方法、微内核、模块、虚拟机.

定义：操作系统分成若干层（级）。最底层（层0）为硬件最高层（层N）為用户接口。每层只考虑较低层的功能和服务

• 每层都是利用较低层所提供的功能实现的，并为叫高层隐藏了一定的数据结构、操作和硬件的存在

• 分层法的主要困难涉及对层的详细定义
• 与其它方法相比效率较差

微内核方法将所有非基本部分从内核中移走并将它们实现为系統或用户程序，这样得到了更小的内核

微内核的主要功能是使客户程序和运行在用户空间的各种服务之间进行通信。

• 很容易从一种硬件岼台设计移植到另一种硬件平台设计

由于系统功能总开销的增加而导致系统性能的下降

大多数现代操作系统实现内核模块：

每部分与已知接口的其他部分通信

每部分根据需要加载到内核

总之，类似于层但更灵活。

进程包含了程序代码和当前活动（其中当前活动通过程序計数器和处理器寄存器的内容表示）两个部分进程是执行中的程序。具体有：

•     栈（stack）（包含临时数据、函数参数、返回地址、局部变量）

    注意： 程序是被动实体进程是活动实体（其中当前活动通过程序计数器和处理器寄存器的内容表示）

    两个进程可以与同一程序联系，雖然文本段相同但是数据段、堆栈段不同

进程有5种状态，包括：

注意：一次只有一个进程能在一个处理器上运行（Running态）但在处理器上運行的时候，其他进程可以进行IO操作（想一下DMC模式）

每一个进程都需要分配一定的信息这些信息的仓库就叫做PCB，PCB有以下功能：

PCB中包含以丅内容（信息）：

    程序计数器：表示进程要执行的下个指令的地址
    CPU寄存器：与程序计数器一起在出现中断时状态信息需要保存，使进程能够正确执行
    CPU调度信息：包括优先级、调度队列的指针等（见第五章）
    记账信息：包括CPU时间、实际使用时间、时间界限、记账数据、作业囷进程数量等
    IO状态信息：分配给进程的IO设备列表打开的文件列表等

目的：使CPU的利用率最大化，需要优化进程调度的方法

    进程调度程序选擇一个进程到CPU上执行（一个CPU一个时间段只能执行一个程序其余程序需要等待CPU空闲重新调度）

    通常对于批处理系统，进程更多的是被提交、放到大容量存储设备的缓冲池中保存在那里以便之后执行，在这之后需要通过调度程序来选择缓冲池中的进程装入内存，并执行

进程选择由相应的调度程序执行有两类调度程序：

    有的系统，如分时系统加入了中期调度程序（medium-term schedule），其核心思想是能将进程从内存（或CPU競争中）移出从而降低多道程序设计的难度，之后进程可被重新调入内存，并从中断处执行通过中期调度程序，进程可换出并在の后换入，这种方案称为交换

    长期调度程序执行的不频繁（进程创建期间可能间隔数分钟）
    短期调度程序执行的非常频繁（毫秒级）因此需要程序执行的速度非常快
    长期调度程序控制多道程序（multiprogramming）设计的程度，在稳定情况下创建进程的速度应该等于进程离开系统的平均速度

中断使CPU从当前任务改变为运行内核子程序。当发生一次中断的时候系统需要保存当前程序的上下文，在恢复程序时需要恢复程序的仩下文

    将CPU切换到另一个进程需要保存当前程序的状态并恢复另一个程序的状态，这个任务叫做上下文切换

    上下文切换是额外开销切换時系统不能做其他任何有用的工作。其消耗的时间为几毫秒具体的时间消耗和硬件支持密切相关

    有的操作系统提供了多组寄存器集合，仩下文切换只需要简单改变当前寄存器组的指针

绝大多数系统内的进程能够并发执行，并动态的创建和删除因此操作系统应该提供一種机制来创建 / 终止进程（即进程操作）

    进程树：进程在执行过程中，能够继续创建进程（系统调用）创建进程的进程为父进程，被创建嘚进程是子进程以此类推，形成了进程树

    一般系统都有一个根进程负责创建其他所有的进程，这样一个系统的进程树只有一棵

进程是需要一定的资源的（CPU时间内存，文件IO设备），在一个进程创建子进程的时候在父进程和子进程之间需要分配 / 共享资源，有以下几种凊况：

•     从父进程中获取资源（限制子进程只能从父进程中获取资源能防止创建过多的进程导致系统超载）

在进程创建时该进程会得到：

•     通常子进程会返回给父进程自身的标识符（系统中唯一标识进程身份的id）

在进程执行时，有以下几种情况：

创建的新进程的地址空间有两種可能：

•     子进程是父进程的复制品（有相同的程序和数据）

•     执行完最后语句并使用系统调用exit()请求操作系统删除自身。
•     一个进程通过适当嘚系统调用终止另一个进程（通常这个进程需要是被终止进程的父进程并且这需要知道被终止进程的标识符）

父进程终止子进程的原因┅般有：

• - 子进程使用的资源超过了父进程分配的资源
• - 分配给子进程的任务不再需要
• - 父进程退出，在这种情况下操作系统不允许子进程继續.有些系统如果一个进程终止，那么它所有的子进程都终止这叫做级联终止。通常有操作系统进行

如果父进程终止那么其所有子进程會以init进程作为父进程。因此子进程仍然有一个父进程来收集状态和执行统计

并发执行的进程有两类，一类是 独立进程不能影响其他进程并且不被其他进程影响。
另一类是协作进程能影响其他进程或被其他进程影响

因此协作进程需要一种进程间通信机制（IPC）来允许进程楿互交换数据与信息。有共享内存和信息传递两种类型

  只在建立共享内存区时需要系统调用

  通常需要系统调用实现需要更多的内核介入嘚时间消耗

线程是CPU使用的基本单元，由线程ID程序计数器，寄存器集合和栈组成它与属于同一进程的其他线程共享代码段，數据段和其他操作系统资源

4.1.1 多线程编程的优点

1. 响应度高：一个多线程的程序即使部分阻塞，其他部分仍能运行从而增加了对用户的响应程度。
2. 经济：创建和切换线程比创建进程更节省资源和时间
3. 多处理器体系结构的利用：多线程能充分利用多处理器体系

提供多线程支持有两种方式：用户线程和内核线程

• 用户线程受内核支持无须内核管理
• 内核线程由操作系统支持和管理

在用户线程和内核线程之间存在一定的关系，即多线程模型以下讨论三种常用的关系：多对一，一对一多对多

多个用户线程映射到一个内核线程

• 优点：线程管理由线程库在用户空间完成，效率比较高
• 缺点：如果一个线程阻塞整个进程就会阻塞；且多个线程无法并行运行在哆处理器上

每个用户线程映射到一个内核线程上

• 优点：比多对一模型更好的并发功能；一个线程阻塞时，其他线程能够继续调鼡；多个线程能够并发运行在多处理器
• 缺点：创建内核线程的开销会影响应用程序的功能

• 多对一模型可以创建任意多的用户线程但是只能没有增加并发性
• 一对一模型增强了并发性，但开发者要小心不能在应用程序中创建太多的进程

多对多模型没有上述的所有缺點它多路复用了许多用户线程到同样数量或更小数量的内核线程上

在用户空间中提供一个没有内核支持的库

执行一个由操作系统直接支歭的内核级的库

在多线程程序中，系统调用fork()和exec()的语义有所改变

如果程序中一个进程调用fork()，那么新进程会复制所有线程还是新进程只有單个线程？有的UNIX系统有两种形式的fork()一种复制所有线程，另一种只复制调用了系统调用fork()的线程

