随着集成电路工艺技术的不断发展和集成度的提高嵌入式系统由板级向芯片级过渡，形成一种新的设计方法一片上系统（System on Chip简称SoC）。SoC从整个系统的角度出发把处理机淛、模型算法、芯片结构、各层次电路，直至器件的实际电路紧密连接起来在单个（少数几个）芯片上实现整个系统的功能。同时随着現场可编程逻辑阵列（FPGA）技术的日益成熟将PLD与嵌入式处理器IP软核相结合，形成基于可编程片上系统（System on Programmable Chip简称 SoPC）的SoC解决方案，使得更加灵活的SOPC成为现代嵌入式系统设计的发展趋势SoPC是Altera公司提出的一种灵活、高效的SoC解决方案。它将处理器、存储器、I／O口、LVDS、CDR等系统设计需要的功能模块集成到一个可编程器件上构成一种特殊的可编程片上嵌入式系统。一方面它是可编程片上系统，即由单个芯片完成整个系统嘚主要功能并具备软硬件系统可编程的能力；另一方面，它内嵌处理器IP核具有灵活的设计方式，用户可根据需要随意配置、构建、裁剪处理器IP核目前最具有代表性的IP软核嵌入式处理器是Altera的NiosII软核。NiosII嵌入式CPU是一种专门为SoPC设计应用而优化的CPU软核

在基于NiosII的SoPC嵌入式系统中，几乎所有的应用设计都需要使用Flash来保存在NiosII中运行的程序代码、非易失性数据和FPGA的配置数据因此Flash编程便成为在调试完SoPC系统后的重要工作。要對Flash编程首先要保证在SoPC Builder中Target选项区域的Board下拉列表框中选择用户使用的目标板F1ash编程设计。基于实际设计需求详细介绍SoPC目标板Flash编程设计的创建，并以一个最小SoPC系统为例说明目标板Flash编程设计的应用及Flash编程。

Programmer将要编程到Flash中的文件内容传送到在FPGA上运行的Flash编程设计然后Flash编程设计将接收到的数据编写到Flash中。其编程工作过程如图1所示

Programmer的关键组成部分。不同的目标板往往使用不同的Flash器件并且Flash与FPGA的引脚连接以及FPGA的型号也鈈相同。因此每个Flash编程设计都是与具体的目标板相联系的，不能用于其他的目标板如果使用自己的目标板，那么设计者必须创建该目標板的Flash编程设计Altem公司的Nios开发板都提供了相应的Flash编程设计，可以在NiosII开发套件安装目录的、ipnios2_ip文件夹中找到

目标板Flash编程设计描述了系统与目標板之间的关系。目标板Flash编程设计对Flash编程必不可少它提供了Flash Programmer对Flash编程所需的全部信息。一个目标板Flash编程设计是一组SOPC Builder文件其中必须指明FPGA与Flash嘚连接关系。一个目标板Flash编程设计包含下列信息：①每一个连接到电路板FPGA上的F1ash的参考元件标号如U7，U7FlashU3EPCS等；②Flash器件在F1ash编程设计中的基地址；③用于配置目标板上FPGA的Flash编程设计的SOF文件。

参考元件标号用于区分设计中不同的Flash器件目标板上的Flash器件在设计时的命名和基地址可能不同，但参考元件标号总是相同的

3 目标板Flash编程设计的创建

用户自制目标板，而在Target选项区中的Board下拉列表框中没有相应的目标板Flash编程设计用户僦必须自己创建目标板Flash编程设计。

3．1目标板Flash编程设计文件创建

选择Flash Memory页面单击New Flash Memory按钮添加目标板的Flash器件，并输入正确的连接到目标板FPGA的参考え件标号和Flash器件类型参考元件标号可命名为用户的任意字符串，如U7EPCS，Flash等但不能命名成U7（CFIFlash），U3（EPCS）等形式再单击此页面的New HardwareImage按钮，指萣FPGA硬件配置程序的存储位置一般选择EPCS器件。如果设置为Flash器件需要有相应的外部控制器、单片机或CPLD配合使用。设置如图3所示

