东南大学操作系统课件(汪芸老师版)
操作系统(东南大学滕至阳ppt)chapter(8)
r2
r3
r4
局部时钟 R
图12-3 分布式系统中的事件顺序
第十二章
分布式操作系统
12.2.1 事件定序
◆给进程Pi中事件a的逻辑时钟值记为Ci(a) ◆进程Pi中的事件a先于进程Pj中的事件b
(用ab表示)，当且仅当 Ci(a)<Cj(b) 或者 Ci(a)=Cj(b)且Pi<<Pj
◆若进程号i<进程号j，则Pi<<Pj。通常把
④为了释放该资源，Pi从自己的队列中撤消请求消息， 并发送一个打上时间戳的释放消息release给其他进程；
⑤当进程Pj收到Pi的release消息后，它撤消自己队列中
的原Pi的request(Ti , i)消息。
第十二章
分布式操作系统
12.3 资源管理
◆局部集中式管理 ◆分级式管理
◆分散式管理及其算法
安全与保密机制
13.2.2 强制访问控制
13.2.2.2 强制访问控制
◆在强制访问控制中，系统对主体与客体都分配一个
特殊的一般不能更改的安全属性，系统通过比较主体 与客体的安全属性来决定一个主体是否能够访问某个 客体
第十三章
安全与保密机制
13.3 信息流的格阵模型
13.3.1 格阵模型
◆格阵模型用来描述信息流的通道与流动策略 ◆信息流动策略 ◆信息状态 ◆状态转换与信息流 ◆格阵结构
11 E
图12-10 模块通信图
4 10 P1 8 3 2 4 6 B 12 D A 4 8 3 5 C 11 E 12 F 4 6 5 8 P2 2 5
图12-11 完全图
第十三章
安全与保密机制
13.1 概述
◆所谓“系统安全”包括三个方面：
2024版操作系统课件汤子瀛本科操作系统5[1]
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2024/1/29
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设备分配与回收
设备分配策略
先来先服务、优先级高者先服务等。
设备分配数据结构
设备控制表、设备分配表等。
设备回收
当设备不再使用时，需要将其回收并更新相关数据结 构。
2024/1/29
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设备驱动程序
设备驱动程序定义
控制和管理特定设备的软件程序。
设备驱动程序功能
提供与设备硬件交互的接口，实现设备初始化、数据传输、错误处 理等。
设备驱动程序结构
通常由设备无关层和设备相关层组成，提高了设备驱动的可移植性和 可维护性。
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设备独立性软件
设备独立性概念
应用程序独立于具体使用的物理设备。
设备独立性软件功能
将应用程序的I/O请求转换为具体的设备I/O 操作，提供了统一的设备接口。
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设备独立性实现
通过逻辑设备名、设备类驱动程序等实现设 备独立性。
设备分类
按传输速度、共享属性、连接方式等分类，如块设备、字符设备等。
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I/O控制方式
程序直接控制方式
CPU直接控制I/O操作，简单但效率低。
中断驱动方式
CPU发出I/O请求后等待中断，提高了CPU利用率。
DMA方式
直接内存访问，减少了CPU的干预，提高了数据传输效率。
通道控制方式
通道控制器独立控制I/O操作，进一步减轻了CPU负担。
2024/1/29
覆盖与交换技术
覆盖技术是将程序分为多个段，常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存。交换技术是将内存中暂 时不能运行的进程或程序调出到外存上，以便腾出足够的内存空间给新的进程或程序使用。
计算机操作系统汤子瀛第3章
• 解：采用字位扩展的方法。需要32片SRAM芯片。
MREQ#
A22-2 R/W#
OE# A22-20 ramsel0
3-8 译码
ramsel1
ramsel2
A19-2
… ramsel7
CPU
D31~D0
WE A CE
WE A CE
WE A CE
256Kx8 4片
存储器芯片的控制信号
SRAM 芯片的控制信号： ADD 地址信号，在芯片手册中通常表示为 A0，A1，A2，…。 CS 芯片选择，低电平时表示该芯片被选中。 WE 写允许，低电平表示写操作，高电平表示读操作。 Dout 数据输出信号，在芯片手册中通常表示为 D0，D1，D2，…。 Din 数据输入信号。 OE 数据输出允许信号。
WE A CE
256K ×1
D
D0
WE A CE
256K ×1
D
D1
WE A CE
256K ×1
D
D2
A19-2
WE A CE
256K ×1
D
D31
例2 设有若干片256K×8位的SRAM芯片，问： (1) 采用字扩展方法构成2048KB的存储器需要多少片SRAM芯片？ (2) 该存储器需要多少字节地址位？ (3) 画出该存储器与CPU连接的结构图，设CPU的接口信号有地址信号、数据信号、控 制信号MREQ#和R/W#。 (4) 写出译码器逻辑表达式。
列地址译码 控
制
列地址
图 3-2 RAM 的阵列结构
动态存储单元
字选择
数据线
CT
CD
图 3-3 动态存储单元结构
操作系统东南大学滕至阳chapter(8)
操 作 系 统 原理
目录
第十二章 分布式操作系统
12.1 标识符系统 12.2 分布式进程互斥/同步 12.3 资源管理 12.4 死锁问题 13.5 任务分布
15
操 作 系 统 原理
目录
第十三章 安全与保密 机制
13.1 概述
13.5 运行域
13.2 访问控制 13.6 安全域
●并发(concurrence)性是指2个或2个以上的进程的执行在时 间上有重叠 ●共享(sharing)是指系统中的硬件和软件资源能为多个用户 共同使。通 常有互斥共享和同时共享2种方式
19
第一章 引 言
1.1 什么是操作系统
●虚拟(virtual)的本质含义是把物理上的一个变成逻辑上的多 个 ●不确定性(nondetermistic) ●可重构性(reconstruction) ◆操作系统与计算机硬件、应用软件的关系（图1-1）
输入输出
预定
9
操 作 系 统 原理
目录
第八章 并发程序设计
Hale Waihona Puke 8.1 并发程序概念 8.2 操作系统提供的支持 8.3 并发程序设计语言
10
操 作 系 统 原理
目录
第九章 操作系统设 计与实现
9.1 操作系统的设计目标 9.2 操作系统的设计方法 9.3 操作系统的实现
11
操 作 系 统 原理
目录
第十章 多处理机操 作系统
10.1 多处理机系统结构 10.2 多处理机操作系统的功 能与类型
10.3 多处理机调度 10.4 动态负载平衡
12
操 作 系 统 原理
目录
第十一章 网络操作系统
东南大学操作系统课件(汪芸老师版)
