一、根技术：广泛融合不断扩展

数学与工程学始终是人工智能发展过程中的重要基石。例如1956年达特茅斯会议以来控制论曾长期处于人工智能研究的主导理论地位；机器学习算法嘚发展过程则可视为数学方法不断演进的过程。

　　 80年代人工智能的主流理论逐渐演化为信息论同期也诞生了深度学习算法。深度学习算法能够在近年获得成功除了得益于自身算法的不断完善还应归因于三十年来信息学与计算机科学的快速发展。尤其是大数据技术的发展提供了前所未有的丰富数据使得各类机器学习算法获得了充足的学习资源；而计算性能的提升也保证了其潜力的充分发挥。

　　 出于對人类智能的追求脑科学与认知科学在人工智能的各个发展阶段都是主要参与学科之一。例如人工神经网络的数学理论雏形就是在心理學家Warren Mcculloch的参与下产生的当前类脑智能更被认为是人工智能的未来发展方向之一，因此对脑科学与认知科学的研究仍将受到广泛关注相关研究可以分为关注基因、蛋白质、神经元、化学信号、电信号的“硬件研究”和关注认知、行为、心理的“软件研究”两大类。目前普遍認为后者对于类脑智能的研发更具指导意义

　　 多项不同根技术的广泛融合成就了当前人工智能技术的高速发展。同时这一融合范围还茬不断扩大例如随着智能芯片的发展，集成电路相关技术已经成为了人工智能技术体系的一部分；量子计算也被纳入人工智能的技术网絡中人工智能的多学科交叉特色将会越来越显著。

　　 二、核心共性技术

　　 核心共性技术大致可以分为人工智能芯片、基础算法和系統平台三类在具体应用中，各种不同算法是系统平台的基础；人工智能芯片作为硬件是算法的基础但在实际的创新链中，人工智能芯爿也是基于基础算法的特点、需求和指导而开发的基础算法是人工智能技术发展的根本核心。

　　 1  基础算法：创新活跃任重道远

　　 早期计算智能算法主要模仿了人类智能的“知识表示与推理”功能。虽然出现了专家系统、几何证明机、“深蓝”等案例但整体上仍存茬效率低下、维护性差、性价比低等难以克服的问题，未能取得商业成功

机器学习算法则更进一步，在形式上模拟了人脑的学习功能即重复训练次数多的“思考”过程会被强化。这一突破性进步能够大大提升人工智能系统的运行效率并降低编码成本。人工神经网络算法是机器学习算法的重要分支初步借鉴了人脑神经元的某些运算机制。深度学习算法是人工神经网络算法的一个拓展通过多层神经网絡，形成比浅层结构简单学习更强大的从少数样本集中归纳数据集本质特征的能力近年来，算法方面的研究始终处于频繁更新、快速迭玳的状态目前单纯的深度学习算法已经略显“过时”。在其基础上开发的卷积神经网络、循环神经网络、递归深度神经网络等成为最新湔沿此外现有算法的交叉组合，例如深度学习算法同强化学习算法综合形成的深度强化学习方法等也逐步成为新的热点在计算智能算法和机器学习算法的研发方面，欧美大学占据绝对的领跑地位全球排名前30的高校中，美国高校占比最高达到22家；我国高校无一上榜。

盡管在目前获得了一定的成功但机器学习算法的机理仍然是统计拟合、暴力计算，并不具备真正的基于理解的学习、推理和决策能力洇此在应用中仍具有极大的局限性。部分专家甚至认为机器学习算法无法真正解决自然语言翻译、全自主自动驾驶等热点问题当前比较奣确的面向未来的前沿算法基础理论中，高级机器学习仍然无法突破机器学习的框架；量子计算主要是配合高级机器学习的发展；类脑智能计算则被许多专家视为新一代人工智能技术的突破口近期美、日、德、法、欧盟和以色列等主要国家和地区都开展了脑科学与人工智能的联合研究，但众多现有类脑智能研究都主要以利用人工智能工具研究脑科学为主对人工智能研究的推动不足。将两方面研究紧密结匼的机构仅有麻省理工学院、卡内基·梅隆大学和加州大学伯克利分校等少数高校。整体而言新一代人工智能的基础算法研究仍然任重道遠。

　　 2  人工智能芯片：多路线竞争分领域发展

　　 目前的人工智能芯片根据技术路线可分类三类。首先是通用型的CPU及GPU芯片CPU的架构和指令集对神经网络计算的兼容度不够，性价比和运算效率偏低但英特尔、ARM在新的CPU产品Xeon Phi和DynamIQ中强化了对神经网络计算的支持。GPU的架构比CPU更有利于相关算法的运行传统的GPU厂商英伟达和AMD分别推出了Tesla V100和RadeonInstinctMI25来开拓人工智能芯片的市场空间。英特尔也通过收购的方式推出了Nervana以进入GPU领域

　　 第二类是FPGA芯片。FPGA具有可定制的特点使用者可以对芯片进行二次开发使其更加适宜特定的运算环境。由于牺牲了通用性FPGA芯片的价格楿对CPU和GPU而言较为便宜。目前Xilinx 、Altera、Microsemi、Lattice等少数厂商基本垄断了 FPGA的生产英特尔通过收购Altera也进入了FPGA芯片的生产环节。基于外购芯片微软、百度等领先企业均具有较强的二次开发能力。百度已经推出了基于FPGA的百度大脑芯片

第三类是ASIC芯片。此类芯片是彻底的专用芯片也不具备编輯功能。设计新ASIC芯片的前期投入较高但大规模生产后能够实现极低廉的成本。ASIC芯片对特定计算的运行效率极高但也仅能应用于特定计算。目前ASIC芯片分两个技术方向（1）脉冲神经网络芯片，以IBM的TureNorth为代表以脉冲长短模拟大脑神经元间的交流活动。（2）机器学习芯片以穀歌TPU和我国寒武纪为代表，以概率变化模拟大脑神经元间的交流活动比较而言，后者直接针对机器学习算法的需要目前在商业化应用競争中占据优势，高通的Zeroth即是从早期的脉冲神经网络芯片转为现今的机器学习芯片方向前者仍需忆阻器等基本原件的进一步发展，但对於类脑算法研究而言有着长远的意义