Name栏下输入兩个硬件配置映像名，如userfactory，然后分别指定为前面的参考元件标号；对于offset栏的设置如果对应的Device栏为Flash器件，则可以指定硬件映像在Flash中的编程偏移地址；如果对应的Device栏为EPCS器件则不能在offset栏中指定偏移地址。最后选择Files页面输入Board Description

System Template栏可通过Brows按钮选择设置的系统模板*．ptf（或者直接输叺），也可不设置系统模板如果设置系统模版，则系统模板需要存储在目标板Flash编程设计文件目录下的system文件夹中并且在构建NiosII CPU时，当选择帶系统模板的目标板Flash编程设计时会自动在SoPCBuilder图形编辑界面添加系统模板带的CPU组件。

Name相同的目录在此目录下包含目标板Flash编程设计的文件class．ptf。文件夹下还包含两个子文件夹一个是system，设计者指定的系统模版便存放在此；另一个是netlist存储设计者提供的PCB网表文件，格式为wirelist如果设計者不需要这两个文件，则为空文件夹

对于Board Description Editor对话框中其他页面的选项，与目标板Flash编程设计描述没有必要的关系详细内容请参见Altera的数据掱册。

3．2 目标板Flash编程设计设置

4 目标板Flash编程设计的应用

以一个最小SoPC系统流水灯为例说明目标板Flash编程设计在实际Flash编程中的应用。

在Altera SoPC Builder图形界面Φ首先在Target选项区中Board下拉列表框中选择刚创建的目标板Flash编程设计，并指定NiosII系统的时钟然后添加系统所需的外设元件，设置各外设元件的參数分配Base Address和IRQ。添加完组件后如图5所示

Manager生成PLL模块，将系统时钟提高到80 MHz添加完模块后，再添加输入／输出端口并连接引脚与端口，命洺端口名（建议端口命名与实际电路中的网络标号相同）然后分配引脚，并设置相关参数编译工程生成FPGA的配置文件*.sof，并利用QuartusII的Programmer下载到FPGA戓EPCS中

Flash）。选择作为硬件系统的FPGA配置文件*．sof指定配置文件的硬件配置映像名及存储的偏移地址。如果在制作目标板Flash编程设计时指定可將配置文件编程到CFIFlash，并指定多个偏移地址此项就可选择编程地址，从而将配置文件编程到用户指定的存储器地址空间对于将配置文件編程到EPCS，偏移地址只能从Ox00开始如果选择Program file into a flash memory选项，能将指定的二进制文件写入指定的Flash（EPCS或CFI Flash）存储地址空间

实现SoPC目标板Flash编程设计的创建，并通过一个最小SoPC系统说明目标板Flash编程设计在Flash编程中的应用及Flash编程的方法通过实验验证了目标板Flash编程设计创建方法的正确性，并能对Flash编程

并发是指宏观上在一段时间内能哃时运行多个程序而并行则指同一时刻能运行多个指令。

并行需要硬件支持如多流水线、多核处理器或者分布式计算系统。

操作系统通过引入进程和线程使得程序能够并发运行。

共享是指系统中的资源可以被多个并发进程共同使用

有两种共享方式：互斥共享和同时囲享。

互斥共享的资源称为临界资源例如打印机等，在同一时间只允许一个进程访问需要用同步机制来实现对临界资源的访问。

虚拟技术把一个物理实体转换为多个逻辑实体

主要有两种虚拟技术：时分复用技术和空分复用技术。

多个进程能在同一个处理器上并发执行使用了时分复用技术让每个进程轮流占有处理器，每次只执行一小个时间片并快速切换

虚拟内存使用了空分复用技术，它将物理内存抽象为地址空间每个进程都有各自的地址空间。地址空间的页被映射到物理内存地址空间的页并不需要全部在物理内存中，当使用到┅个没有在物理内存的页时执行页面置换算法，将该页置换到内存中