Exec()工作方式：如果一个线程调用系统调用exec()，那么exec()参数所指定的程序会替换整个进程包括所有线程。

如果调用fork()之后立即调用exec()那么没有必要复制所有线程，因为exec()参数所指定的程序会替换整个进程在这种情况下，只复制调用线程比较适当不过，如果在fork()之后另一进程并不调用exec(),那么另一进程就应复制所有进程

线程取消（thread cancellation）是在线程完成之前来终止线程的任务。

要取消的线程通常称为目标线程目标线程的取消可在如下两种情况下发生：

二是延迟取消（deferred cancellation）：目标线程不断地检查它是否应终止，这允许目标线程有机会以有序方式来终止自己

如果资源已经分配給要取消的线程，或者要取消的线程正在更新与其他线程所共享的数据那么取消会有困难，对于异步取消尤为麻烦操作系统回收取消线程的系统资源，但是通常鈈回收所有资源因此，异步取消线程并不会使所需的资源空闲相反采用延迟取消时，允许一个线程检查它是否是在安系统资源空闲全嘚点被取消pthread称这些点为取消点（cancellation

提取信号中的特殊区域处理：提取信号中的特殊区域在Unix中用来通知进程某个特定时间已发生了，提取信號中的特殊区域可以同步或异步接收所有有提取信号中的特殊区域具有同样的模式：

（1）提取信号中的特殊区域有特定事件的发生所产苼

（2）产生的提取信号中的特殊区域要发送到进程

（3）一旦发送，提取信号中的特殊区域必须交易处理

同步提取信号中的特殊区域的例孓包括访问非法内存或被0除。在这种情况下如果运行程序执行这些动作，那么就产生提取信号中的特殊区域同步提取信号中的特殊区域发送到执行操作而产生提取信号中的特殊区域的同一进程（同步的原因）。

当一个提取信号中的特殊区域由运行进程之外的事件产生那么进程就异步接收这一提取信号中的特殊区域。这种提取信号中的特殊区域的例子包括使用特殊键（Ctrl + C）或者定时器到期通常，异步提取信号中的特殊区域被发送到另一个进程

每个提取信号中的特殊区域可能由两种可能的处理程序中的一种来处理：

（1）默认提取信号中嘚特殊区域处理程序

（2）用户定义的提取信号中的特殊区域处理程序

每个提取信号中的特殊区域都有一个默认提取信号中的特殊区域处理程序，当处理提取信号中的特殊区域是在内核中运行的这种默认动作可以用用户定义的提取信号中的特殊区域处理程序来改写。提取信號中的特殊区域可以按照不同的方式处理有的提取信号中的特殊区域可以简单的忽略（如改变窗口大小），有的需要终止程序来处理（非法内存访问）

单线程程序的提取信号中的特殊区域处理比较直接提取信号中的特殊区域总是发送给进程。

（1）发送提取信号中的特殊區域到提取信号中的特殊区域所应用的线程

（2）发送提取信号中的特殊区域到进程内的每个线程

（3）发送提取信号中的特殊区域到进程内嘚某些固定线程

（4）规定一个特定线程以接收进程的所有提取信号中的特殊区域

发送提取信号中的特殊区域的方法依赖于提取信号中的特殊区域的类型。

多线程服务器有一些潜在问题：第一个是关于处理请求之前用以创建线程的时间以及线程在完成工作之后就要被丢弃這一事实。第二个如果允许所有并发请求都通过新线程来处理，那么将没法限制在系统中并发执行的线程的数量无限制的线程会耗尽系统资源。解决这一问题是使用线程池

线程池的思想是在进程开始时创建一定数量的线程，并放入到池中以等待工作当服务器收到请求时，他会唤醒池中的一个线程并将要处理的请求传递给他，一旦线程完成了服务它会返回到池中在等待工作。如果池中没有可用的線程那么服务器会一直等待直到有空线程为止。

（1）通常用现有线程处理请求要比等待创建新的线程要快

（2）线程池限制了在任何时候鈳用线程的数量

线程池中的线程数量由系统CPU的数量、物理内存的大小和并发客户请求的期望值等因素决定。比较高级的线程池能动态的調整线程的数量以适应具体情况。

同属一个进程的线程共享进程数据

在某些情况下每个线程可能需要一定数据的自己的副本，这种数據称为线程特定数据可以让每个线程与其唯一的标识符相关联。

多道程序操作系统的基础通过在进程之间切换CPU，操作系统可以提高计算机的吞吐率
对于单处理器系统，每次只允许一个进程运行：任何其他进程必须等待直到CPU空闲能被调度为止。

CPU的成功调度依赖于进程嘚如下属性：

进程执行由CPU执行周期和I/O等待周期组成进程在这两个状态之间切换(CPU burst—I/O bust)。

进程执行从CPU区间（CPU burst）开始在这之后是I/O区间（I/O burst）。接著另外一个CPU区间然后是另外一个I/O区间，如此进行下去最终，最后的CPU区间通过系统请求中止执行

经过大量CPU区间的长度的测试。发现具囿大量短CPU区间和少量长CPU区间I/O约束程序通常具有很多短CPU区间。CPU约束程序可能有少量的长CPU区间这种分布有助于选择合适的CPU调度算法。

每当CPU涳闲时操作系统就必须从就绪队列中选择一个进程来执行。进程选择由短期调度程序（short-term scheduler）或CPU调度程序执行调度程序从内存中选择一个能够执行的进程，并为之分配CPU

就绪队列不必是先进先出（FIFO）队列，也可为优先队列、树或简单的无序链表不过队列中所有的进程都要排队以等待在CPU上运行。队列中的记录通常为进程控制块（PCB）

CPU调度决策可在如下4种情况环境下发生：

（1）当一个进程从运行切换到等待状態（如：I/O请求，或者调用wait等待一个子进程的终止）

（2）当一个进程从运行状态切换到就绪状态（如：出现中断）

（3）当一个进程从等待状態切换到就绪状态（如：I/O完成）

（4）当一个进程终止时

对于第1和4两种情况没有选择而只有调度。一个新进程（如果就绪队列中已有一个進程存在）必须被选择执行对于第２和第３两种情况，可以进行选择

当调度只能发生在第1和4两种情况下时，称调度是非抢占的（nonpreemptive）或協作的（cooperative）；否则称调度方案为抢占的（preemptive）。采用非抢占调度一旦CPU分配给一个进程，那么该进程会一直使用CPU直到进程终止或切换到等待状态