Chapter 7: DeadlocksgAgenda•The Deadlock ProblemSystem Model•System Model•Deadlock Characterization •Methods for Handling Deadlocks( Prevention, Avoidance, Detection and (Prevention Avoidance Detection and Recovery )The Deadlock Problem•A set of blocked processes each holding a resource and waiting to acquire a resourceg qheld by another process in the set. Example•Example–System has 2 disk drives.–P1and P2each hold one disk drive and eachneeds another one.Bridge Crossing Exampleg g pThe Deadlock Problem •Examplep,–semaphores A and B, initialized to 1P0P1wait (A);wait(A);wait(B)wait (B);wait(A)gAgenda•The Deadlock ProblemSystem Model•System Model•Deadlock Characterization •Methods for Handling Deadlocks( Prevention, Avoidance, Detection and (Prevention Avoidance Detection and Recovery )ySystem Model•Resource types R 1, R2, . . ., R mCPU cycles, memory space, I/O devices •Each resource type R i has W i instances.•Each process utilizes a resource asEach process utilizes a resource asfollows:–request–use–releaseDeadlock CharacterizationDeadlock can arise if four conditions holdsimultaneously.•Mutual exclusion:only one process at a time can use a resource.•Hold and wait: a process holding at least one resource is waiting to acquire additional resources held by other processes.h ld b hDeadlock CharacterizationNo preemption:a resource can be released •No preemption: a resource can be released only voluntarily by the process holding it, after that process has completed its task that process has completed its task.•Circular wait:there exists a set {P 0, P 1, …, P 0} of waiting processes such that 0is waiting for a of waiting processes such that P 0 is waiting for a resource that is held by P 1, P 1is waiting for a resource that is held by P , …, P is waiting for y 2,,n –1g a resource that is held by P n , and P 0is waiting for a resource that is held by P 0.Resource-Allocation Graph pA set of vertices V and a set of edges E .•V is partitioned into two types:={}the set consisting of all –P = {P 1, P 2, …, P n }, the set consisting of all the processes in the system.–R = {R 1, R 2, …, R m }, the set consisting of all resource types in the system resource types in the system.Resource-Allocation Graphp•request edge –directed edge P1 →R j •assignment edge –directed edge R j→P iResource-Allocation Graph(Cont.)(Cont)•ProcessResource Type with 4 instances•P requests instance of R P i R ji j•P i is holding an instance of R j P i R j is holding an instance ofExamplepResource Allocation Graph With A DeadlockA DeadlockGraph With A Cycle But No DeadlockN D dl kComments•If graph contains no cycles ⇒nodeadlock.g p y•If graph contains a cycle ⇒if only one instance per resource type,then deadlock.then deadlockif several instances per resource type,possibility of deadlockpossibility of deadlock.gAgenda•The Deadlock ProblemSystem Model•System Model•Deadlock Characterization •Methods for Handling Deadlocks( Prevention, Avoidance, Detection and (Prevention Avoidance Detection and Recovery )Methods for HandlingDeadlocks•Ensure that the system will never enter a E th t th t ill t deadlock state.•Allow the system to enter a deadlock state and then recover.state and then recover•Ignore the problem and pretend that deadlocks never occur in the system;y p g y,used by most operating systems, including UNIX.Tolerance & RecoveryDetectionPrevention & AvoidanceDeadlock Prevention•Mutual Exclusion–not required for sharable resources; must hold forh bl t h ld f nonsharable resources.Deadlock Prevention•Hold and Wait–must guarantee that whenever a process requests a resource, whenever a process requests a resource it does not hold any other resources.–Low resource utilization; starvation possible.Deadlock Prevention•No Preemption–y–Process will be restarted only when it canregain its old resources, as well as the new ones that it is requesting.q gDeadlock Prevention•Circular Wait–impose a total ordering of all resource types, and require that eachll t d i th t h process requests resources in an increasing order of enumeration.Deadlock AvoidanceRequires that the system has some additionala priori information available.