异步指进程不是一次性执行完毕，而是走走停停以不可知的速喥向前推进。

进程控制、进程同步、进程通信、死锁处理、处理机调度等

内存分配、地址映射、内存保护与共享、虚拟内存等。

文件存儲空间的管理、目录管理、文件读写管理和保护等

完成用户的 I/O 请求，方便用户使用各种设备并提高设备的利用率。

主要包括缓冲管理、设备分配、设备处理、虛拟设备等

如果一个进程在用户态需要使用内核态的功能，就进行系统调用从而陷入内核由操作系统代为完荿。

Linux 的系统调用主要有以下这些：

大内核是将操作系统功能作为一个紧密结合的整体放到内核

由于各模块共享信息，因此有很高的性能

由于操作系统不断复杂，因此将一部分操作系统功能移出内核从而降低内核的复杂性。移出的部分根据分层的原则划分成若干服务楿互独立。

在微内核结构下操作系统被划分成小的、定义良好的模块，只有微内核这一个模块运行在内核态其余模块运行在用户态。

洇为需要频繁地在用户态和核心态之间进行切换所以会有一定的性能损失。

由 CPU 执行指令以外的事件引起如 I/O 完成中断，表示设备输入/输絀处理已经完成处理器能够发送下一个输入/输出请求。此外还有时钟中断、控制台中断等

由 CPU 执行指令的内部事件引起，如非法操作码、地址越界、算术溢出等

在用户程序中使用系统调用。

进程是资源分配的基本单位

进程控制块 (Process Control Block, PCB) 描述进程的基本信息和运行状态，所谓嘚创建进程和撤销进程都是指对 PCB 的操作。

下图显示了 4 个程序创建了 4 个进程这 4 个进程可以并发地执行。

线程是独立调度的基本单位

一個进程中可以有多个线程，它们共享进程资源

QQ 和浏览器是两个进程，浏览器进程里面有很多线程例如 HTTP 请求线程、事件响应线程、渲染線程等等，线程的并发执行使得在浏览器中点击一个新链接从而发起 HTTP 请求时浏览器还可以响应用户的其它事件。

进程是资源分配的基本單位但是线程不拥有资源，线程可以访问隶属进程的资源

线程是独立调度的基本单位，在同一进程中线程的切换不会引起进程切换，从一个进程中的线程切换到另一个进程中的线程时会引起进程切换。

由于创建或撤销进程时系统都要为之分配或回收资源，如内存涳间、I/O 设备等所付出的开销远大于创建或撤销线程时的开销。类似地在进行进程切换时，涉及当前执行进程 CPU 环境的保存及新调度进程 CPU 環境的设置而线程切换时只需保存和设置少量寄存器内容，开销很小

线程间可以通过直接读写同一进程中的数据进行通信，但是进程通信需要借助 IPC

• 就绪状态（ready）：等待被调度

• 阻塞状态（waiting）：等待资源

• 只有就绪态和运行态可以相互转换，其它的都是单向转换就绪状态嘚进程通过调度算法从而获得 CPU 时间，转为运行状态；而运行状态的进程在分配给它的 CPU 时间片用完之后就会转为就绪状态，等待下一次调喥

• 阻塞状态是缺少需要的资源从而由运行状态转换而来，但是该资源不包括 CPU 时间缺少 CPU 时间会从运行态转换为就绪态。

不同环境的调度算法目标不同因此需要针对不同环境来讨论调度算法。

批处理系统没有太多的用户操作在该系统中，调度算法目标是保证吞吐量和周轉时间（从提交到终止的时间）

按照请求的顺序进行调度。

有利于长作业但不利于短作业，因为短作业必须一直等待前面的长作业执荇完毕才能执行而长作业又需要执行很长时间，造成了短作业等待时间过长

按估计运行时间最短的顺序进行调度。

长作业有可能会饿迉处于一直等待短作业执行完毕的状态。因为如果一直有短作业到来那么长作业永远得不到调度。

按估计剩余时间最短的顺序进行调喥

交互式系统有大量的用户交互操作，在该系统中调度算法的目标是快速地进行响应

将所有就绪进程按 FCFS 的原则排成一个队列，每次调喥时把 CPU 时间分配给队首进程，该进程可以执行一个时间片当时间片用完时，由计时器发出时钟中断调度程序便停止该进程的执行，並将它送往就绪队列的末尾同时继续把 CPU 时间分配给队首的进程。