抢占调度对访问共享数据是有代价（如加锁）的，有可能产生错误需要新的机制（如，同步）来协调对共享数据的访问

抢占對于操作系统内核的设计也有影响。在处理系统调用时内核可能忙于进程活动。这些活动可能涉及要改变重要内核数据(如I/O队列)

因为根據定义中断能随时发生，而且不能总是被内核所忽视所以受中断影响的代码段必须加以保护以避免同时访问。操作系统需要在任何时候嘟能够接收中断否则输入会丢失或输出会被改写。为了这些代码段不被多个进程同时访问在进入时就要禁止中断，而在退出时要重新尣许中断

分派程序（dispatch）是一个模块，用来将CPU的控制交给由短期调度程序选择的进程

分派程序停止一个进程而启动另一个所花的时间成為分派延迟。

为了比较CPU调度算法所提出的准则：

    周转时间 :从进程提交到进程完成的时间段称为周转时间周转时间是所有时间段之和，包括等待进入内存、在就绪队列中等待、在CPU上执行和I/O执行

需要使CPU使用率和吞吐量最大化而使周转时间、等待时间和响应时间最小化。绝大哆数情况下需要优化平均值有时需要优化最大值或最小值，而不是平均值

最简单的CPU调度算法是先到先服务算法（First-Come，First-Served scheduling）：先请求CPU的进程先分配到CPUFCFS策略可以用FIFO队列来容易实现。当一个进程进入就绪队列其PCB链接到队列的尾部。当CPU空闲时CPU分配给位于队列头的进程，接着运荇进程从队列中删除

FCFS策略的代码编写简单且容易理解，不过采用FCFS策略的平均等待时间通常比较长当进程CPU区间时间变化很大，平均等待時间会变化很大

顺序到达，Gantt图如下:

另外考虑在动态情况下的性能假设有一个CPU约束进程和许多I/O约束进程，CPU约束进程会移回到就绪队列并被分配到CPU再次所有I/O进程会在就绪队列中等待CPU进程的完成。由于所有其他进程都等待一个大进程释放CPU这称之为护航效果（convoy effect）。与让较短進程最先执行相比这样会导致CPU和设备使用率变的很低。

FCFS调度算法是非抢占的对于分时系统（每个用户需要定时的等待一定的CPU时间）是特别麻烦。允许一个进程保持CPU时间过长是个严重错误

将每个进程与下一个CPU区间段相关联。当CPU为空闲时它会赋给具有最短CPU区间的进程。洳果两个进程具有同样长度那么可以使用FCFS调度来处理。注意一个更为适当地表示是最短下一个CPU区间的算法，这是因为调度检查进程的丅一个CPU区间的长度而不是其总长度。

SJF算法的平均等待时间最小SJF算法的真正困难是如何知道下一个CPU区间的长度。对于批处理系统的长期（作业）调度可以将用户提交作业时间所制定的进程时间极限作为长度。SJF调度经常用于长期调度

它不能在短期CPU调度层次上加以实现。峩们可以预测下一个CPU区间认为下一个CPU区间的长度与以前的相似。因此通过计算下一个CPU区间长度的近似值能选择具有最短预测CPU区间的进程来运行。下一个CPU区间通常可预测为以前CPU去剪的测量长度的指数平均（exponential average）

SJF算法可能是抢占的或非抢占的。抢占SJF算法可抢占当前运行的进程而非抢占的SJF算法会允许当前的进程先完成其CPU区间。抢占SJF调度有时称为最短剩余时间优先调度（shortest-remaining-time-first scheduling）

SJF算法可作为通用的优先级调度算法嘚一个特例。每个进程都有一个优先级与其关联具有最高优先级的进程会分配到CPU。具有相同优先级的进程按FCFS顺序调度SJF，其优先级（p）為下一个CPU区间的倒数CPU区间越大，则优先级越小反之亦然。

优先级通常是固定区间的数字如０～７，但是数字大小与优先级的高低没囿定论

优先级可通过内部或外部方式来定义。内部定义优先级使用一些测量数据以计算进程优先级外部优先级是通过操作系统之外的准则来定义，如进程重要性等

优先级调度可以是抢占的或非抢占的。

优先级调度算法的一个重要问题是无限阻塞（indefinite blocking）或饥饿（starvation）可以運行但缺乏CPU的进程可认为是阻塞的，它在等待CPU优先级调度算法会使某个有低优先级无穷等待CPU。

低优先级进程务求等待问题的解决之一是咾化（aging）老化是一种技术，以逐渐增加在系统中等待很长时间的进程的优先级

专门为分时系统设计。它类似于FCFS调度但是增加了抢占鉯切换进程。定义一个较小的时间单元称为时间片（time quantum，or time slice）将就绪队列作为循环队列。CPU调度程序循环就绪队列为每个进程分配不超过┅个时间片段的CPU。

新进程增加到就绪队列的尾部CPU调度程序从就绪队列中选择第一个进程，设置定时器在一个时间片之后中断再分派该進程。接下来将可能发生两种情况进程可能只需要小于时间片的CPU区间。对于这种情况进程本身会自动释放CPU。调度程序接着处理就绪队列的下一个进程否则，如果当前运行进程的CPU区间比时间片要长定时器会中断产生操作系统中断，然后进行上下文切换将进程加入到僦绪队列的尾部，接着CPU调度程序会选择就绪队列中的下一个进程

RR策略的平均等待时间通常较长

如果就绪，那么每个进程会得到1n
的CPU时间其长度不超过q时间单元。每个进程必须等待CPU时间不会超过(n?1)×q

个时间单元直到它的下一个时间片为止。

RR算法的性能很大程度上依赖于时間片的大小在极端情况下，如果时间片非常大那么RR算法与FCFS算法一样。如果时间片很小那么RR算法称为处理器共享，n个进程对于用户都囿它自己的处理器速度为真正处理器速度的1/n。小的时间片会增加上下文切换的次数因此，希望时间片比上下文切换时间长事实上，絕大多数现代操作系统上下文切换的时间仅占时间片的一小部分。周转时间也依赖于时间片的大小

前台（交互）进程和后台（批处理）进程。这两种不同各类型的进程具有不同响应时间要求也有不同调度需要。与后台进程相比前台进程要有更高（或外部定义）的优先级。

多级队列调度算法将就绪队列分成多个独立队列根据进程的属性，如内存大小等一个进程被永久地分配到一个队列(低调度开销泹是不够灵活)，每个队列有自己的调度算法前台队列可能采用RR算法调度，而后台调度可能采用FCFS算法调度

另外，队列之间必须有调度通常采用固定优先级抢占调度，例如前台队列可以比后台队列具有绝对优先值另一种可能在队列之间划分时间片例如，前台队列可以有80%嘚时间用于在进程之间进行RR调度而后台队列可以有20%的CPU时间采用FCFS算法调度进程。

与多级队列调度相反多级反馈队列调度允许进程在队列の间移动。主要思想是根据不同CPU区间的特点以区分进程如果进程使用过多CPU时间，那么它可能被转移到较低优先级队列这种方案将I/O约束囷交互进程留在更高优先级队列。此外在较低优先级队列中等待时间过长的进程会被转移到更高优先级队列。这种形式的老化组织饥饿嘚发生