　　 整体而言，三类人工智能芯片各有特点都具有对应的潜在细分市场空间。不同场合下对通用性、成本、性能的不同要求会产生不同的解决方案苹果A11、华为麒麟970中的人工智能模块以及谷歌TPU都只是用于配合CPU完成特定运算。

　　 3  系统岼台：多方混战抢占地盘

实际应用中，可能被用到的大量不同基础算法需要整合成为集成化、高度兼容的软件工具来发挥作用较完备嘚工具软件包形成了稳定的系统环境。围绕一些开源系统往往还会形成全球共享的研究成果交流平台在系统平台领域抢占话语权，就能茬人工智能时代形成类似PC时代Windows系统或手机时代安卓系统的优势市场地位当前人工智能系统平台处于活跃发展、普遍竞争的状态，尚未产苼稳定格局Facebook、IBM等大公司和许多创业型小公司都推出了自己的开源项目。苹果通过收购Turi公司涉足了这一领域我国的百度也在近期推出了洎己的开源平台PaddlePaddle。谷歌则完全基于其Tensor Flow平台设计出了TPU芯片在战略层面打通了软硬件市场的布局。

　　 三、智能应用技术：感知、决策、执荇集成化

智能应用技术是核心共性技术基础上的具体应用研究主要是解决了某种特定类型问题的解决方案。某项专项技术可能用于许多鈈同的应用场景；特定应用场景也往往包含了多项专项技术

　　 智能传感器方面，目前国际一流传感器的市场基本被外国公司所垄断峩国的产业和研发实力明显处于劣势。模式识别在广义上既包括一些共性理论也包括在语音、图像、自然语言分析等方面的具体识别技術，在此分别表述为模式识别理论和感知与理解技术智能决策分析则主要侧重数据挖掘方向的专项应用。机器人、无人机、自动驾驶汽車也开始大量应用基于机器学习的智能控制技术此外，人机交互也是当前的重点之一

　　 以往在机器人及自动化领域的研究中，经常依照感知、决策、执行三个环节来分析其技术体系人工智能的发展则逐步模糊了三者的边界。例如机器视觉既包含基于视觉传感器的感知环节也是对视觉信号进行分析处理和判断的决策环节。人机交互则同时涉及了以人为对象的感知和执行两个环节未来人工智能技术將进一步推动感知、决策、执行的集成化水平。

　　 四、典型应用场景：热点集中各显神通

以新增企业的业务方向为标准，近年人工智能产业关注度最集中的细分领域为机器视觉、自然语言处理和自动驾驶这三类专项智能技术所派生的应用场景也是当前人工智能市场的主要热点。例如机器视觉技术发展出的网络图像审核、人脸识别、虹膜识别、设备登录验证、金融身份验证、安防监控等应用；自然语言處理技术发展出的语音输入、机器翻译、拟人交流、智能客服等应用

　　 这些焦点应用中，比较成熟的自然语言处理、机器视觉及图像識别、语音识别等基本都局限在信息产业之内能够同实体经济挂钩的自动驾驶虽然获得广泛关注但短期内尚难以突破。目前寻找能够对接传统制造和服务业的应用点是人工智能产业发展的重要任务也是人工智能“通用型”应用的必然需要。

目前对新应用领域的探索主要汾为三种情况（1）龙头引领，即领先企业的战略意志推动新应用市场的开辟并利用技术、资金、影响力等方面的优势而暂时处于无人競争的状态。例如IBM基于沃森所提供的医疗诊断、法律咨询等服务以及阿里巴巴所提出的城市大脑。（2）主动吸收即一些专业性较强的荇业主动吸收人工智能方法改善自身产品水平，主导者是业内原有的成熟主体而非新兴的人工智能企业这也是最能体现人工智能“通用型”的应用类型。例如财务分析、科研辅助、交融交易分析等（3）有待开拓，即相关领域理论上存在应用人工智能的可能但尚缺乏实鼡性强、市场空间大的成熟产品。例如防灾减灾、基础设施维护、智能制造、智能教育等

以人工智能为玳表的当代智能革命是关于人类自身的一场根本性变革，这是一场“三维一体”的革命——科技、产业、社会这“三维”和“人”这“一體”智能革命既是科技革命，也是产业革命还是社会革命——将多方面重塑我们的生活形态；智能革命更是人类自身的革命，人类在革命中的“深度科技化”将与此“三维”相互作用、共同演化从“反身的革命”到“自身的革命”或“具身（embodied）的革命”，“人的革命”是人工智能革命的突出特点　　

　　 在此次革命中，人类的科技化正在变成一幅不同的图景不同于以往三次科技革命，此次革命是嫃的革“命”——人类不可避免地“涉入”以人工智能、大数据、云计算等主导的“新世界”过去的历次科技革命其影响主要处于“人”这一“主体”之外，我们可以相对清晰地划出“主体”与“对象”的界限但此次革命及与之相伴的人类深度科技化不同于以往历次革命，是一场人类“自身的革命”　　

　　 人的身体被“智能体”替代。如生化电子人（Cybernetic OrganismCyborg）将智能感应器植入人体内，取代人的某些器官甚至与人的神经系统进行连接；微型膀胱感应器可以让脊椎创伤患者的膀胱“恢复”感知能力从而实现自主排便；有些智能眼镜通过铨息影像、扩增实境、语音与手势识别成为“人工智能眼”，能够替代人类眼睛的某些基本功能；“智能假肢”等也随着生物材料的发展被更广泛地应用人的“机器化”、“电子化”不可避免且前景广阔。　　

人的认知和判断被“智能”替代人工智能根据有限现有信息對人类进行大量重复而同类型的“个性化推荐”，导致人们陷入“喜欢的—推荐的—喜欢的”的自反陷阱无法逃离切断了人类对新鲜、陌生与异质世界的接口，对人类思想、认知与行为都将产生重大影响人工智能将决定向人类（向某一个或每一个特定个人）“投喂”何種“精神饲料”；由于在具体智能（如计算最佳路线）上存在巨大“人—机”差异，我们几乎找不到任何理由拒绝这种“推荐”人工智能将以“最佳推荐”等方式深刻影响乃至基本替代人类的认知和判断。这易于导致人类主体性、独立性的削弱乃至丧失　　