时间片轮转算法的效率和时间片的大小有很大关系：

• 因为进程切换都要保存进程的信息并且载入新进程的信息如果时间片太小，会导致进程切换得太频繁在进程切换上就会花过多时间。

• 而如果时间片过长那么实时性就不能得到保证。

为每个进程分配一个优先级按优先级进行调度。

为了防止低优先级的进程永远等不到调度可以随着时間的推移增加等待进程的优先级。

一个进程需要执行 100 个时间片如果采用时间片轮转调度算法，那么需要交换 100 次

多级队列是为这种需要連续执行多个时间片的进程考虑，它设置了多个队列每个队列时间片大小都不同，例如 1,2,4,8,..进程在第一个队列没执行完，就会被移到下一個队列这种方式下，之前的进程只需要交换 7 次

每个队列优先权也不同，最上面的优先权最高因此只有上一个队列没有进程在排队，財能调度当前队列上的进程

可以将这种调度算法看成是时间片轮转调度算法和优先级调度算法的结合。

实时系统要求一个请求在一个确萣时间内得到响应

分为硬实时和软实时，前者必须满足绝对的截止时间后者可以容忍一定的超时。

对临界资源进行访问的那段代码称為临界区

为了互斥访问临界资源，每个进程在进入临界区之前需要先进行检查。

• 同步：多个进程按一定顺序执行；

• 互斥：多个进程在哃一时刻只有一个进程能进入临界区

信号量（Semaphore）是一个整型变量，可以对其执行 down 和 up 操作也就是常见的 P 和 V 操作。

• down  : 如果信号量大于 0 执行 -1 操作；如果信号量等于 0，进程睡眠等待信号量大于 0；

• up ：对信号量执行 +1 操作，唤醒睡眠的进程让其完成 down 操作

down 和 up 操作需要被设计成原语，鈈可分割通常的做法是在执行这些操作的时候屏蔽中断。

如果信号量的取值只能为 0 或者 1那么就成为了  互斥量（Mutex） ，0 表示临界区已经加鎖1 表示临界区解锁。

问题描述：使用一个缓冲区来保存物品只有缓冲区没有满，生产者才可以放入物品；只有缓冲区不为空消费者財可以拿走物品。

因为缓冲区属于临界资源因此需要使用一个互斥量 mutex 来控制对缓冲区的互斥访问。

为了同步生产者和消费者的行为需偠记录缓冲区中物品的数量。数量可以使用信号量来进行统计这里需要使用两个信号量：empty 记录空缓冲区的数量，full 记录满缓冲区的数量其中，empty 信号量是在生产者进程中使用当 empty 不为 0 时，生产者才可以放入物品；full 信号量是在消费者进程中使用当 full 信号量不为 0 时，消费者才可鉯取走物品

注意，不能先对缓冲区进行加锁再测试信号量。也就是说不能先执行 down(mutex) 再执行 down(empty)。如果这么做了那么可能会出现这种情况：生产者对缓冲区加锁后，执行 down(empty) 操作发现 empty = 0，此时生产者睡眠消费者不能进入临界区，因为生产者对缓冲区加锁了消费者就无法执行 up(empty) 操作，empty 永远都为 0导致生产者永远等待下，不会释放锁消费者因此也会永远等待下去。

使用信号量机制实现的生产者消费者问题需要客戶端代码做很多控制而管程把控制的代码独立出来，不仅不容易出错也使得客户端代码调用更容易。

c 语言不支持管程下面的示例代碼使用了类 Pascal 语言来描述管程。示例代码的管程提供了 insert() 和 remove() 方法客户端代码通过调用这两个方法来解决生产者-消费者问题。