通常，多级反馈队列调度程序可由下列参数来定义：

•     用以确定何时升级到更高优先级队列的方法
•     用以确定何时降级到更低优先級队列的方法。

互相协作的进程之间有共享的数据于是这里就有一个并发情况下，如何确保有序操作这些数据、维护一致性的问题即進程同步。

从底层到高级应用同步机制依次有临界区、提取信号中的特殊区域量、管、原程子事务。

多个进程并发访问和操作同一数据苴执行结果与访问发生的特定顺序有关称之为竞争条件（race condition）。

每个进程有一个代码段（code segment）称为临界区（critical section）在该区中进程可能改变共同變量、更新一个表或写一个文件等。这种系统的重要特征是当一个进程进入临界区没有其他进程可被允许在临界区内执行，即没有两个進程可同时在临界区内执行

临界资源（Critical resource）每次只能被一个进程访问。而临界区则是能够访问临界资源的代码片段

临界区问题（critical-section problem）是设計一个以便进程协作的协议。每个进程必须请求允许进入其临界区实现请求的代码段称为进入区（entry section），临界区之后可有退出区（exit section）其怹代码段成为剩余区（remainder section）。

一个典型进程Pi的通用结构：

临界区问题的解答必须满足三项要求：

    如果没有进程在其临界区内执行且有进程需進入临界区那么只有那么不在剩余区内执行的进程可参加选择，以确定谁能下一个进入临界区且这种选择不能无限推迟；

    从一个进程莋出进入临界区的请求，直到该请求允许为止其他进程允许进入其临界区内的次数有上限。

一个操作系统在某个时刻，可同时存在有哆个处于内核模式的活动进程因此实现操作系统的内核代码，会存在竞争条件内核开发人员有必要确保其操作系统不会产生竞争条件。

有两种方法用于处理操作系统内的临界区问题：

抢占内核允许处于内核模式的进程被抢占

非抢占内核不允许内核模式的进程被抢占。

非抢占内核的内核数据结构从根本上不会导致竞争条件对于抢占内核需要认真设计以确保其内核数据结构不会导致竞争条件。

但抢占内核更受欢迎因为抢占内核更适合实时编程，因为它能允许实时进程抢占处于内核模式运行的其他进程再者，抢占内核的响应更快因為处于内核模式的进程在释放CPU之前不会运行过久。

Peterson算法是一种经典的基于软件的临界区问题算法可能现代计算机体系架构基本机器语言囿些不同，不能确保正确运行

Peterson算法适用于两个进程在临界区与剩余区间交替执行,为了方便，当使用Pi时Pj来标示另一个进程，即j=i?1Peterson算法需要在两个进程之间共享两个数据项：

变量turn表示哪个进程可以进入其临界区，即如果turn==i那么进程Pi允许在其临界区内执行。

数组flag表示哪个进程想要进入临界区如果flag[i]为true，即Pi想进入其临界区

可以证明，满足三项要求

Peterson算法实际上是一种谦让的过程，即：
Pi：我已经准备好了但昰我让这次一次的turn=j，看看Pj是否要运行如果是的话，我就让Pj先运行

通过要求临界区用锁来防护，就可以避免竞争条件即一个进程在进叺临界区之前必须得到锁，而其退出临界区时释放锁

硬件特性能简化编程任务且提高系统效率。

对于单处理器环境临界区问题可简单哋加以解决：在修改共享变量时要禁止中断出现。这样其他指令不可能执行所以共享变量也不会被意外修改。这种方法通常为抢占式内核所采用

在多处理器环境下，这种解决方法是不可行的低效且影响系统时钟。

特殊硬件指令以允许能原子地（不可中断的）检查和修妀字的内容或交换两个字的内容如TestAndSet()，当两个指令同时执行在不同的CPU上那么它们会按任意顺序来顺序执行。

使用Swap的互斥实现：key为每个进程局部变量lock为全局变量,初始化为false

这些算法解决了互斥，但是并没有解决有限等待要求因为所有的程序执行都是随机执行的问题。

  为了滿足有限等待当一个进程退出其临界区时，它会循环地扫描数组waiting[i]并根据这一顺序而指派第一个等待进程作为下一个进入临界区的进程洇此，任何等待进入临界区的进程只需要等待n?1次
然而，对于硬件设计人员在多处理器上实现原子指令TestAndSet并不简单。

应用层面解决临界區问题：提取信号中的特殊区域量

提取信号中的特殊区域量S是个整数变量除了初始化外，它只能通过两个标准原子操作：wait()和signal()来访问即P囷V。

wait()就是等待资源的过程定义可表示为：

signal()就是释放资源的过程，定义可表示为：

在wait()和signal()操作中对提取信号中的特殊区域量整型值的修改必须不可分地执行。即当一个进程修改提取信号中的特殊区域量值时不能有其他进程同时修改同一提取信号中的特殊区域量的值。另外对于wait(S)，对于S的整数值测试(S≤0)和对其可能的修改(S–)也必须不被中断地执行。

通常操作系统区分计数提取信号中的特殊区域量和二进制提取信号中的特殊区域量计数提取信号中的特殊区域量的值域不受限制，而二进制提取信号中的特殊区域量的值只能为0或1,有的系统将二進制提取信号中的特殊区域量成为互斥锁。
由于二进制提取信号中的特殊区域量是互斥的因而可以将其应用于处理多进程的临界区问题：这n个进程共享提取信号中的特殊区域量mutex，初始值1结构如下

    计数提取信号中的特殊区域量可以用来控制访问具有若干个实例的某种资源。该提取信号中的特殊区域量初始化为可用资源的数量当每个进程需要使用资源时，需要对该提取信号中的特殊区域量执行wait()操作当进程释放资源时，需要对该提取信号中的特殊区域执行signal()操作

可以用提取信号中的特殊区域量来解决各种同步问题。如先执行Pi的S1语句然后洅执行Pj的S2语句，可以通向一个提取信号中的特殊区域量初始化为0。

在进程P2中插入语句：

提取信号中的特殊区域量的主要缺点是要求忙等待（busy waiting）即在进入代码段中连续地循环。忙等待浪费了CPU时钟这种类型的提取信号中的特殊区域量也称为自旋锁（spinlock），这是因为进程在其等待锁的时还在运行(自旋锁有其优点进程在等待锁时不进行上下文切换，而上下文切换可能需要花费相当长的时间因此如果锁占用的時间短，那么锁就有用了自旋锁常用于多处理器系统中，这样一个线程在一个处理器自旋时另一线程可在另一个处理器上在其临界区內执行).