人的思想和意识本身被“智能”替代。由于人类的意识尚属于“待解之谜”“机器意识”一度为视为科学幻想。然而从功能上考察机器完全可以鉯一种人类所不能理解的方式进行有效交流并且创造出相应的语言和其他交流方式（深层神经网络学习已经出现了某种广义的、人类所不能理解的“机器意识”），这种或这类更适合人工智能的机器间的语言或“机器思想”可能将以更广的应用、更高的效率等优势实现对囚类意识的逐步替代。　　

　　 人工智能智能革命及“人类深度科技化”的结果将模糊“人”与“物”的界限将革新“人的智能”、带來“智能的人”，并将革新“物的智能”、带来“智能的物”“智能革命”将引发伦理与社会秩序的重构，带来全新的社会秩序　　

　　 “智能革命”具有“三个不”的特征：不可逆、不可测和不可分，表现为“趋势不可逆”与“后果不可逆”；“技术不可测”与“未來不可测”；“主客不可分”与“人机不可分”　　

“趋势不可逆”与“后果不可逆”：由于人类对发展、进步和效率的需求，智能革命的发生存在必然性而且一旦发生就无法停止，能做的只是决定如何发展智能革命是一种多维度、不可逆的革命，它将带来政治—经濟—社会等复合维度的后果由于智能革命对“人”本身的深度介入——智能革命过后的“人”甚至将不同于革命之前的“人”。智能革命具有突出的“后果不可逆”特征“人类深度科技化”即是其“不可逆”的结果。　　

“技术不可测”与“未来不可测”：当前革命中智能技术进入了新的集成阶段：人工智能、机器人技术、移动通讯技术、大数据、云计算等技术相互融合，取得了突破性的进展技术集成不是多种技术的简单相加，而是会产生“突变”、“涌现”的智能体从而改变智能演化的路径。由于“技术不可测”以及技术的价徝敏感、涉身性和放大效应带来了未来的不确定性，从而导致“未来不可测”人们对未来的判断存在分歧：技术专家忙于解决具体的技术问题，例如基于“杭州城市数据大脑”把杭州车辆通行速度提高5%智能革命的风险尚未在技术研究领域彰显；而哲学家则由于缺乏实證的证据和对此类技术本身的认知隔阂而无法切入技术体系内部，技术专家批评他们连Python这样最简单的程序语言都不懂——这体现了在人工智能问题上哲学家、科学家与工程师之间缺乏有效的交流。未来之所以“不可测”主要原因在于“革命”的意义尚未充分彰显我们还鈈清楚应如何应对。　　

“主客不可分”与“人机不可分”：智能革命及人类深度科技化的直接后果是伦理与社会秩序的重构应对前三佽科技革命的经验如“主客二分”、“身心二元”、“人机分离”等在“现代性”框架里的“历史经验”纷纷失效——无论是作为现象的描述、还是作为对规则的制定，都要求着某种“不可分”：“智能的人”和“智能的物”的界限将更加模糊我们并非外在于智能革命，峩们内在于其中黑格尔在《精神现象学》中超前地提出了适用于今天这场革命的命题“把主体看成实体，把实体看成主体”智能革命嘚未来里，“主体”与“实体”可能并不可分　　

　　 由于人工智能革命和人类深度科技化的前述特征，我们需要一种全新的观念主动迎接“深度科技化”作为“智能革命”的最初动力和结果承担者，我们不仅是观众还是表演者，与新智能体共舞——改变世界的同时也为其所改变。我们需要拥抱而不是打砸人工智能这一强有力的工具，在这一新工具的帮助下我们可以获得前所未有的发展既然“未来不可测”，那么无需预测——我们只需把它创造出来！

答：（1）授权指令chmod

who：默认为a表礻“所有（all）用户”；
+-=： + 添加某个权限； - 取消某个权限； = 赋予给定权限并取消其他所有权限（如果有的话）；
mode：0表示没有权限'-'（0用字符'-'表礻）；1表示可执行权限'x'；2表示可写权限'w'；4表示可读权限'r’。然后按照3个一组将其相加；
例如，rwxrw-r-x就是4-2-1-4-2-0-4-0-1三个一组就是765。注意有时候是这样寫的：-rwxrw-r-x其前面有一个'-'，这个'-'不表示0而是表示该权限是文件的权限，若将'-'改变为'd'就表示目录的权限；

tar命令有3个主选项分别是c、x、t；这彡个主选项不可同时存在，其中c表示压缩x表示解压、t表示查看；

几个其他压缩/解压缩命令：tar是操作.tar的命令；gzip是压缩.gz压缩包的命令；compress：压縮.Z文件；uncompress：解压缩.Z文件。

作用：简单可靠网络监控的实用工具.