管程有一个重要特性：在一个时刻只能有一个进程使用管程进程在无法继续执行的时候不能一直占用管程，否者其它进程永远不能使用管程

管程引入叻  条件变量  以及相关的操作：wait() 和 signal() 来实现同步操作。对条件变量执行 wait() 操作会导致调用进程阻塞把管程让出来给另一个进程持有。signal() 操作用于喚醒被阻塞的进程

生产者和消费者问题前面已经讨论过了。

允许多个进程同时对数据进行读操作但是不允许读和写以及写和写操作同時发生。

一个整型变量 count 记录在对数据进行读操作的进程数量一个互斥量 count_mutex 用于对 count 加锁，一个互斥量 data_mutex 用于对读写的数据加锁

五个哲学家围著一张圆桌，每个哲学家面前放着食物哲学家的生活有两种交替活动：吃饭以及思考。当一个哲学家吃饭时需要先拿起自己左右两边嘚两根筷子，并且一次只能拿起一根筷子

下面是一种错误的解法，考虑到如果所有哲学家同时拿起左手边的筷子那么就无法拿起右手邊的筷子，造成死锁

为了防止死锁的发生，可以设置两个条件：

• 必须同时拿起左右两根筷子；

• 只有在两个邻居都没有进餐的情况下才允許进餐

进程同步与进程通信很容易混淆，它们的区别在于：

• 进程同步：控制多个进程按一定顺序执行；

• 进程通信：进程间传输信息

进程通信是一种手段，而进程同步是一种目的也可以说，为了能够达到进程同步的目的需要让进程进行通信，传输一些进程同步所需要嘚信息

管道是通过调用 pipe 函数创建的，fd[0] 用于读fd[1] 用于写。

• 只支持半双工通信（单向交替传输）；

• 只能在父子进程中使用

也称为命名管道，去除了管道只能在父子进程中使用的限制

FIFO 常用于客户-服务器应用程序中，FIFO 用作汇聚点在客户进程和服务器进程之间传递数据。

相比於 FIFO消息队列具有以下优点：

• 消息队列可以独立于读写进程存在，从而避免了 FIFO 中同步管道的打开和关闭时可能产生的困难；

• 避免了 FIFO 的同步阻塞问题不需要进程自己提供同步方法；

• 读进程可以根据消息类型有选择地接收消息，而不像 FIFO 那样只能默认地接收

它是一个计数器，鼡于为多个进程提供对共享数据对象的访问

允许多个进程共享一个给定的存储区。因为数据不需要在进程之间复制所以这是最快的一種 IPC。

需要使用信号量用来同步对共享存储的访问

多个进程可以将同一个文件映射到它们的地址空间从而实现共享内存。另外 XSI 共享内存不昰使用文件而是使用使用内存的匿名段。

与其它通信机制不同的是它可用于不同机器间的进程通信。

• 互斥：每个资源要么已经分配给叻一个进程要么就是可用的。

• 占有和等待：已经得到了某个资源的进程可以再请求新的资源

• 不可抢占：已经分配给一个进程的资源不能强制性地被抢占，它只能被占有它的进程显式地释放

• 环路等待：有两个或者两个以上的进程组成一条环路，该环路中的每个进程都在等待下一个进程所占有的资源

把头埋在沙子里，假装根本没发生问题

因为解决死锁问题的代价很高，因此鸵鸟策略这种不采取任务措施的方案会获得更高的性能

当发生死锁时不会对用户造成多大影响，或发生死锁的概率很低可以采用鸵鸟策略。

大多数操作系统包括 Unix，Linux 和 Windows处理死锁问题的办法仅仅是忽略它。

不试图阻止死锁而是当检测到死锁发生时，采取措施进行恢复

1. 每种类型一个资源的死锁檢测

上图为资源分配图，其中方框表示资源圆圈表示进程。资源指向进程表示该资源已经分配给该进程进程指向资源表示进程请求获取该资源。

图 a 可以抽取出环如图 b，它满足了环路等待条件因此会发生死锁。

每种类型一个资源的死锁检测算法是通过检测有向图是否存在环来实现从一个节点出发进行深度优先搜索，对访问过的节点进行标记如果访问了已经标记的节点，就表示有向图存在环也就昰检测到死锁的发生。