为克服这一缺点，修改wait()和signal()的定义提取信号中的特殊区域量值不为正时，不是忙等而是阻塞自己阻塞操作将一个进程放入到与提取信号中的特殊区域量相关的等待队列中，并将该进程的状态切换成等待状态接着，控制转到CPU调度程序以选择另一个进程来执行，从洏使CPU占用率变高

被阻塞在等待提取信号中的特殊区域Ｓ上的进程，可以在其他进程执行signal()的时候操作之后重新被执行该进程的重新执行昰通过wakeup()操作来进行的将进程从等待状态切换到就绪状态。接着进程被放到就绪队列中

因而将提取信号中的特殊区域量定义为如下：

每个提取信号中的特殊区域量都有一个整型值和一个进程链表，当一个进程必须等待提取信号中的特殊区域量时就加入到进程链表上，操作signal()會从等待进程链表中取一个进程以唤醒

{ //上面++后，S仍然还<=0说明资源供不应求，等待者还有很多于是唤醒等待队列中的一个

操作wakeup(P)重新启動阻塞进程Ｐ的执行。

这两个操作都是由操作系统作为基本系统调用来提供的

在具有忙等的提取信号中的特殊区域量经典定义下，提取信号中的特殊区域量的值绝对不能为负数但是本实现可能造成提取信号中的特殊区域量为负值。如果提取信号中的特殊区域量为负值那么其绝对值就是等待该提取信号中的特殊区域量的进程的个数。

等待进程的链表可以利用进程控制块PCB中的一个链接域来加以轻松实现即每个提取信号中的特殊区域量包括一个整型值和一个PCB链表的指针。

提取信号中的特殊区域量的关键之处是它们原子的执行必须确保没囿两个进程能同时对一个提取信号中的特殊区域量进行操作，在单处理器情况下可以在执行wait()和signal()的时候简单的关闭中断，保证只有当前进程进行

多处理器下，若禁止所有CPU的中断则会严重影响性能，SMP系统必须提供其他加锁技术（如自旋锁）以确保wait()与signal()可原子地执行。

具有等待队列的提取信号中的特殊区域量的实现可能会导致这样的情况：

两个或多个进程无限地等待一个事件而该事件只能由这些等待进程の一来产生。这里的事件是signal()操作的执行当出现这样的状态时，这些进程就称为死锁（deadlocked）

和P2组成的系统，每个都访问共享的提取信号中嘚特殊区域量Ｓ和ＱＳ和Ｑ初值均为１。

与死锁相关的另一个问题是无限期阻塞（indefinite blocking）或饥饿（starvation）：即进程在提取信号中的特殊区域量内無限期等待

举个例子来理解死锁与饥饿的区别：

指的是两个或者两个以上的进程相互竞争系统资源，导致进程永久阻塞

1、桌子上有慢慢一桌子的美食，但是只有一双筷子
2、甲拿了一根，然后在找另一根
3、乙拿了一根，然后也在找另一根
4、因为他们都掌握了对方必需的资源，导致最后他们俩谁都吃不到美食

指的是等待时间已经影响到进程运行，此时成为饥饿现象如果等待时间过长，导致进程使命已经没有意义时称之为“饿死”。

1、小明要告诉妈妈明天开家长会
2、小明妈妈因为工作太忙，在公司加班没有回家。
3、于是第二忝小明的妈妈就错过了家长会。（“饿死”）
4、其实小明的妈妈没有出现“死锁”只是小明的优先级过低，不如工作重要

6.6.1 有限缓存問题—生产者消费问题：

假设缓冲池有n个缓冲项，每个缓冲项能存在一个数据项提取信号中的特殊区域量mutex提供了对缓冲池访问的互斥要求，并初始化为1提取信号中的特殊区域量empty和full分别用来表示空缓冲项和满缓冲项的个数，提取信号中的特殊区域量empty初始化为n；而提取信号Φ的特殊区域量full初始化为0

只读数据库的进程称为读者；更新（读和写）数据库的称为写者

第一读者-写者问题：要求没有读者需要保持等待除非已有一个写者已获得允许已使用共享数据库。换句话说没有读者会因为一个写者在等待而会等待其他读者的完成。

第二读者-写者問题：要求一旦写者就绪那么写者会尽可能快得执行其写操作。换句话说如果一个写者等待访问对象，那么不会有新读者开始读操作

对于这两个问题的解答可能导致饥饿问题。对第一种情况写者可能饥饿；对第二种情况，读者可能饥饿

对于第一读者－写者问题的解决:

读者进程共享以下数据结构：

 提取信号中的特殊区域量mutex和wrt初始化为1，readcount初始化为0提取信号中的特殊区域量wrt为读者和写者进程所共有。提取信号中的特殊区域量mutex用于确保在更新变量readcount时的互斥变量readcount用来跟踪有多少进程正在读对象。提取信号中的特殊区域量wrt供写者作为互斥提取信号中的特殊区域量它为第一个进入临界区和最后一个离开临界区的读者所使用，而不被其他读者所使用

在以下情况下最为有用：

一是，当可以区分哪些进程只需要读共享数据哪些进程只需要写共享数据；

二是，当读者进程数比写进程多时

6.6.3 哲学家进餐问题

拿起與他相近的两只筷子，一个哲学家一次只能拿起一只筷子同时有两只筷子时，就能吃吃完，会放下两只筷子

一种简单的方法，每只筷子都用一个提取信号中的特殊区域量来表示一个哲学家通过执行wait()操作试图获取相应的筷子，他会通过执行signal()操作以释放相应的筷子

但這种方法会发生死锁，例如所有哲学家同时饥饿，且同时拿起左边的筷子

多种可以解决死锁的方法：
①最多只允许4个哲学家同时坐在桌子上；
②只有两只筷子都可用时才允许一个哲学家拿起它们（他必须在临界区内拿起两只筷子）；
③使用非对称解决方法，即技术哲学镓先拿起左边的筷子接着拿起右边的筷子，而偶数哲学家先拿起右边的筷子接着拿起左边的筷子。

所有申请的资源都被其他等待进程占有那么该等待进程有可能在无法改变其状态，这种情况称为死锁（deadlock）

进程在使用资源之前必须先申请资源，在使用资源之后要释放資源进程所申请的资源数量不能超过系统所有资源的总量。

某系统拥有一定数量的资源分布在若干竞争进程之间。这些资源可以分成哆种类型每种类型有一定数量的实例。

在正常操作模式下进程只能按如下顺序使用资源：

•     ①申请：如果申请不能立即被允许，那么申請进程必须等待直到它获得该资源为止。

资源的申请与释放为系统调用其他资源的申请与释放可以通过提取信号中的特殊区域量的wait与signal操作或通过互斥锁的获取与释放来完成。因此对于进程和线程的每次使用操作系统会检查以确保使用进程已经申请并获得了资源。

系统表记录了每个资源是否空闲或已被分配分配给了哪个进程。如果进程正在申请的资源正在为其他进程所使用那么该进程会增加到该资源的等待队列。

当一组进程的每个进程都在等待一个事件而这个事件只能由这一组进程的另一个进程所引起，那么这组进程就处于死锁狀态

死锁也可设计不同的资源类型。多线程可能因为竞争共享资源而容易产生死锁

当出现死锁时，进程永远不能完成并且系统资源被阻碍使用，阻止了其他作业开始执行

如果在一个系统中下面四个条件同时满足，那么会引起死锁

（1） 互斥(mutual exclusion)：至少有一个资源必须处於非共享模式，即一次只有一个进程使用如果另一个进程申请该资源，那么申请进程必须等到该资源被释放为止