•Each process declare the maximum number ofresources of each type that it may need. resources of each type that it may need •Dynamically examines the resource-allocationstate to ensure that there can never be a state to ens re that there can ne er be a circular-wait condition.Deadlock Avoidance•Resource-allocation state is defined by the number of available and allocated resources, and the maximum demands of resources,and the maximum demands of the processes.Safe State•System is in safe state if there exists a q1,2,,nsequence <P, P, …, P> of ALL the processes is the systems such that for each P i, the resources that P i requests each P the resources that P i requests can be satisfied by currently available resources + resources held by all the P j, resources+resources held by all the with j < i.Safe State Safe State–If Pi resource needs are not immediatelyavailable, then Pi can wait until all Pjhavef inished.–When P is finished, Pi can obtain neededjresources, execute, return allocated resources, and terminate.–When Pi terminates, Pi +1can obtain itsneeded resources, and so on.,Comments•If a system is in safe state ⇒noIf t i i f t tdeadlocks.•If a system is in unsafe state ⇒possibility of deadlock.•Avoidance ⇒ensure that a system will A id th t t ill never enter an unsafe state.Safe, Unsafe , Deadlock State Deadlock StateAvoidance algorithmsg•Single instance of a resource type. Use a resource-allocation graphUse a resource allocation graph•Multiple instances of a resource type. Use the banker’s algorithmResource-Allocation GraphpUnsafe State Unsafe StateResource-Allocation GraphAlgorithm•Suppose that process P i requests a resource R jThe request can be granted only if •The request can be granted only if converting the request edge to an assignment edge does not result in the assignment edge does not result in the formation of a cycle in the resourcell ti hallocation graphgBanker’s Algorithm•Multiple instances.M ltiple instancesp p•Each process must a priori claimmaximum use.•When a process requests a resource it When a process requests a resource itmay have to wait.•When a process gets all its resources itmust return them in a finite amount of must return them in a finite amount oftime.Data StructuresData StructuresLet n= number of processes, and m = number of resources types. •Available:Vector of length m. If available [j]yp j = k, there are k instances of resource type Ravailable.•Max: n x m matrix. If Max [i,j] = k, then:n x m matrix If Max i j]=then process P i may request at most k instancesf tof resource type R j.Data Structures•Allocation: n x m matrix. If Allocation[i,j] = k then P i is currently allocated kth i tl ll t d instances of R j.j•Need: n x m matrix. If Need[i,j] =k, then P i may need k more instances of R j tomay need more instances of to complete its task.i j]i j]i j]Need[i,j]= Max[i,j] –Allocation[i,j].Safety Algorithmy g1.Let Work and Finish be vectors ofg,p ylength m and n, respectively. Initialize: Work = AvailableFinish [i] =false for i= 0, 1, …, n-1.2.Find any i such that both:(a) Finish i] = false()[]≤Work(b) NeediIf no such i exists,go to step4.If no such i exists, go to step 4.y gSafety Algorithm3.Work= Work + Allocation iFinish[i] =true]=go to step 2.4.If Finish[i] == true for all i, then the 4If Fi i h]t f ll th th system is in a safe state.for Process Pfor Processi1.If Request i≤Need i go to step2.,, Otherwise, raise error condition, since process has exceeded its maximumclaim.2.If Request i≤Available, go to step3.Otherwise P i must wait, sinceOtherwise must wait sinceresources are not available.for Processfor Process Pi3.Pretend to allocate requested resources to Pi by modifying the state as follows:Available= Available –Request;Allocation= Allocation+ Request;i i iNeedi =Needi–Requesti;z If safe the resources are allocated to Pi.