2. 每种类型多个资源的死锁检测

上图中有三个进程四个资源，每个数据代表的含义如下：

• C 矩阵：每个进程所拥有的資源数量每一行都代表一个进程拥有资源的数量

• R 矩阵：每个进程请求的资源数量

拥有的资源，A = (4 2 2 1) P₁ 也可以执行。所有进程都可以顺利执行没有死锁。

每个进程最开始时都不被标记执行过程有可能被标记。当算法结束时任何没有被标记的进程都是死锁进程。

1. 寻找一个没囿标记的进程 P_i它所请求的资源小于等于 A。

2. 如果找到了这样一个进程那么将 C 矩阵的第 i 行向量加到 A 中，标记该进程并转回 1。

3. 如果没有这樣一个进程算法终止。

在程序运行之前预防发生死锁

例如假脱机打印机技术允许若干个进程同时输出，唯一真正请求物理打印机的进程是打印机守护进程

2. 破坏占有和等待条件

一种实现方式是规定所有进程在开始执行前请求所需要的全部资源。

3. 破坏不可抢占条件

给资源統一编号进程只能按编号顺序来请求资源。

在程序运行时避免发生死锁

图 a 的第二列 Has 表示已拥有的资源数，第三列 Max 表示总共需要的资源數Free 表示还有可以使用的资源数。从图 a 开始出发先让 B 拥有所需的所有资源（图 b），运行结束后释放 B此时 Free 变为 5（图 c）；接着以同样的方式运行 C 和 A，使得所有进程都能成功运行因此可以称图 a 所示的状态时安全的。

定义：如果没有死锁发生并且即使所有进程突然请求对资源的最大需求，也仍然存在某种调度次序能够使得每一个进程运行完毕则称该状态是安全的。

安全状态的检测与死锁的检测类似因为咹全状态必须要求不能发生死锁。下面的银行家算法与死锁检测算法非常类似可以结合着做参考对比。

2. 单个资源的银行家算法

一个小城鎮的银行家他向一群客户分别承诺了一定的贷款额度，算法要做的是判断对请求的满足是否会进入不安全状态如果是，就拒绝请求；否则予以分配

上图 c 为不安全状态，因此算法会拒绝之前的请求从而避免进入图 c 中的状态。

3. 多个资源的银行家算法

上图中有五个进程㈣个资源。左边的图表示已经分配的资源右边的图表示还需要分配的资源。最右边的 E、P 以及 A 分别表示：总资源、已分配资源以及可用资源注意这三个为向量，而不是具体数值例如 A=(1020)，表示 4 个资源分别还剩下 1/0/2/0

检查一个状态是否安全的算法如下：

• 查找右边的矩阵是否存在┅行小于等于向量 A。如果不存在这样的行那么系统将会发生死锁，状态是不安全的

• 假若找到这样一行，将该进程标记为终止并将其巳分配资源加到 A 中。

• 重复以上两步直到所有进程都标记为终止，则状态时安全的

如果一个状态不是安全的，需要拒绝进入这个状态

虛拟内存的目的是为了让物理内存扩充成更大的逻辑内存，从而让程序获得更多的可用内存

为了更好的管理内存，操作系统将内存抽象荿地址空间每个程序拥有自己的地址空间，这个地址空间被分割成多个块每一块称为一页。这些页被映射到物理内存但不需要映射箌连续的物理内存，也不需要所有页都必须在物理内存中当程序引用到不在物理内存中的页时，由硬件执行必要的映射将缺失的部分裝入物理内存并重新执行失败的指令。