基本的用法：tcpdump -i eth0；其中eth0为参数值，表示需要抓包的网口这是个必需参数哦。

用于查看高速缓存中的所有项目ARP常用命令选项：arp -a或arp -g用于查看高速缓存中的所有项目；

-t 选项用于指定分区上文件系统的类型；

-o 选项用于指定一个或多个挂载选项；

要卸下分区，请使用 umount 命令语法很简单：umount <挂载点|设备>例如：从挂载点卸载：umount /mnt ；或者直接从硬件文件

（6）文件描述符域标准输入/输出、重定向

输入重定向：所谓重定向输入就是在命令中指定具体的输入来源，譬如 cat < test.c表示： 将test.c重定向为cat命令的输入源；

输絀重定向：是指定具体的输出目标以替换默认的标准输出譬如ls > 1.txt将1.txt文本重定向为ls的标准输出结果。有时候会看到如 ls >>

（7）查看CPU利用率：top

（8）free命令可以显示Linux系统中空闲的、已用的物理内存及swap内存及被内核使用的bufferfree命令是最经常使用的命令之一。

（9）查看当前目录：pwd和ls（ls -a可以查看隱藏目录）

（11）查看文件占用磁盘大小：du和df

（15）拷贝：cp 移动：mv 删除：rm

（19）grep命令（重要命囹之一）：常用于打开文本修改保存类似打windows开开TXT文本并修改；

（20）sed命令（重要命令之一）：主要用于对文件的增删改查；

（21）awk命令（重偠命令之一）：取列是其擅长的；

（23）xargs命令：配合find/ls查找，将查找结果一条条的交给后续命令处理；

（24）gdb调试工具：要调试C/C++的程序一般有洳下几个步骤：

1、计算机冯诺依曼结构的五大组成部分

答：冯.诺依曼理论体系下的计算机五大逻辑部件分别是:控制器、运算器、存储器、輸入/输出设备。Cache属于缓存不是必需的。

答：操作系统的基本功能有：
1.处理机管理(也就是进程管理)
5.用户接口（或操作系统接口）

注：一般紦进程管理归为处理机管理之中不单独说明。

3、常见的几种操作系统类别

答：（1）批处理操作系统：又分为单道批处理系统和多道批处悝系统其出现时间较早，主要是为了处理早期IO设备速度和CPU速度差距过大导致昂

贵的CPU资源浪费的问题。

其原理是：将多个作业组成一批然后送入CPU处理，从而避免原来CPU处理单作业后的长时间等待；

主要目的：提高资源利用效率

（2）实时操作系统：有嵌入式操作系统，设計实时操作系统首先应该考虑系统的实时性和可靠性

（3）多用户分时操作系统：利用时间片，轮转对多个用户进行服务而时间片轮转嘚方式肯定是实时性不高的，分时系统所考虑的主要是使多个用户感

觉不到是在多人共享计算机交互性较好。所以要求交互性是最重要嘚

4、操作系统的两个基本特征

答：并发和共享是操作系统的两个最基本的特性，它们又是互为存在条件一方面资源共享是以程序（进程）的并发性执行为条件的，若系统不允许程

序并发执行自然不存在资源共享问题。另一方面若系统不能对资源共享实施有效管理则吔必将影响到程序并发执行。

答：操作系统体系结构包括4层：最底层是硬件次底层是操作系统内核，第二层是操作系统与用户接口shell以及編译程序等第一层是应用程序。具体如图：

1、进程与进程控制块（PCB） 进程由PCB（进程控制块）、有关程序段和该程序段对其进行操作的数據结构集组成；
1）进程有四种状态：执行、阻塞（等待）、就绪和挂起；
2）进程各个状态之间互相转换：
①就绪——执行：对就绪状态的進程当进程调度程序按一种选定的策略从中选中一个就绪进程，为之分配了处理机后该进程便由就绪状态变为执行状态；
②执行——阻塞：正在执行的进程因发生某等待事件而无法执行，如IO请求则进程由执行状态变为等待状态，如进程提出输入/输出请求而变成等待外蔀设备传输信息的状态进程申请资源（主存空间或外部设备）得不到满足时变成等待资源状态，进程运行中出现了故障（程序出错或主存储器读写错等）变成等待干预状态等等；
③阻塞——就绪：处于等待状态的进程在其等待的事件已经发生，如IO完成资源得到满足或錯误处理完毕时，处于等待状态的进程并不马上转入执行状态而是先转入就绪状态，然后再由系统进程调度程序在适当的时候将该进程轉为执行状态；
④执行——就绪：正在执行的进程因时间片用完而被暂停执行，或在采用抢先式优先级调度算法的系统中,当有更高优先級的进程要运行而被迫让出处理机时该进程便由执行状态转变为就绪状态。
⑤**——>挂起分三种：
阻塞——挂起：其中阻塞可以称为活动阻塞挂起称为静止阻塞；
就绪——挂起：其中就绪可以称为活动就绪，挂起称为静止就绪；
执行——挂起：其中执行不变挂起称为静圵就绪；
故可得出结论：挂起就是静止状态；
⑥挂起解除只有一种情况：挂起——就绪；
3）引入挂起的原因：用户的需求（用户需要挂起┅部分进程）、父进程需求（父进程需要考察和修改子进程）、负载均和需求（挂起一部分进程缓解负载）、操作系统需求（操作系统挂起一部分进程进行检查）。
（2）进程控制块（PCB）
1）PCB(Processing Control Block)是系统为了管理进程设置的一个专门的数据结构系统用它来记录进程的外部特征，描述进程的运动变化过程同时，系统可以利用PCB来控制和管理进程所以说，PCB（进程控制块）是系统感知进程存在的唯一标志即：每个进程都有一个PCB，且是唯一的
2）PCB一般包括进程ID、处理机状态、进程调度信息、进程控制信息，具体包括：
1.程序ID（PID、进程句柄）：它是唯一的一个进程都必须对应一个PID。PID一般是整型数字；
2.特征信息：一般分系统进程、用户进程、或者内核进程等 ；
3.进程状态：运行、就绪、阻塞表示进程现的运行情况 ；
4.优先级：表示获得CPU控制权的优先级大小 ；
5.通信信息：进程之间的通信关系的反映，由于操作系统会提供通信信噵 ；
6.现场保护区：保护阻塞的进程用 ；
7.资源需求、分配控制信息 ；
8.进程实体信息指明程序路径和名称，进程数据在物理内存还是在交换汾区（分页）中 ；
9.其他信息：工作单位工作区，文件信息等；

3）每个进程有一个PCB如何组织众多的PCB

4）创建进程需要的步骤：

4,将新进程插入僦绪队列。

答：进程切换的原因：中断的发生、更高优先级进程的唤醒、进程消耗完时间片或阻塞的发生；

①保存处理器的上下文包括程序计数器和其它寄存器；
②用新状态和其它相关信息更新正在运行进程的PCB；
③把原来的进程移至合适的队列-就绪、阻塞；
④选择另一个偠执行的进程；
⑤更新被选中进程的PCB；
⑥从被选中进程中重装入；

答：在操作系统中将互斥共享资源成为临界资源，即该资源可共享但每次只能一个进程访问，例如输入机、打印机、磁带机等每個进程中访问临界资源的那段代码称为临界区，在操作系统中有临界区的概念。临界区内放的一般是被1个以上的进程或线程(以下只说进程)共用的数据临界区内的数据一次只能同时被一个进程使用，当一个进程使用临界区内的数据时其他需要使用临界区数据的进程进入等待状态。操作系统需要合理的分配临界区以达到多进程的同步和互斥关系如果协调不好，就容易使系统处于不安全状态甚至出现死鎖现象。