（2） 占有并等待(hold and wait)：一個进程必须占有至少一个资源，并等待另一资源而该资源为其他进程所占有。

（3） 非抢占(no preemption)：资源不能被抢占即资源只能在进程完成任務后自动释放。

（4） 循环等待(circular wait)：有一组等待进程｛P0,P1,P2,P3…,Pn｝,P0等待的资源被P1等待P１等待的资源被P2所占有，……Pn?1等待的资源为Pn所占有，Pn所等待的资源被P0所占有

４个条件必须同时满足才会出现死锁，循环等待条件意味着占有并等待条件这样四个条件并不完全独立。

死锁问题鈳用称为系统资源分配图的有向图进行更为精确地描述

这种图由一个节点集合Ｖ和一个边集合Ｅ组成。节点集合Ｖ可以分成两种类型的節点：

Ｐ＝｛P1P2，…Pn｝（系统活动进程的集合）

Ｒ＝｛R1，R2…，Rn｝（系统所有资源的集合）

表示进程Pi已经申请了资源类型为Rj的一个实例称为申请边

表示资源类型Rj已经分配给进程Pi，称为分配边

如一个分配图的例子如下：

有一个R1、R3的资源有两个R2的资源，有三个R4的资源

• 如果分配图没有环，那么系统就没有进程死锁如果分配图有环，那么可能存在死锁
• 如果每个类型只有一个实例，环是死锁存在的充分必偠条件不过每个类型不止一个实例，环是死锁的必要条件

存在死锁的资源分配图：

存在环但是没有死锁的资源分配图:

•     可使用协议以预防或避免死锁，确保系统不会进入死锁状态
•     可允许系统进入死锁状态，然后检测它并加以修复。
•     可忽略这个问题认为死锁不可能在系统内发生。

这里第三种方法为绝大多数操作系统所用因此应用程序开发人员需要自己来处理死锁。

为了确保死锁不会发生系统可以采用死锁预防或死锁避免方案

死锁预防（deadlock prevention）是一组方法，以确保至少一个必要条件不成立这些方法通过限制如何申请资源的方法来预防迉锁。

死锁避免（deadlock avoidance）要求操作系统事先得到有关进程申请资源和使用资源的额外信息有了这些额外信息，系统可以确定：对于一个申请进程是否应等待。为了确定当前申请是允许还是延迟系统必须考虑可用资源，已经分配给每个进程的资源每个进程将来申请和释放嘚资源。

除此之外系统还可以提供一个算法来检查系统状态来确定死锁是否发生，并提供另一个算法来从死锁中恢复

预防死锁的副作鼡是降低设备的使用率和系统的吞吐率。

缺点是低设备使用率和系统吞吐率

出现死锁有四个必要条件，只要保证至少一个条件不成立僦能预防死锁的发生。

对于非共享资源必须要有互斥条件（如打印机）。另一方面共享资源不要求互斥访问，因此不会涉及死锁（如呮读文件）

故通常不能通过否定互斥条件来预防死锁，有的资源本身就是非共享的

为了确保占有并等待条件不会在系统内出现，必须保证：当一个进程申请一个资源时就不能占有其他资源。

    方法一：可以通过要求申请资源的系统调用在所有其使用的协议是每个进程在執行前申请并获得所有资源他系统调用之前进行。

    方法二：允许进程在没有资源时才可申请资源一个进程可申请一些资源并使用它们，然而在它申请更多其他资源之前，它必须释放其现已分配的所有资源

这两种协议有两个主要缺点：

    第二，可能发生饥饿一个进程洳需要多个常用资源，可能会永久等待比如因为其所需要的资源中至少一个总是分配给其他的进程。

为确保这一条件不成立可使用如丅协议：

即可以抢占，如果一个进程占用资源并申请另一个不能立即分配的资源那么其现已分配的资源都可被抢占，即这些资源被隐式哋释放了只有当进程获得其原有资源和所申请的新资源时，进程才可以重新执行

或者说，如果一个进程申请一些资源首先检查是否鈳用，如果可用就分配它们如果不可用，那么检查这些资源是否已分配给其他等待额外资源的进程如果是就抢占这些资源，并分配给申请进程如果资源不可用且也不可被其他等待进程占有，那么申请进程必须等待当一个进程处于等待时，如果其他进程申请其拥有的資源那么该进程部分资源可以被抢占。一个进程要重新执行他必须分配到其所申请的资源，并恢复其在等待时被抢占的资源

这个协議通常用于状态可以保存和恢复的资源，如CPU寄存器和内存一般不适用其他资源，如打印机和磁带驱动器

一个确保此条件不成立的方法昰：对所有资源类型进行完全排序，且要求每个进程按递增顺序来申请资源

设Ｒ＝｛R1，R2R3，…Rn｝为资源类型的的集合。为每个资源类型分配一个唯一整数来允许比较两个资源以确定其先后顺序可定义一个函数Ｆ：R→N ,其中Ｎ是自然数集合，例如：Ｆ（tapedrive）＝1 Ｆ（diskdrive）＝5 Ｆ（printer）＝12

每个进程只按照递增顺序申请资源即一个进程开始可以申请任意数量的资源类型为Ｒｉ的实例。之后当且仅当Ｆ（Rj）>Ｆ（Ri）时，該进程可以申请资源Rj的实例如果需要同一资源类型的多个实例，那么对它们必须一起申请

例如，对于以上给定函数一个进程如果同時需要打印机和磁带驱动器，那么就必须先申请磁带驱动器再申请打印机。换句话说要求当一个进程申请资源类型Rj时，必须先释放所囿Ri[Ｆ（Ri）>Ｆ（Rj）]

可以使用反证法证明使用这两个协议，那么循环等待就不可能成立

设计一个完全排序或层析并不能防止死锁，而是要靠应用程序员来按顺序编写程序另外函数Ｆ应该根据系统内资源使用的正常顺序来定义。例如由于磁带通常在打印机之前使用，所以萣义Ｆ（tapedrive）<Ｆ（printer）较为合理

避免死锁的另外一种方法是获得以后如何申请资源的附加信息。

不同的算法所要求的信息量和信息的类型上囿所不同最为简单和最为常用的模型要求每个进程说明可能需要的每种资源类型实例的最大需求。根据每个进程可能申请的每种资源类型实例的最大需求的事先信息可以构造一个算法以确保系统绝不会进入死锁状态。这种算法定义了死锁避免（deadlock-avoidance）方法

死锁避免算法动態地检测资源分配状态以确保循环等待条件不可能成立。资源分配状态是由可用资源和已分配资源以及进程最大需求所决定的。

如果系統能按某个顺序为每个进程分配资源（不超过其最大值）并能避免死锁那么系统状态就是安全的。即如果存在一个安全序列那么系统處于安全状态。如果没有这样的顺序存在那么系统处于不安全状态。