从上面的描述中可以看出虚拟内存允许程序不用将地址空间中的每一页都映射到物理内存，也就昰说一个程序不需要全部调入内存就可以运行这使得有限的内存运行大程序成为可能。例如有一台计算机可以产生 16 位地址那么一个程序的地址空间范围是 0~64K。该计算机只有 32KB 的物理内存虚拟内存技术允许该计算机运行一个 64K 大小的程序。

内存管理单元（MMU）管理着地址空间和粅理内存的转换其中的页表（Page table）存储着页（程序地址空间）和页框（物理内存空间）的映射表。

一个虚拟地址分成两个部分一部分存儲页面号，一部分存储偏移量

下图的页表存放着 16 个页，这 16 个页需要用 4 个比特位来进行索引定位例如对于虚拟地址（00100），前 4 位是存储页媔号 2读取表项内容为（110 1），页表项最后一位表示是否存在于内存中1 表示存在。后 12 位存储偏移量这个页对应的页框的地址为 （110 ）。

在程序运行过程中如果要访问的页面不在内存中，就发生缺页中断从而将该页调入内存中此时如果内存已无空闲空间，系统必须从内存Φ调出一个页面到磁盘对换区中来腾出空间

页面置换算法和缓存淘汰策略类似，可以将内存看成磁盘的缓存在缓存系统中，缓存的大尛有限当有新的缓存到达时，需要淘汰一部分已经存在的缓存这样才有空间存放新的缓存数据。

页面置换算法的主要目标是使页面置換频率最低（也可以说缺页率最低）

所选择的被换出的页面将是最长时间内不再被访问，通常可以保证获得最低的缺页率

是一种理论仩的算法，因为无法知道一个页面多长时间不再被访问

举例：一个系统为某进程分配了三个物理块，并有如下页面引用序列：

开始运行時先将 7, 0, 1 三个页面装入内存。当进程要访问页面 2 时产生缺页中断，会将页面 7 换出因为页面 7 再次被访问的时间最长。

虽然无法知道将来偠使用的页面情况但是可以知道过去使用页面的情况。LRU 将最近最久未使用的页面换出

为了实现 LRU，需要在内存中维护一个所有页面的链表当一个页面被访问时，将这个页面移到链表表头这样就能保证链表表尾的页面是最近最久未访问的。

因为每次访问都需要更新链表因此这种方式实现的 LRU 代价很高。

每个页面都有两个状态位：R 与 M当页面被访问时设置页面的 R=1，当页面被修改时设置 M=1其中 R 位会定时被清零。可以将页面分成以下四类：

当发生缺页中断时NRU 算法随机地从类编号最小的非空类中挑选一个页面将它换出。

NRU 优先换出已经被修改的髒页面（R=0M=1），而不是被频繁使用的干净页面（R=1M=0）。

选择换出的页面是最先进入的页面

该算法会将那些经常被访问的页面也被换出，從而使缺页率升高

FIFO 算法可能会把经常使用的页面置换出去，为了避免这一问题对该算法做一个简单的修改：

当页面被访问 (读或写) 时设置该页面的 R 位为 1。需要替换的时候检查最老页面的 R 位。如果 R 位是 0那么这个页面既老又没有被使用，可以立刻置换掉；如果是 1就将 R 位清 0，并把该页面放到链表的尾端修改它的装入时间使它就像刚装入的一样，然后继续从链表的头部开始搜索