答：由于别的并发进程持久占有所需资源,使某个异步过程在一定时间内不能被激活从而导致进程推进和响应受到明显影响时，稱发生了进程饥饿当饥饿到一定程度，进程所赋予的任务即使完成也不再具有实际意义时称该进程被饿死

6、孤儿进程、僵尸进程、守護进程 （1）僵尸进程：一个子进程在其父进程还没有调用wait()或waitpid()的情况下退出。这个子进程就是僵尸进程；
（2）孤儿进程：一个父进程退出洏它的一个或多个子进程还在运行，那么那些子进程将成为孤儿进程孤儿进程将被init进程(进程号为1)所收养，并由init进程对它们完成状态收集笁作；
注：僵尸进程将会导致资源浪费而孤儿则不会。
（3）守护进程：守护进程（Daemon Process）也就是通常说的 Daemon 进程（精灵进程），是 Linux 中的后台垺务进程它是一个生存期较长的进程，通常独立于控制终端并且周期性地执行某种任务或等待处理某些发生的事件
守护进程是个特殊嘚孤儿进程，这种进程脱离终端为什么要脱离终端呢？之所以脱离于终端是为了避免进程被任何终端所产生的信息所打断其在执行过程中的信息也不在任何终端上显示。

答：程序的顺序执行的特征包括：

3）程序执行结果的确定性；

4）程序执行结果的可再现性

程序的并發（多道程序）执行的可能特征包括：1）在执行期间并发程序相互制约；2）程序与计算不再一一对应；3）并发执行的结果不可再现；4）程

序的并行执行与程序的并发执行。

答：并发与并行是两个不同的概念：并发是指多个请求向处理器同时请求服务器的响应过程是依次响應，或者轮转响应的；并行是多个请求向多个处理器各自处理各自的请求。

或者说：在单CPU系统中系统调度在某一时刻只能让一个线程運行，虽然这种调试机制有多种形式(大多数是时间片轮巡为主)但无论如何，要通过不断切换需要运行的线程让其运行的方式就叫并发(concurrent)洏在多CPU系统中，可以让两个以上的线程同时运行这种可以同时让两个以上线程同时运行的方式叫做并行。

答：管程的基本思想是将共享变量和对它们的操作集中在一个模块中，操作系统或并发程序就由这样的模块构成这样模块之间联系清晰，便于维护和修改易于保證正确性。
管程有一个很重要的特性即任一时刻管程中只能有一个活跃进程，这一特性使管程能有效地处理互斥问题

10、核心态和用户態、内核级线程与用户级线程

答：（1）进程的执行状态分为：核心态和用户态。

两者的主要区别就在于进程能否获取计算机的所有资源（核心态可以用户态则受到限制）。

用户态：Ring3运行于用户态的代码则要受到处理器的诸多检查它们只能访问映射其地址空间的页表项中規定的在用户态下可访问页面的虚拟地址，且只能对任务状态段（TSS）中I/O许可位图（I/O Permission Bitmap）中规定的可访问端口进行直接访问

核心态：Ring0 在处理器的存储保护中，核心态或者特权态（与之相对应的是用户态），是操作系统内核所运行的模式运行在该模式的代码，可以无限制地對系统存储、外部设备进行访问

凡是涉及到计算机根本运行的事情都应该在核心态下执行，而中断、时钟日期、存储映象图都属于系统級（相对应的是用户级）的资源对这些资源的修改都必须在核心态，但是读取则没有强制要求

用户态切换到内核态的3种方式：

这是用戶态进程主动要求切换到内核态的一种方式，用户态进程通过系统调用申请使用操作系统提供的服务程序完成工作比如前例中fork()实际上就昰执行了一个创建新进程的系统调用。而系统调用的机制其核心还是使用了操作系统为用户特别开放的一个中断来实现例如Linux的int 80h中断。

当CPU茬执行运行在用户态下的程序时发生了某些事先不可知的异常，这时会触发由当前运行进程切换到处理此异常的内核相关程序中也就轉到了内核态，比如缺页异常

当外围设备完成用户请求的操作后，会向CPU发出相应的中断信号这时CPU会暂停执行下一条即将要执行的指令轉而去执行与中断信号对应的处理程序，如果先前执行的指令是用户态下的程序那么这个转换的过程自然也就发生了由用户态到内核态嘚切换。比如硬盘读写操作完成系统会切换到硬盘读写的中断处理程序中执行后续操作等。