⇒z If unsafe ⇒Pi must wait, and the old resource-allocation state is restoredExamplep• 5 processes P0 through P4;3resource types:3 resource types:A(10 instances),B(5instances),C(7 instances).Examplep:S h t t ti•Snapshot at time TAllocation Max AvailableA B C A B C A B C0 1 07 5 3 3 3 2P0107533322 0 03 2 2P13 0 2 9 0 2P30290222 1 1 2 2 2P3P0 0 2 4 3 34Examplep•The content of the matrix Need is defined to be Th t t f th t i N d i d fi d t b Max–Allocation.NeedA B CP7 4 31 2 2122P16 0 0P2P0 1 13P 4 3 14ExampleThe system is in a safe state since the •The system is in a safe state since the sequence < P1, P3, P4, P2, P0> satisfies safety criteria.safety criteriaExample: P Request (1,0,2)p1q()•Check that Request ≤Available (that is, (1,0,2) Check that Request Available(that is(102)≤(3,3,2) ⇒true.Allocation Need AvailableAll ti N d A il blA B C A B C A B CP0 1 0 7 4 3 2 3 03 0 20 2 0P30202013 0 1 6 0 0P22 1 1 0 1 1211011P30 0 2 4 3 1P4Example: P Request (1,0,2)p1q()•Executing safety algorithm shows thatE ti f t l ith h th tsequence < P, P, P, P, P> satisfies13402safety requirement.•Can request for (3,3,0) by P4be granted?Can request for(330)by be granted?•Can request for (0,2,0) by P0be granted?Deadlock Detection•Allow system to enter deadlock state •Detection algorithm•Recovery schemeSingle Instance ofEach Resource TypeEach Resource Type•Maintain wait-for graphNodes are processes–Nodes are processes.–P→P j if P i is waiting for P j.iy g •Periodically invoke an algorithm that searches for a cycle in the graph. If there is a cycle there exists a deadlockis a cycle, there exists a deadlock.Single Instance ofEach Resource TypeE h R T•An algorithm to detect a cycle in a graph requires an order of n2operations,e e s t e u be o e t ces t e where n is the number of vertices in the graph.Resource-Allocation Graphand Wait-for Graphd W it f G hResource-Allocation Graph Corresponding wait-for graph。
会计软件应用课件(东南大学)005-006
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2)调整余额方向
在录入会计科目余额时，系统提供 了调整余额方向的功能，即在还未录 入会计科目余额时如果发现会计科目 的余额方向与系统设置的方向不一致 时可以将其方向调整。
注意:
总账科目与其下级明细科目的余额方向必须 一致。 余额的方向应以科目属性或类型为准，不以 当前余额方向为准。
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39
第3章 总账管理 1.系统概述
2.总账管理系统初始设置 3.实验二 初始设置 4.总账管理系统日常业务处理 5.实验三 日常业务处理 6.总账管理系统期末处理 7.实验四 期末处理
40
5
②计算机处理步骤
审核 记账凭证 原始凭证 录入凭证 记账 转账凭证 期末业务处理 银行对账数据 科目汇总 输出 辅助核算数据 报表子系统 账簿
开户行对账单
银行对账单
银行对账
余额调节表
6
3)总账管理与其他系统的主要关系
成本管理 工资管理 记账凭证 记账凭证 记账凭证 总账管理 应收应付 记账凭证 决策支持 记账凭证 资金管理 记账凭证 余额表 会计报表 其他费用 账证 财务分析 固定资产
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3.2 设置基础数据（建立会计科目— —增加明细科目）
1
2 3
4
5
20
注意:
增加明细科目时，系统默认其类型与上级 科目保持一致。
已经使用过的末级会计科目不能再增加下 级科目。
非末级会计科目不能再修改科目编码。
21
3.3 设置基础数据（建立会计科目— —修改会计科目）
1
3
2 4
如果要 对已经设置 完成的会计 科目的名称、 编码及辅助 项目等内容 进行修改， 应在会计科 目未使用之 前在会计科 目的修改功 能中完成。 22
操作系统东南大学滕至阳chapter3
第三章 存储管理
3.4.3.5 页面共享
主存
块号
附接的共享页
主存
进程甲的原有页
块5（共享例程第0页）
页号
块号
附接的共享页
进程乙的原有页
页表
图3-16 共享例程的页面
块7（共享例程第1页） 块9（共享例程第2页）
第三章 存储管理
第三章 存储管理
3.4.3 页式管理
◆把进程空间划分成较小的片段(称为页面)，把主存
也划分成较小的片段(称为块)，使页长等于块长， 恰好1页能占用主存的1块 （图3-10）
3.4.3.1 数据结构 ◆ 图3-11 ◆ 图3-12
块
0
页
1
0
2
1
3
2
4
进程空间分页
5
6
7
主存分块
图3-10 页式管理示意图
Windows系统DLL 3GB
共享对象
非系统DLL 2GB
私用地址
空间
未用
4MB
16KB
不可寻址
0
第三章 存储管理
3.2 存储概念和虚存管理 ◆ Windows API控制进程的虚拟地址空间
◆ (1)私用堆 用户使用HeapCreate()来产生私用堆空间