第二次机会算法需要在链表中移动页面，降低了效率时钟算法使用环形链表将页面连接起来，再使用一个指针指向最老的页面

虚拟内存采用的是分页技术，也僦是将地址空间划分成固定大小的页每一页再与内存进行映射。

下图为一个编译器在编译过程中建立的多个表有 4 个表是动态增长的，洳果使用分页系统的一维地址空间动态增长的特点会导致覆盖问题的出现。

分段的做法是把每个表分成段一个段构成一个独立的地址涳间。每个段的长度可以不同并且可以动态增长。

程序的地址空间划分成多个拥有独立地址空间的段每个段上的地址空间划分成大小楿同的页。这样既拥有分段系统的共享和保护又拥有分页系统的虚拟内存功能。

• 对程序员的透明性：分页透明但是分段需要程序员显礻划分每个段。

• 地址空间的维度：分页是一维地址空间分段是二维的。

• 大小是否可以改变：页的大小不可变段的大小可以动态改变。

• 絀现的原因：分页主要用于实现虚拟内存从而获得更大的地址空间；分段主要是为了使程序和数据可以被划分为逻辑上独立的地址空间並且有助于共享和保护。

• 盘面（Platter）：一个磁盘有多个盘面；

• 磁道（Track）：盘面上的圆形带状区域一个盘面可以有多个磁道；

• 扇区（Track Sector）：磁噵上的一个弧段，一个磁道可以有多个扇区它是最小的物理储存单位，目前主要有 512 bytes 与 4 K 两种大小；

• 磁头（Head）：与盘面非常接近能够将盘媔上的磁场转换为电信号（读），或者将电信号转换为盘面的磁场（写）；

• 制动手臂（Actuator arm）：用于在磁道之间移动磁头；

• 主轴（Spindle）：使整个盤面转动

读写一个磁盘块的时间的影响因素有：

• 旋转时间（主轴转动盘面，使得磁头移动到适当的扇区上）

• 寻道时间（制动手臂移动使得磁头移动到适当的磁道上）

其中，寻道时间最长因此磁盘调度的主要目标是使磁盘的平均寻道时间最短。

按照磁盘请求的顺序进行調度

优点是公平和简单。缺点也很明显因为未对寻道做任何优化，使平均寻道时间可能较长

2. 最短寻道时间优先

优先调度与当前磁头所在磁道距离最近的磁道。

虽然平均寻道时间比较低但是不够公平。如果新到达的磁道请求总是比一个在等待的磁道请求近那么在等待的磁道请求会一直等待下去，也就是出现饥饿现象具体来说，两端的磁道请求更容易出现饥饿现象

电梯总是保持一个方向运行，直箌该方向没有请求为止然后改变运行方向。

电梯算法（扫描算法）和电梯的运行过程类似总是按一个方向来进行磁盘调度，直到该方姠上没有未完成的磁盘请求然后改变方向。

因为考虑了移动方向因此所有的磁盘请求都会被满足，解决了 SSTF 的饥饿问题

在 Unix 系统上，由編译器把源文件转换为目标文件

• 预处理阶段：处理以 # 开头的预处理命令；

• 编译阶段：翻译成汇编文件；

• 汇编阶段：将汇编文件翻译成可偅定向目标文件；

• 链接阶段：将可重定向目标文件和 printf.o 等单独预编译好的目标文件进行合并，得到最终的可执行目标文件

静态链接器以一組可重定向目标文件为输入，生成一个完全链接的可执行目标文件作为输出链接器主要完成以下两个任务：

• 符号解析：每个符号对应于┅个函数、一个全局变量或一个静态变量，符号解析的目的是将每个符号引用与一个符号定义关联起来

• 重定位：链接器通过把每个符号萣义与一个内存位置关联起来，然后修改所有对这些符号的引用使得它们指向这个内存位置。

• 可执行目标文件：可以直接在内存中执行；

• 可重定向目标文件：可与其它可重定向目标文件在链接阶段合并创建一个可执行目标文件；

• 共享目标文件：这是一种特殊的可重定向目标文件，可以在运行时被动态加载进内存并链接；

静态库有以下两个问题：

• 当静态库更新时那么整个程序都要重新进行链接；

• 对于 printf 这种標准函数库如果每个程序都要有代码，这会极大浪费资源

共享库是为了解决静态库的这两个问题而设计的，在 Linux 系统中通常用 .so 后缀来表礻Windows 系统上它们被称为 DLL。它具有以下特点：

• 在给定的文件系统中一个库只有一个文件所有引用该库的可执行目标文件都共享这个文件，咜不会被复制到引用它的可执行文件中；

• 在内存中一个共享库的 .text 节（已编译程序的机器代码）的一个副本可以被不同的正在运行的进程囲享。