1，概念

1）作業系統特徵

併發性
共享性
虛擬性（把一個物理實體變成若干個邏輯上的對應物）
非同步性

2）OS體系結構

單體結構
層次結構
虛擬機器結構
C/S結構
微核心架構

3）進位制轉換

4）全域性變數和區域性變數

全域性變數分配在全域性資料段並且在程式開始執行的時候被載入， 區域性變數則分配在堆疊裡面。

2，

3，記憶體管理

1）頁式記憶體管理

執行程序的實體地址空間連續。頁面的大小由硬體的地址結構決定。

①基本原理

把使用者程式的地址空間劃分為若干個大小相等的頁，頁號從0開始把記憶體空間劃分為若干和頁面大小相等的物理塊，即記憶體塊。每個物理塊有編號，從0開始。

②地址對映

頁表

通常 儲存再記憶體中。
頁號，物理塊號。
實現了邏輯地址到實體地址的對映。

地址結構

邏輯地址由頁號和頁內偏移地址組成。
實體地址為：塊號*塊大小 + 偏移地址。

計算

邏輯地址2052，頁大小1KB，頁表如下，求實體地址。
如圖：2052/1024(1KB) = 2；2015%1024=4；分頁機構為頁號p=2、偏移w=4。
根據頁表可知第二頁對應物理塊號為7.
則實體地址為7*1024+w = 7172

③頁面置換策略

④優缺點

分頁記憶體管理不會產生外部碎片，但是會產生內部碎片。
如果程序要求的記憶體不是頁大小的整數倍，那麼最後一個物理塊就用不完，從而導致頁內碎片。
另一個有點是可以共享共同的程式碼。

⑤快表（聯想暫存器）

為了加快邏輯地址和實體地址轉換過程中地址變換速度，在地址變換機構中增設一個有並行查詢能力的特殊告訴緩衝 儲存器，即快表。
快表用來存放當前訪問的那些頁表項。

變換步驟：
i>在CPU給出的有效地址後，地址變換機構自動將頁號p送入高速緩衝暫存器中，並將此頁號與快取記憶體中的所有頁號進行比較。
ii>如果其中有與此頁號匹配的，便表示所要訪問的頁表項在快表中。
iii>直接從快表中讀出該頁號所對應的物理塊號，並送到實體地址暫存器中。
iv>如果在快表中未找到相同的頁表號，則必須再訪問記憶體中的頁表，從頁表中找到該頁號所對應的頁表項後，把頁表項中獨處的物理塊號送入地址暫存器。
v>同時，將此頁號所對應的頁表項存入快表中，即重新修改快表。

⑥頁面更新演算法

2）段式記憶體管理

3）虛擬記憶體

能加快虛實地址轉換的是：I ．增大塊表 (TLB) 容量 II ．讓頁表常駐記憶體

4）交叉儲存器

交叉儲存器實質上是一種模組式儲存器，它能並行執行多個獨立的讀寫操作。
交叉儲存器的每個模組都有自己的MAR和MDR。
交叉儲存器的每個模組的地址是不連續的，相鄰地址的單元位於相鄰的模組。

4，I/O管理

5，檔案管理

6，死鎖

1）死鎖原因

程序間競爭資源和程序推進順序非法。

2）死鎖必要條件

滿足以下4個條件，就會引起死鎖。

①互斥條件

指程序對所分配到的資源進行排他性使用，即一個資源每次只能被一個程序使用。

②佔有且等待

一個程序在請求新資源而阻塞時，對已獲得資源又保持不放。
即：程序不是一次性獲得所需所有資源，而是在佔有一部分時申請新資源。

③不可搶佔條件

以及分配的資源不能從相應的程序中被強制搶佔。
即：資源只能在程序完成任務後自動釋放。

④環路等待條件

存在一個程序-資源的環狀鏈，迴圈等待。

不發生死鎖的條件：至少保證一個程序獲得全部資源。
舉例：N個程序共享11臺印表機，每個程序要3臺，N的取值不超過多少時，系統不會發生死鎖？
最壞的情況是1個程序獲取3臺印表機資源，另外N-1個程序獲取到2臺印表機，等待獲取第3臺。所以3+（N-1）*2 = 11，N=5

3）無死鎖策略

①死鎖的預防

破壞產生死鎖的4個條件之一。

②死鎖的避免

在資源動態分配過程中使用某種演算法防止系統進入不安全狀態，從而避免死鎖發生。

③死鎖的檢查

採取適當措施，從系統中將已發生的死鎖清除掉。

④死鎖的解除

撤銷或掛起一些程序，以便回收一些資源，再將這些資源分配給已處於阻塞態的程序，使之轉為就緒態，以繼續執行。

4）死鎖演算法

A.避免死鎖

銀行家演算法

B.解除死鎖

消程序法

C.預防死鎖

資源靜態分配法

D.檢測死鎖

資源分配圖簡化法。
所謂化簡是指一個程序的所有資源請求均能被滿足的話 , 可以設想該程序得到其所需的全部資源 , 最終完成任務 , 執行完畢 , 並釋放所佔有的全部資源 . 這種情況下 , 則稱資源分配圖可以被該程序化簡 . 加入一個資源分配圖可被其所有程序化簡 , 那麼稱改圖是可化簡的 , 否則稱改圖是不可化簡的
化簡的方法如下 :
(1) 在資源分配圖中 , 找出一個既非等待又非孤立的程序結點 Pi, 由於 Pi 可獲得它所需要的全部資源 , 且執行完後釋放它所佔有的全部資源 , 故可在資源分配圖中消去 Pi 所有的申請邊和分配邊 , 使之成為既無申請邊又無分配邊的孤立結點 .
(2) 將 Pi 所釋放的資源分配給申請它們的程序 , 即在資源分配圖中將這些程序對資源的申請邊改為分配邊 .
(3) 重複 (1),(2) 兩步驟 , 直到找不到符合條件的程序結點
經過化簡後 , 若能消去資源分配圖中的所有邊 , 使所有程序都成為孤立結點 , 則改圖是可完全化簡的 , 否則不可化簡的 .