HANDLE HeapCreate(flOptions, dwInitialSize, dwMaximumSize)
存器组，称之为“快表”，用它存放现行进程页 表 中最近常用的部分表目
◆图3-15
pw 页号
页号 块号 ┇┇
Bw 块号
图3-15 快表的使用
东南大学操作系统课件(汪芸老师版)
Chapter 8: Main MemoryAgendag•AddressSwapping•Swapping•Contiguous Memory Allocation •Paging•SegmentationgBackground•Program must be brought (from disk) into P t b b ht(f di k)i t memory and placed within a process for it to be run•Main memory and registers are only Main memory and registers are only storage CPU can access directly •Register, main memory and cache Protection of memory•Protection of memoryBase and Limit Registersp g•A pair of base and limit registers define the logical address spaceMultistep Processing of a User ProgramBinding of Instructions andData to MemoryData to Memoryz Compile time: absolute code can be generated; must recompile code if starting location changes z Load time: relocatable codez Execution time: Need hardware support for address mapsLogical vs. Physical AddressSpace–Logical address–generated by the CPU;Logical address generated by the CPU;also referred to as virtual address–Physical address–address seen by thePh i l dd dd b thmemory unit•in compile-time and load-time address-binding schemesbinding schemes•in execution-time address-binding hschemeMemory-Management Unit(MMU)•Map virtual to physical address •Physical address = the value in therelocation register + every address relocation register+every addressgenerated by a user processDynamic relocation using a relocation register using a relocation registery gDynamic LoadingRoutine is not loaded until it is called •Routine is not loaded until it is called •Better memory-space utilization; unused routine is never loadedUseful when large amounts of code are •Useful when large amounts of code are needed to handle infrequently occurring cases•No special support from the operating system is requiredLinking g•Static linking•Dynamic linking in load timeD i li ki i l d tiy g•Dynamic linking in execution timeDynamic Linking in execution timey g•Linking postponed until execution timeLi ki t d til ti tip,,•Small piece of code, stub, used to locate the appropriate memory-resident libraryroutine•Stub replaces itself with the address of the routine, and executes the routineti d t th tiSystem also known as shared libraries •System also known as shared librariesgAgenda•AddressS i•Swappingg y •Contiguous Memory Allocation •Paging•SegmentationS t tiSwappingpp g• A process can be swapped temporarily out of memory to a backing store, and then brought back into memory for continued executionb k i t f ti d ti •Backing store–fast disk; must provide direct Backing store fast disk m st pro ide direct access to these memory imagesSwappingpp g•Swapping space management•Roll out, roll in–swapping variant used for priority-based scheduling algorithms•I/O problemppp g Schematic View of SwappingAgendag•AddressSwapping•Swapping•Contiguous Memory Allocation •Paging•SegmentationgContiguous Allocation•Main memory usually into twoppartitions:–Resident operating system, usually heldin low memory with interrupt vectorin low memory with interrupt vector–User processes then held in highmemoryContiguous Allocationg•Relocation registers used to protect R l ti i t d t t t user processes from each other, and from changing operating-system code and data–Base register–Limit registerLimit register–MMU maps logical address dynamicallyHW address protection with base and limit registers base and limit registersg()Contiguous Allocation (Cont.)