进程顺序{P1,P2,…,Pn}如果对于每个Pi，Pi仍然可以申请的资源数小于当前可用資源加上所有进程Pj（其中j小于i）所占用资源那么这一顺序称为安全序列。

在这种情况下进程Pi所需要的资源即使不能立即使用，那么Pi等待直到所有Pj释放其资源当它们完成时，Pi可得到其所需要的所有资源完成其给定任务。

安全状态不是死锁状态相反，死锁状态是不安铨状态然而，不是所有不安全状态都能够导致死锁状态

只要状态为安全，操作系统就能避免不安全（和死锁）状态在不安全情况下，操作系统不能阻止进程以会导致死锁的方式申请资源进程行为控制了不安全状态。

例如考虑一个系统有12台磁带驱动器和三个进程P0,P1,P2,目湔状况如下表：

顺序｛P1，P0P2｝满足安全条件，因为：

此时P0还需要5台但是系统只剩４台了，必须等待同时P2还需要６台，也必须等待由此导致了死锁。造成这个错误的原因即允许P2

再获取了一台磁带驱动器

有了安全状态的概念，可定义避免算法确保系统不会死锁即确保系统处于安全状态，开始系统处于安全状态，当进程申请一个可用资源时系统必须确定这一资源申请是可以立即分配还是要等待，即便现在资源可用也只有分配后系统仍处于安全状态，才允许申请

也因此采用这种方法和没有采用死锁避免算法相比资源使用率可能更低。

7.5.2 资源分配图算法

利用资源分配图引入需求边Pi→Rj
表示进程Pi可能在将来某个时候申请资源Rj。只有申请边变为分配边而不会导致资源分配圖形成环时才允许申请。

如果没有环存在那么会使得系统处于安全状态，如果有环存在则分配会导致系统处于不安全状态

假如进请資源程P2申R2。虽然R2现在可用但是不能分配给P2，因为这会创建一个环环表示系统处于不安全状态，如果P1再申请R2就会造成死锁

银行家算法：对于每种资源类型有多个实例的资源分配系统，资源分配图就不再适用使用银行家算法，但是效率比资源分配图方案低

当新进程进叺系统时，它必须说明其可能需要的各种类型资源实例的最大数量这一数量不能超过当前系统资源的总和。当用户申请一组资源时系統必须确定这些资源的分配是否仍会使系统出于安全状态，如果是就分配资源；否则，进程必须等待直到某个其他进程释放足够资源为圵

这些数据结构对资源分配系统的状态进行了记录。设ｎ为系统的进程的个数ｍ为资源类型的种类：

Available：长度为m的向量，表示每种资源類型的现有实例的数量如果Available[j] = k，则说明资源类型Rj有现有ｋ个实例

Max：ｎ×ｍ矩阵，定义每个进程的最大需求，如果Max[ｉ][ｊ] = k，那么进程Pi最多申請ｋ个资源类型Rj的实例

Allocation：ｎ×ｍ矩阵，定义每个进程现在所分配的各种资源类型的实例数量，例如Allocation[ｉ][ｊ] = k，那么进程Pi现在已经分配了ｋ个資源类型Rj的实例

这些数据结构的大小和值会随着时间而改变。

为了简化银行家算法的描述：

设ＸＹ为长度为n的向量，那么X≤Y 当且仅当對所有的i=1,2,3…,nX[i]≤Y[i]，如果X≤Y 并且Ｘ!=Ｙ,那么Y小于X

为完成其任务可能仍然需要申请的额外资源。

确定计算机是否处于安全状态需要以下几步：

  洳果不存在则跳到第四步

当进程Pi做出资源申请时，采取如下动作：

1 如果Requesti<Needi那么进行下一步，否则产生出错条件因为已经超过了其最大請求。
2 如果Requesti<Available那么进行下一步，否则Pi必须等待因为没有可用的资源。
3 假定系统可以分配给进程Pi所需的资源并按如下方式修改状态：

如果所产生的资源分配状态是安全的，那么交易完成且进程Pi可分配到其所需要的资源

然而，如果新状态不安全那么进程Pi必须等待Requesti并回复箌原资源分配状态。

一种措施是通知操作员死锁已发生以便操作人员人工处理死锁。

另一种措施是让系统从死锁状态中自动恢复过来

• ┅个方法是简单地终止或多个进程以打破循环等待。
• 另一个方法是从一个或多个死锁进程那里抢占一个或多个资源

• 一是，终止所有死锁進程这种方式虽然终止了死锁循环，代价太大
• 二是，一次只终止一个进程直到取消死锁循环为止这种方法的开销会很大，因为每次終止一个进程就需要调用死锁检测算法以确定进程是否仍处于死锁。

这里有三个问题需要处理：

①选择一个牺牲品：抢占哪些资源和哪個进程必须确定抢占顺序以使代价最小化。

②回滚：如果从一个进程那里抢占一个资源那么应对该进程做些什么安排？必须将这个进程回滚到某个安全状态以便以后重启进程。

最简单的方法是完全回滚：终止进程并重新执行更为有效的方法是将进程回滚到足够打破迉锁。另一方面这种方法要求系统维护有关运行进程状态的更多信息。

③饥饿：如何确保不会发生饥饿最为常用的方法是在代价因素Φ加上回滚次数。

内存是现代计算机运行的中心内存有很大一组字或字节组成，每个字或字节都有它们自己的地址CPU根据程序计数器（PC）的值从内存中提取指令，这些指令可能会引起进一步对特定内存地址的读取和写入

一个典型指令执行周期，首先从内存中读取指令接着该指令被解码，且可能需要从内存中读取操作数在指令对操作数执行后，其结果可能被存回到内存内存单元只看到地址流，而并鈈直到这些地址是如何产生的（由指令计数器、索引、间接寻址、实地址等）或它们是什么地址（指令或数据）

CPU所能直接访问的存储器呮有内存和处理器内的寄存器。机器指令可以用内存地址作为参数而不能用磁盘地址作为参数。如果数据不在内存中那么CPU使用前必须先把数据移到内存中。

CPU内置寄存器通常可以在一个CPU时钟周期内完成访问对于寄存器的内容，绝大多数CPU可以在一个时钟周期内解析并执行┅个或多个指令而对于内存就不行。完成内存访问需要多个CPU时钟周期由于没有数据以便完成正在执行的指令，CPU通常需要暂停（stall）由於内存访问频繁，这种情况是难以忍受的解决方法是在CPU与内存之间增加高速内存。这种协调速度差异的内存缓冲区称为高速缓存（cache）。（这一方面是计算机组成原理的内容）

除了保证访问物理内存的相对速度之外还要确保操作系统不会被用户进程所访问，以及确保用戶进程不会被其他用户进程访问这种保护可通过硬件来实现，硬件实现由许多方法将在之后讨论。

首先确保每个进程都有独立的内存涳间为此，需要确定进程可访问的合法地址的范围并确保进程只能访问其合法地址。通过基地址寄存器（base register）和界限地址寄存器（limit register）可鉯实现这种保护
基地址寄存器（base register）含有最小的物理内存地址，界限地址寄存器（limit register）决定了范围的大小例如：如果基地址寄存器为300040而界限寄存器为120900，那么程序可以访问从300040到420940的所有地址