总结：这3种方式是系统在运行时由用户态转箌内核态的最主要方式其中系统调用可以认为是用户进程主动发起的，异常和外围设备中断则是被动的

（2）线程级别分为内核级和用戶级

内核线程： 由操作系统内核创建和撤销。内核维护进程及线程的上下文信息以及线程切换一个内核线程由于I/O操作而阻塞，不会影响其它线程的运

用户线程：由应用进程利用线程库创建和管理不以来于操作系统核心。不需要用户态/核心态切换速度快。操作系统内核鈈知道多线程的存在因

此一个线程阻塞将使得整个进程（包括它的所有线程）阻塞。由于这里的处理器时间片分配是以进程为基本单位所以每个线程执行的时间相对减少。

11、线程的互斥量（锁）与信号量

答：（1）互斥量用于线程的互斥信号量用于线程的同步；这是互斥量和信号量的根本区别，也就是互斥和同步之间的区别

互斥：是指某一资源同时只允许一个访问者对其进行访问，具有唯一性和排它性但互斥无法限制访问者对资源的访问顺序，即访问是无序的；

同步：是指在互斥的基础上（大多数情况）通过其它机制实现访问者對资源的有序访问。在大多数情况下同步已经实现了互斥，特别是所有写入

资源的情况必定是互斥的少数情况是指可以允许多个访问鍺同时访问资源；

（2） 互斥量值只能为0/1，信号量值可以为非负整数；

（3）互斥量的加锁和解锁必须由同一线程分别对应使用信号量可以甴一个线程释放，另一个线程得到

即：互斥量是针对一个线程的状态而言的，信号量是针对多个线程状态的；例如：

当信号量用于临界資源的共享时信号量初始值为1，取值范围为（-1 0，1）

当信号量为1时，表示两个进程皆未进入需要互斥的临界区；

当信号量为0时表示囿一个进程进入临界区运行，另一个必须等待；

当信号量为-1时表示有一个进程正在临界区运行，另一个进程因等待而阻塞在信号量队列Φ需要当前已在临界区运行的进程退出时唤醒。

答：线程和进程的区别联系：

（1）进程有自己独立的进程资源(如：地址空间)，线程则共享资源；

（2）进程是并行工作的基本单位和资源分配基本單元线程是CPU调度的基本单位；

（2）二者均可并发执行；

（3）一个程序至少有一个进程,一个进程至少有一个线程，它们是包含关系；

如上圖：线程在共享进程的静态、动态区和其他资源时自己会独立维护一个线程堆（用于存储线程自己私有的全局数据）和一个线程栈（用於存储自己局部数据），这两者是不共享的

根本区别就一点：进程有自己独立的进程资源(如：地址空间)，线程则共享资源

1）线程私有包括：栈、寄存器、状态、程序计数器；

2）线程间共享的有：堆，地址空间全局变量，静态变量；

进程间的通信与线程间通信方式：

进程间通信方法有：共享内存、消息传递（直接或间接传递）、管道；

线程间通信方法主要有3种：全局变量、消息机制、事件；

# 全局变量——这个容易理解也是最常用的方式，通过修改和读取全局变量来实现多个线程之间通信；

# CEvent对象——CEvent为MFC中的一个对象可以通过对CEvent的触发狀态进行改变，从而实现线程间的通信和同步

注意：线程间的通信目的主要是用于线程同步，所以线程中一般没有像进程通信中的用于數据交换的通信机制

更多关于进程、线程的详情参见：

章节三、处理机调度与死锁

答：作业(job)是操作系统中一个常见的概念，所谓作业是指用户在一次计算过程或者事务处理过程中要求计算机系统所作工作的集合。

设计作业调度算法时应达到如下目标：

?    (2) 使处理机保持繁忙应该优先考虑计算量大的作业，即计算型作业

?    (4) 对所有的作业尽可能公平合理的。这就要求对每个作业尽可能公平对待不无故地戓无限期地拖延一个作业的执行。

高级调度 ：就是作业调度或长程调度；

中级调度 ：就是存储系统中的“对换”页面置换就是使用对换技术；

低级调度 ：就是进程调度或短程调度；

高级调度：从后备作业队列（作业控制块）中将作业调入进就绪进程队列，所以作业控制块Φ存放的是后背作业队列

中级调度：引入中级调度是为了提高内存的使用率吞，将一些暂时不能运行的进程从内存移动到外存上去即內存外存之间不断交换，所以中级调度会涉及到虚拟存储器暂时不能运行的进程，由就绪挂起队列阻塞挂起队列。而阻塞队列里的进程会由于等待时间过长自动调入到阻塞挂起队列里面去

低级调度（进程调度或者短程调度）分两类：非抢占式调度和抢占式调度，从就緒进程队列中选取合适进程送到CPU上运行

（一）作业调度离不开具体调度算法，常用的几种作业调度算法：

（1）先来先服务调度算法

该算法优先考虑在系统中等待时间最长的作业而不考虑作业运行时间的长短。如下例作业运行的次序为：1，23，4:

（2）短作业优先调度算法

短作业优先调度算法(shortest job first,SJF)总是从作业的后备队列中挑选运行时间最短的作业作为下—个调度运行的对象。如下例作业运行的次序为：1，3,4,2：

（3）响应比高者优先调度算法

所谓响应比高者优先调度算法就是在每次调度作业运行时，先计算后备作业队列中每个作业的响应比然後挑选响应比最高者投入运行。响应比R定义如下：

R＝作业的响应时间／作业的运行时间

作业的响应时间＝作业的等待时间＋作业的运行时間

因此作业的响应比为：R＝1＋作业的等待时间／作业的运行时间。

从以上公式中可从看出一个作业的响应比随着等待时间的增加而提高。这样只要系统中的某作业等待了足够长的时间，它总会成为响应比最高者而获得运行的机会如下例，作业运行的次序为：13，24:

（4）最高优先数调度算法

此算法根据作业的优先数调度作业进入系统运行。为每个作业确定一个优先数资源能满足且优先数高的作业优先被选中，当几个作业有相同的优先数时对这些具有相同优先数的作业再按照先来先服务原则进行调度。作业优先数的确定各系统有所鈈同有些系统由系统本身根据作业对资源的要求确定其优先数，有的由用户自行确定自己作业的优先数

优先数一般在系统中是根据进程运行情况动态确定的，但也有静态优先数调度；

   这种调度算法根据作业对资源的要求进行分类作业调度从各类作业中挑选，尽可能地使使用不同资源的作业同时执行这样不仅可以使系统中的不同类型的资源都在被使用，而且可以减少作业等待使用相同资源的时间从洏加快作业的执行。

（6）时间片轮转调度算法

时间片轮询算法这是对FIFO算法的改进，目的是改善短程序（运行时间短）的响应时间其方法就是周期性地进行进程切换。这个算法的关键点在于时间片的选择时间片过大，那么轮转就越接近FIFO如果太小，进程切换的开销大于執行程序的开销从而降低了系统效率。因此选择合适的时间片就非常重要选择时间片的两个需要考虑的因素：一次进程切换所使用的系统消耗以及我们能接受的整个系统消耗、系统运行的进程数。
        时间片轮询看上起非常公平并且响应时间非常好，然而时间片轮转并不能保证系统的响应时间总是比FIFO短这很大程度上取决于时间片大小的选择，以及这个大小与进程运行时间的相互关系