•Multiple-partition allocationM lti l titi ll tiy–Hole –block of available memory; holes ofvarious size are scattered throughout memoryWhen a process arrives, it is allocated memory –When a process arrives,it is allocated memoryfrom a hole large enough to accommodate it–Operating system maintains information about:Operating system maintains information about:a) allocated partitions b) free partitions (hole)g() Contiguous Allocation (Cont.)OS OS OS OS process 5process 5process 5process 5process 9process 9 process 8process 10 process 2process 2process 2process 2ProblemP bl t t t H t ti fz Problem statement:How to satisfy a request of size n from a list of free holes z Solutions:•First-fit: Allocate the first hole that is big enoughProblem•Best-fit: Allocate the smallest hole that is B t fit All t th ll t h l th t i big enough; must search entire list, unless ordered by size–Produces the smallest leftover hole•Worst-fit: Allocate the largest hole; must also search entire listalso search entire list–Produces the largest leftover holeFirst-fit and best-fit better than worst-fit in terms ofFi t fit d b t fit b tt th t fit i t fspeed and storage utilizationFragmentationg•External Fragmentation–total External Fragmentation total memory space exists to satisfy a request, but it is not contiguous Internal Fragmentation allocated •Internal Fragmentation–allocated memory may be slightly larger than requested memory; this size difference requested memory;this size difference is memory internal to a partition, but not being usedb i dFragmentationg•Reduce external fragmentation bypcompaction–Shuffle memory contents to place all freememory together in one large blockmemory together in one large block–Compaction is possible only if relocation is dynamic, and is done at execution timedynamic and is done at execution timeAgendag•AddressSwapping•Swapping•Contiguous Memory Allocation •Paging•Segmentationg gPaging•Logical address space of a process can L i l dd fbe noncontiguous•Divide physical memory into fixed-sizedblocks called frames(size is power of 2, blocks called(size is power of2between 512 bytes and 8,192 bytes)•Divide logical memory into blocks ofp gsame size called pagesAddress Translation Scheme•Page table•Address generated by CPU is divided into: Add t d b CPU i di id d i t ---Page number (p)---Page offset (d)g gPaging HardwarePaging Model of Logical and Physical MemoryPhysical MemoryPaging Example32-byte memory and 4-byte pagesFree FramesBefore allocation After allocationp g Implementation of Page Table•Page table is kept in main memory •Page-table base register (PTBR)Page-table base register(PTBR)points to the page table•Page-table length register (PRLR)p gindicates size of the page table •Two memory accessesp gImplementation of Page Table•Associative memory or translationlook aside buffers (TLBs): a special look-aside buffers(TLBs):a special fast-lookup hardware cache•Store address-space identifiers (ASIDs) St dd id tifi(ASID) in each TLB entryPage#Frame#Associative Memory y•Associative memory –parallel search •Address translation (p, d)Address translation(p d)–If p is in associative register, get frame # outo t–Otherwise get frame # from page table in memoryg gPaging Hardware With TLBEffective Access Time •Associative Lookup = εtime unit A i ti L k ti it Assume memory cycle time is 1 •Assume memory cycle time is1 microsecond•Hit ratio = αHit ti()•Effective Access Time(EAT) EAT = (1 + ε) α+ (2 + ε)(1 –α)2= 2 + ε-αyMemory Protection•Memory protection implemented by assoc a g p o ec o b eac a e associating protection bit with each frame•Read/write bit•Valid-invalid bit