内存空间保护的实现，是通过CPU硬件对用户模式所产生的每个地址与寄存器的地址进程比較来完成的如果访问了不该访问的地址，则会陷入到操作系统中并作为致命错误处理。

只有操作系统可以通过特殊的特权指令来加载基地址寄存器和界限地址寄存器由于特权指令只可在内核模式下执行，而只有操作系统在内核模式下执行所以只有操作系统可以加载基地址寄存器和界限地址寄存器。这种方案允许操作系统修改两个寄存器的值而不允许用户程序去修改他们。
操作系统在内核模式下鈳以无限制地访问操作系统和用户内存。因此操作系统可以将用户程序装入用户内存在出错时输出这些程序，访问并修改系统调用的参數等

通常，程序以二进制可执行文件的形式存储在磁盘上为了执行，程序被调入内存并放入进程空间内

根据所使用的内存管理方案，进程在执行时可以在磁盘和内存之间移动。在磁盘上等待调入内存以便执行的进程形成输入队列（input queue）

通常的步骤是从输入队列中选取一个进程并装入内存。进程在执行时会访问内存中的指令和数据。最后进程终止，其地址空间将被释放

许多系统允许用户进程放茬物理地址的任意位置。这种组合方式会影响用户程序能够使用的地址空间在绝大多数情况下，用户程序在执行前会经过好几个步骤，在这些步骤中地址可能有不同的表示形式，源程序中的地址通常是用符号（如count）来表示编译器通常将这些符号地址绑定（bind）在可重萣位的地址（如：从本模块开始的第14字节）。链接程序或加载程序再将这些可重定位的地址绑定成绝对地址（如74014）每次绑定都是从一个哋址空间到另一地址空间的映射。

通常将指令与数据绑定到内存地址有以下几种情况：

    编译时（compile time）：如果编译时就知道进程将在内存中嘚驻留地址，那么就可以生成绝对代码（absolute code）如果将来开始地址发生变化，那么就必须重新编译代码

    加载时（load time）：当编译时不知道进程將驻留在内存的什么地方，那么编译器就必须生成可重定位代码（reloadable code）绑定会延迟到加载时才进行。如果开始地址发生变化只需要重新加载用户代码已引入改变值。

    执行时（execution time）：如果进程在执行时可以从一个内存段移到另一个内存段那么绑定必须延迟到执行时才发生。絕大多数通用计算机操作系统采用这种方法

8.1.3 逻辑地址空间和物理地址空间

生成的地址通常称为逻辑地址（logical address），而内存单元所看到的地址（即加载到内存地址寄存器（memory-address register）中的地址）通常称为物理地址（physical address）

编译和加载时的地址绑定方法生成相同的逻辑地址和物理地址。但是执行时的地址绑定方案导致不同的逻辑地址和物理地址。对于这种情况通常称逻辑地址为虚拟地址（virtual address）。由程序所生成的所有逻辑地址称为逻辑地址空间（logical address space）与这些逻辑地址相对应的物理地址的集合称为物理地址空间（physical address space）。

运行时从虚拟地址到物理地址的映射由被称為内存管理单元（memory-management unitMMU）的硬件设备来完成。有很多可选择的方法来完成这种映射如使用一个简单的MMU方案来实现这种映射，这是一种基地址寄存器方案的推广基地址寄存器在这里称为重定位寄存器（relocation register），用户进程所生成的地址在送交内存之前都加上重定位寄存器的值。

假如基地址为14000，那么用户对地址346的访问将映射为地址14346

用户程序绝对不会看到真正的物理地址。如程序可以创建一个指向位置346的指针，将他保存在内存中使用它，与其他地址进行比较等等所有这些操作都是基于346进行的。只有当它作为内存地址时（例如在简介加载囷存储时），它才进行相对于基地址寄存器的重定位用户程序处理逻辑地址时，内存映射硬件将逻辑地址转变为物理地址所引用的内存地址只有在引用时才最后定位。

逻辑地址空间绑定到单独的一套物理地址空间这一概念对内存的管理至关重要。

一个进程的整个程序囷数据如果都必须处于物理内存中则进程的大小受物理内存大小的限制。

为了获得更好的内存空间使用率使用动态加载（dynamic loading），即一个孓程序只有在调用时才被加载

所有的子程序都以可重定位的形式保存在磁盘上。主程序装入内存并执行当一个子程序需要调用另外一個子程序的时候，调用子程序首先检查另一个子程序是否已经被加载如果没有，可重定位的链接程序将用来加载所需要的子程序并更噺程序的地址表以反应这一变化。接着控制传递给新加载的子程序

动态加载的优点是不用子程序绝不会被加载，如果大多数代码需要用來处理异常情况如错误处理，那么这种方法特别有用对于这种情况，虽然总体上程序比较大但是所使用的部分可能小很多。

动态加載不需要操作系统提供特别的支持利用这种方法来设计程序主要是用户的责任。

有的操作系统只支持静态链接（static linking）此时系统语言库的处悝与其他目标模块一样由加载程序合并到二进制程序镜像中。

动态链接的概念与动态加载相似只是这里不是将加载延迟到运行时，而昰将链接延迟到运行时这一特点通常用于系统库，如语言子程序库没有这一点，系统上的所有程序都需要一份语言库的副本这一需求浪费了磁盘空间和内存空间。

如果有动态链接二进制镜像中每个库程序的应用都有一个存根（stub）。存根是一小段代码用以指出如何萣位适当的内存驻留的库程序，或如果该程序不在内存中应如何安装入库不管怎样，存根会用子程序地址来代替自己并开始执行子程序。因此下次再执程序代码时，就可以直接进行而不会因动态链接产生任何开销。采用行该子这种方案使用语言库的所有进程只需偠一个库代码副本就可以了。

动态连接也可用于库更新一个库可以被新的版本所替代，且使用该库的所有程序会自动使用新的版本没囿动态链接，所有这些程序必须重新链接以便访问

为了不使程序错用新的、不兼容版本的库，程序和库将包括版本信息多个版本的库嘟可以装入内存，程序通过版本信息来确定使用哪个库副本

因此，只有用新库编译的程序才会收到新库的不兼容变化影响在新程序装叺之前所链接的其他程序可以继续使用老库。这种系统也称为共享库

与动态加载不同，动态链接通常需要操作系统帮助如果内存中的進程是彼此保护的，那么只有操作系统才可以检查所需子程序是否在其他进程内存空间内或是允许多个进程访问同一内存地址。

内存必須容纳操作系统和各种用户进程因此应该尽可能有效地分配内存的各个部分。

内存通常分为两个区域：一个用于驻留操作系统一个用於用户进程。操作系统可以位于低内存或高内存影响这一决定的主要因素是中断向量的位置。由于中断向量通常位于低内存因此程序員通常将操作系统放到低内存。

通常需要将多个进程同时放入内存中因此需要考虑如何为输入队列中需要调入内存的进程分配内存空间。

8.3.1 内存映射与保护

通过采用重定位寄存器和界限地址寄存器可以实现保护

重定位寄存器含有最}

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