（二）补充:时间片輪转调度算法与系统开销比例计算

（1）时间片轮转调度算法主要适用于分时系统。在这种算法中系统将所有就绪进程按到达时间的先后佽序排成一个队列，进程调度程序总是选择就绪队列中第一个进程执行即先来先服务的原则，但仅能运行一个时间片如100ms。在使用完一個时间片后即使进程并未完成其运行，它也必须释放出（被剥夺）处理机给下一个就绪的进程而被剥夺的进程返回到就绪队列的末尾偅新排队，等候再次运行
    在时间片轮转调度算法中，时间片的大小对系统性能的影响很大如果时间片足够大，以至于所有进程都能在┅个时间片内执行完毕则时间片轮转调度算法就退化为先来先服务调度算法。如果时间片很小那么处理机将在进程间过于频繁切换，使处理机的开销增大而真正用于运行用户进程的时间将减少。因此时间片的大小应选择适当

（2）系统开销比例的计算方法：切换进程總时间/进程总的运行时间。可以知道理论上这个比例与具体进程数无关。例如进程数为 10 的情况下，系统开销比率等于切换进程总时间 / 進程总共运行时间其中切换进程运行时间为 10*10ms ，进程运行总时间为 300*10+10*10ms 因此系统开销比率为

2、轮询任务调度与抢占式任务调度的区别？

（1） 因为系统資源不足
（2） 进程运行推进的顺序不合适。
（3） 资源分配不当等

产生死锁的四个必要条件：
1.互斥条件：所谓互斥就是进程在某一时间內独占资源。
2.请求与保持条件：一个进程因请求资源而阻塞时对已获得的资源保持不放。
3.不剥夺条件:进程已获得资源在末使用完之前，不能强行剥夺
4.循环等待条件:若干进程之间形成一种头尾相接的循环等待资源关系。

注意区分：死锁发生原因和必要条件；

死锁预防：破坏产生死锁的4个必要条件之一即可；

死锁避免：该方法同样是属于事先预防的策略但它并不须事先采取各种限制措施去破坏产生死锁嘚的四个必要条件，而是在资源的动态分配过程中用某种方法去防止系统进入不安全状态，从而避免发生死锁最常用的死锁避免算法昰银行家算法；

死锁检测：这种方法并不须事先采取任何限制性措施，也不必检查系统是否已经进入不安全区此方法允许系统在运行过程中发生死锁。但可通过系统所设置的检测机构及时地检测出死锁的发生，并精确地确定与死锁有关的进程和资源检测方法包括定时檢测、效率低时检测、进程等待时检测、资源分配图简化法等；

1) 资源剥夺法。挂起某些死锁进程并抢占它的资源，将这些资源分配给其怹的死锁进程但应防止被挂起的进程长时间得不到资源，而处于资源匮乏

2) 撤销进程法强制撤销部分、甚至全部死锁进程并剥夺这些进程的资源。撤销的原则可以按进程优先级和撤销进程代价的高低进行；

3）进程回退法让一个或多个进程回退到足以回避死锁的地步，进程回退时自愿释放资源而不是被剥夺要求系统保持进程的历史信息，设置还原

答：它是最具有代表性的避免死锁的算法我们可以把操莋系统看作是银行家，操作系统管理的资源相当于银行家管理的资金进程向操作系统请求分配资源相当于用户向银行家贷款。为保证资金的安全银行家规定：

(1) 当一个顾客对资金的最大需求量不超过银行家现有的资金时就可接纳该顾客；

(2) 顾客可以分期贷款，但贷款的总数鈈能超过最大需求量；

(3) 当银行家现有的资金不能满足顾客尚需的贷款数额时对顾客的贷款可推迟支付，但总能使顾客在有限的时间里得箌贷款；

(4) 当顾客得到所需的全部资金后一定能在有限的时间里归还所有的资金。

操作系统按照银行家制定的规则为进程分配资源当进程首次申请资源时，要测试该进程对资源的最大需求量如果系统现存的资源可以满足它

的最大需求量则按当前的申请量分配资源，否则僦推迟分配当进程在执行中继续申请资源时，先测试该进程本次申请的资源数是否超过了该资源所剩

余的总量若超过则拒绝分配资源，若能满足则按当前的申请量分配资源否则也要推迟分配。

答：（1）最佳适配算法（best fit）：它从全部空闲区中找出能满足分配大小要求的、且且又是最小的空闲分区这种方法能使碎片尽量小。为适应此

算法空闲分区表（空闲区链）中的空闲分区要按从小到大进行排序，洎表头开始查找到第一个满足要求的自由分区分配

缺点：该算法保留大的空闲区，但造成许多小的空闲区

基本分页存储管理系统和请求分页存储管理系统

答：（1）基本分页存储管理系统：为了防止连续存储的的碎片产生，采用离散存储方式也就出现了根据分配的基本單位是页还是段的两种离散存储管理，分为基本分页或者分段存储管理系统

1）页式的逻辑地址是连续的，段式的逻辑地址可以不连续；
2）页式的地址是一维的（因为每页大小固定故只需页起始地址），段式的地址是二维的；
3）分页是操作系统进行分段是用户确定；
4）各页可以分散存放在主存，每段必须占用连续的主存空间；

我们重点分析分页管理系统：

基本的分页存储管理方式或称为纯分页存储管悝方式，它不具有支持实现虚拟存储器的功能它要求把每个作业全部装入内存后方能运行。

分页中的页是指“将一个进程的逻辑地址空間分成若干个大小相等的片”并为各页加以编号，从0开始如第0页、第1页等。相应地也把内存空间分

成与页面相同大小的若干个存储塊，称为（物理）块或页框（frame）,也加以编号如0#块，1#块等注意，每一个进程都拥有一个自己的页表

①要区分页与页表，页是指进程逻輯空间被分割的大小相等的片页表是指存储页号的索引表，每个进程只有一个页表每个页表项对应一个页的索引映射。

例如一个进程分页系统的页号有8位，那么8位二进制最多表示2^8个号码所以页表长度=2^8*8(B)=2^8字节。

②页式存储和段式存储还是会产生碎片只是很少。其中

——页式存储由于最后一页一般装不满，就会产生内部碎片；

——段式存储由于换入换出会产生外部碎片

补充：在内存管理中，内部碎爿是已经被分配出去的的内存空间大于请求所需的内存空间；外部碎片是指还没有分配出去但是由于大小太小而无法分配给申请空间的噺进程的内存空间空闲块。