attached to each entry in p gthe page tableStructure of the Page Tableg •Hierarchical Pagingg•Hashed Page Tables •Inverted Page TablesgHierarchical Page Tables•Break up the logical address spacep p ginto multiple page tables•A simple technique is a two-level A i l t h i i t l l page tablegTwo-Level Page-Table SchemeAddress-Translation Schemepage number page offsetpage number page offsetp i p2d121010Three-level Paging Schemeg gHashed Page TablesgCommon in address spaces > 32 bits •Common in address spaces>32bits •The virtual page number is hashed into a page table.•Virtual page numbers are compared in this chain searching for a match. If i thi h i hi f t h Ifa match is found, the corresponding physical frame is extracted.g Hashed Page TablegInverted Page Table•One entry for each real page of memory •Entry consists of the virtual address of E t i t f th i t l dd f the page stored in that real memory location, with information about the process that owns that pageprocess that owns that pageInverted Page Table ArchitectureAgendag•AddressSwapping•Swapping•Contiguous Memory Allocation •Paging•SegmentationSegmentationg•Memory-management scheme that supports user view of memory supports user view of memory•A program is a collection of segments.。
操作系统其及基本操作
第四节 Windows XP 窗口组成与操作
Windows的中文意思是窗口，它的特点是 Windows的中文意思是窗口，它的特点是 每运行一个应用程序，都会打开一个窗 口。我们的所有工作都是在各种各样的窗 口中完成。
一、打开Windows 一、打开Windows XP 窗口
• 打开窗口通常是通过双击某一图标来实现
Step3：将鼠标指针移 到“所有程序”菜 单上的“附件” 上，“附件”也成 了反色显示，同时 右边弹出一个“附 件”菜单（如图3－ 14所示）
Step4：单击 “附件”菜单 中的“写字 板”，屏幕上会 出现如图3－15 所示画面，这 种画面称为 “窗口”。这 个“窗口”称 为“写字板窗 口”（如图3－ 15所示） Step5：单击窗 口右上角的 按钮
系统给了三种不同的关闭Windows XP系统的选 系统给了三种不同的关闭Windows XP系统的选 项： （1）选择“关闭”系统将自动保存本次开机设 置，在显示器画面消失后可关闭计算机电源 （2）选择“重新启动”系统将会保存当前设置到 硬盘上，并自动重新启动计算机后进入系统 （3）选择“待机”，系统进入“待机”状态后， 显示器和硬盘将关闭，正在处理的信息将存储在 内在中，这样很快可以从停止状态恢复到开机状 态，并继续处理信息
教学目标
• 了解操作系统的概念与发展 • 掌握Windows XP的启动与关闭 掌握Windows XP的启动与关闭 • 了解Windows XP的基本结构 了解Windows XP的基本结构 • 掌握Windows XP的基本操作 掌握Windows XP的基本操作 • 学会鼠标的操作
第一节 操作系统的概念与发展
做一做
练习完鼠标的拖动操作后， 桌面上的图标变得较乱， 我们把图标再排列整齐 操作步骤： Step1：将鼠标指针移到桌面 上的空白处，单击右键会 弹出一“菜单”（如图3－ 18所示） Step2：将鼠标指针移到“排 列图标”选项上，右侧出 现一个子菜单。（如图3－ 19所示） Step3：单击“名称”栏，可 以看到桌面上的图标就按 名称排得整整齐齐了。
操作系统第四版第一章
新世纪计算机类本科系列教材
计算机操作系统
（第四版）
汤小丹等 编著
西安电子科技大学出版社
第一章 第二章 第三章 第四章 第五章 第六章 第七章 第八章 第九章 第十章 第十一章 第十二章
目录
操作系统引论 进程的描述与控制 处理机调度与死锁 存储器管理 虚拟存储器 输入输出系统 文件管理 磁盘存储器的管理 操作系统接口 多处理机操作系统 多媒体操作系统 保护与安全
多道程序环境下，进程以独立的、不可预知的速度向前推进，即为异步 运行方式。
多个程序异步并发执行带来了二种不确定性： (1)每个程序（进程）执行的速度和时间不确定，各程序（进程）之间推进的序列也不 确定。即是不可预测的。 (2)每个程序（进程）执行结果不确定，即对同一程序，给定相同的初始条件、在相同 的环境下进行多次执行，却可能获得完全不同的结果，这也称为程序并发执行的不可 再现性。
• 用户独占全机 • CPU等待人工操作，程序通过卡片人工装入、卸下 • 一次完成一个功能（计算，I/O，用户思考/反应）
缺点： 造成人机矛盾和CPU与I/O之间的矛
盾，工作效率非常低
每一用户都要自行编写涉及到硬件 的源代码
工作量大，难度高，易出错，需要 大量人力和物力
2.脱机输入/输出方式 联机输入/输出方式：所有工作交CPU
合理：
公平与否，如果不公平则会产生“死锁” 或“饥饿”
方便：
用户界面
卡
卡片
片
阅
读
机
IBM1 401
磁带机
早期批处理系统
打 印 机
IBM7 094
IBM1 401
输入磁带
输出磁带
Operating System
操作系统教学配套课件汪荣斌操作系统第5章
5.1.5 使用MMC相关命令
MMC命令的语法格式如下： mmc path\filename.msc[/a][/64][/32]
5.2 用户账户管理
用户账户提供了个人用来登录本地计算机或 者域所使用的用户名和密码。同时，用户 账户还是为用户授权、应用登录脚本、分 配配置文件和主目录以及为用户配置其他 工作环境属性的一种方式。
5.4.2 组策略中的管理模板
5.4.3 组策略的应用实例
1.“桌面”设置 2．个性化“任务栏”和“开始”菜单 3．对IE进行设置 4．轻松实现Windows高级功能
5.5 小结
在本章里学习，您学习了Windows 系统的： 操作“管理控制台” 对用户账户管理 对用户组管理 组策略的创建与高级应用
第5章 用户账户和组的管理
主讲：汪荣斌
重庆电子工程职业学院.软件工程系
学习目标：
希望您能——
了解管理控制台程序的应用 掌握用户账户管理 掌握本地组的管理 掌握组策略的创建与使用
重庆电子工程职业学院.软件工程系
5.1 管理控制台（MMC）
Microsoft管理控制台（MMC）是用来创建、保 存和打开管理工具（控制台）集合的工具。 MMC不执行管理功能，但集成管理工具。添加 到控制台的主要工具类型称为管理单元，其他 可 添 加 的 项 目 包 括 ActiveX 控 件 、 指 向 Web 链 接、文件夹、任务板视图和任务。
① 在控制台窗口中，选择“文件”菜单下的“选项”菜单 项，打开“选项”对话框，如图5-6所示。
② 在“控制台模式”下拉列表框中选择适当的模式，然后 单击“确定”按钮即可。此处共有4种模式.
操作系统东南大学滕至阳chapter3
fdwProtect)
LPVOID lpvAddress; // 该区虚地址
DWORD cbSize;
// 该区域的长度
DWORD fdwAllocationType; // 该区域被指定的类型
DWORD fdwProtect; // 该区域的访问保护即访问权限
第三章 存储管理
3.2 存储概念和虚存管理
置换“旧表目” (4)由B、w形成物理地址 (5)访问主存 (6)结束本次访问
第三章 存储管理
3.4.3.5 页面共享
主存
块号
附接的共享页
主存
进程甲的原有页
块5（共享例程第0页）
页号
块号
附接的共享页
进程乙的原有页
页表
图3-16 共享例程的页面
块7（共享例程第1页） 块9（共享例程第2页）
第三章 存储管理
基 址 /限 长 保 护 法 (左 )
上 下 界 保 护 法 (右 )
第三章 存储管理
3.4.2 可变分区 ◆根据进程空间的实际大小按需分配主存空间
◆这种管理方法下，主存分区的个数，各区域的
大小，在主存内活动的进程个数等都是随时间而 变化的。所以，可变分区又称为动态分区
图3-5
图3-6
PS5 PS4 PS3 PS2 PS1 主存需求量：50K 70K 30K 100K 60KFCFS 估计运行时间：15 8 20 5 10
存储管理
3.2 存储概念和虚存管理
◆链接工作的实质是按照各个程序段之间的 调用关系把各段的地址统一成从0开始的一维 线性地址。链接既可在作业运行之前，也可 在作业的程序段执行过程中依调用关系动态 地进行。前者称为静态链接，由link程序完 成；后者称为动态链接
操作系统自拟试题+茆彩云201340910348
师范学院2014~2015学年第二学期期末考试一、单项选择（30分）1、设计多道批处理系统时，首先要考虑的是（ B ）A、灵活性和可适应性B、交互性和响应时间C、系统效率和吞吐量D、实时性和可靠性2、下列选项中不会会产生新进程的是（C ）A、用户登录B、应用请求C、设备分配D、作业调度3、某计算机系统中若同时存在五个进程，则处于阻塞状态的最多和就绪状态最多分别有（C）A、1个，5个B、4个，5个C、5个,4个D、0个，1个4、设某类资源有5个，由3个进程共享，每个进程最多可申请多少资源而使系统不会死锁。
（ B ）A、1 个B、2 个C、3 个D、4个5、设某计算机的逻辑地址空间为64KB，按字节编址。
若某进程最多需要6页数据存储空间，页的大小为1KB，当进程要访问逻辑地址为17CAH的数据，请问该逻辑地址对应的页号是（C）A、2B、3C、5D、06、在一个请求页式存储管理系统中，进程P共有5页。
访问串为3、2、1、0、3、2、4、3、2、1、0、4时，下列叙述不正确的是（D）A、采用FIFO置换算法，物理块为3时，缺页率f=75%B、采用LRU置换算法，物理块为4时，缺页次数为8次C、采用FIFO置换算法，物理块越多，缺页率越高，这是FIFO 特有的。
D、采用LRU置换算法，物理块为3时，缺页率f=78%7、设置通道后，CPU向通道发送一条I/O指令，通道接受指令执行通道程序，完成后向CPU发送中断信号。
此过程中，通道程序是（A）A、在内存中B、在CPU中C、在通道中D、在外部设备中8、下列关于中断I/O方式和DMA方式比较的叙述中，错误的是( D ) A.中断I/O方式请求的是CPU处理时间，DMA方式请求的是总线使用权B.中断响应发生在一条指令执行结束后，DMA响应发生在一个总线事务完成后C.中断I/O方式下数据传送通过软件完成，DMA方式下数据传送由硬件完成D.中断I/O方式适用于所有外部设备，DMA方式仅适用于快速外部设备9、设系统缓冲区和用户工作区均采用单缓冲，从外设读入1个数据块到系统缓冲区的时间为100，从系统缓冲区读入1个数据块到用户工作区的时间为5，对用户工作区中的1个数据块进行分析的时间为90，进程从外设读入并分析2个数据块的最短时间为：（C）A、195B、290C、300D、39010、设文件F1的当前引用计数值为2，先建立F1的符号链接（软链接）文件F2，再建立F1的索引结点链接（硬链接）文件F3，然后删除F1。
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Chapter 13: I/O Systems
I/O Hardware
Incredible variety of I/O devices •Incredible variety of I/O devices •Common concepts
–Port
Bus(daisy chain or shared direct access)
–daisy chain or shared direct access)
–Controller(host adapter)
•I/O instructions control devices
I/O i t ti t l d i
,y •Devices have addresses, used by –Direct I/O instructions --Memory-mapped I/O
yp
A Typical PC Bus Structure
Device I/O Port Locations on PCs
(partial)
Characteristics of I/O Devices
I/O Mechanisms
•Polling or busy waiting •Interrupts
•DMA
A Kernel I/O Structure
y
Kernel I/O Subsystem •Scheduling
–Some I/O request ordering via per-device
queue
–Some OSs try fairness
•Buffering -store data in memory while transferring between devices transferring between devices
–To cope with device speed mismatch
–To cope with device transfer size mismatch
py
–To maintain “copy semantics”
Device-status Table
y
Kernel I/O Subsystem
•Caching-fast memory holding copy of data
–Always just a copy
–Key to performance
Key to performance
•Spooling-hold output for a device –If device can serve only one request at a time
i.e., Printing
–i.e.,Printing
Kernel I/O Subsystem
y
•Device reservation-provides exclusive access to a device
–System calls for allocation and deallocation –Watch out for deadlock
Watch out for deadlock
Error Handling g
•OS can recover from disk read, device
,
unavailable, transient write failures
•Most return an error number or code when Most return an error number or code when I/O request fails
System error logs hold problem reports •System error logs hold problem reports
I/O Protection
•User process may accidentally or
p p y p p purposefully attempt to disrupt normal operation via illegal I/O instructions
–All I/O instructions defined to be privileged
All I/O instructions defined to be privileged –I/O must be performed via system calls •Memory-mapped and I/O port memory locations
M d d I/O l i
must be protected too
Device-Functionality Progression
End of Chapter 13。