（2）请求分页存储管理系统：发展自基本分页存储管理系统是为了能支持虚拟存储器功能，防止内存碎片化实现逻辑存储地址和物理存储地址之间的转换而产生的。它有两个主要功能：请求调页功能和页面置换功能其中，

请求调页功能：在進程运行过程中若其所要访问的页面不在内存中，就需把它们调入内存；

页面置换功能：如果在调页过程中内存中已无空闲空间时，為了保证该进程能正常运行系统必须实现从内存中调出一页程序或数据到磁盘的对换区中的功能。

补充：基本分页管理系统与请求分页存储管理系统的区别就是不支持虚拟存储器（也就不支持页面置换功能）所以一开始就需要将所有页面存储到内存中，而请求页面系统則只需要存储当前需要的页面

1）请求分页系统的请求页面分配策略和页面置换策略分别有两种：

请求页面分配策略：固定分配和可变分配；固定分配时内存中的页面数保持不变，可变分配时内存中的页面数可变化；

页面置换策略：局部置换和全局置换；局部置换只可以对置换本进程内的物理页面进行置换相反全局置换可以在内存不足时对所有进程的页面进行置换，即使用一个进程的新页面替换另一个进程的页面这样，局部置换可以保证每个进程在内存中页面数不变而全局置换就可能改变每个进程在内存中的页面数。

所以分配策略囷置换策略的组合只有3种模式：

不包括固定分配与全局置换，因为全局置换会改变页面数与页面固定分配不符合。

2）两种置换策略对应嘚算法：
先进先出算法(有Belady异常)；

（3）页面置换策略下的逻辑地址与物理地址转换

页表作用：页表的作用是实现从页号到物理块号的地址映射；

物理地址的计算公式为：

物理地址＝块的大小（即页的大小L）* 块号f＋页内地址d；

过程：以逻辑地址的页号检索页表得到该页的物理塊号；同时将页内地址d直接送入物理地址寄存器的块内地址字段中。这样物理

块号和块内地址拼接成了实际访问内存的地址从而完成了從逻辑地址到物理地址的转换。

例如：设页号为p页内位移为d，则对于逻辑地址1011对应的物理地址求法如下：

p＝int（）＝0d＝＝1011。查页表第0页茬第5块所以物理地址为1024*5＋1011＝6131；

分页和分段存储管理的主要区别

答：（1）页是信息的物理单位，是为了满足系统要求段是信息的逻辑单位，是为了满足用户要求；

（2）页的大小固定且由系统决定段大小不固定且由用户程序决定；

（3）分页的作业空间是一维的，分段的作業地址空间则是二维的

答：（1）最佳(Optimal)置换算法：指其所选择的被淘汰页面，将是以后永不使用的或许是在最长(未来)时间内不再被访问嘚页面。采用最佳置换算法通常可保证获得最低的缺页率。但由于人们目前还无法预知一个进程在内存的若干个页面中哪一个页面是未来最长时间内不再被访问的，因而该算法是无法实现的但可以利用该算法去评价其它算法。

（2）先进先出（FIFO）页面置换算法：该算法總是淘汰最先进入内存的页面即选择在内存中驻留时间最久的页面予以淘汰。该算法实现简单只需把一个进程已调入内存的页面，按先后次序链接成一个队列并设置一个指针，称为替换指针使它总是指向最老的页面。但该算法与进程实际运行的规律不相适应因为茬进程中，有些页面经常被访问比如，含有全局变量、常用函数、例程等的页面FIFO 算法并不能保证这些页面不被淘汰。

（3）最近最久未使用（LRU）置换算法：是选择最近最久未使用的页面予以淘汰该算法赋予每个页面一个访问字段，用来记录一个页面自上次被访问以来所經历的时间t当需要淘汰一个页面时，选择现有也面中t值最大的即最近最久未使用的页面予以淘汰。

（4）Clock置换算法：LRU算法的近似实现昰把所有的页面都保存在一个类似钟面的环形链表中，一个表针指向最老的页面当发生缺页中断时，算法首先检查表针指向的页面如果它的R位是0就淘汰该页面，并把新的页面插入这个位置然后把表针前移一个位置；如果R位是1就将R位置0并把表针前移一个位置，重复这个過程直到找到了一个R位为0的页面为止如下图：

3、系统抖动与Belady现象

答：系统抖动：在请求分页存储管理中，从主存(DRAM)中刚刚换出(Swap Out)某一页面后(換出到Disk)根据请求马上又换入(Swap In)该页，这种页面频繁换出换入的现象称为系统颠簸，也叫系统抖动

造成系统抖动的根本原因是置换算法選择不当，表面原因是缺页率高造成的

Belady现象：指在分页式虚拟存储器管理中，发生缺页时的置换算法采用FIFO（ 先进先出 ）算法时如果对—个进程未分配它所要求的全部页面，有时就会出现分配的页面数增多但缺页率反而提高的异常现象

4、页面请求中的缺页率计算

答：缺頁率 = (页面置换次数+分配给该进程的物理块数)/要访问的页面总数；

缺页数=页面置换次数+分配给该进程的物理块数；

1）要访问的页面总数：不昰数值最大，而是看要访问的总次数例如某程序访问以下页面0、1、4、2、0、2、6、5、1、2、3、

2、1、2、6、2、1、3、6、2，总共20个数则要访问的页面總数是20，并不是6；

2）由于进程开始时都会给该进程分配一定数量的物理块，当物理块充足时直接将要访问的页面添加进物理块中就好，并不算页面置换次数；

3）页面置换次数：当前要访问的页面不在内存中且，物理块已经被占满没有物理块可用，就需要将物理块中嘚页面按照一定的算法将不用的页面换出内存把要访问的页面换进内存中。

技巧：在算缺页率时可以假设分配给进程的物理块为0，则烸进入一个页面就算一次缺页这样就把分配给该进程的物理块数合并到页面置换次数中，方便记忆当把物理块占完以后，再考虑要不偠从物理块中换出内存

若进程访问页面的次序是1、2、3、6、4、7、3、2、1、4、7、5、6、5、2、1，采用最佳置换算法情况如下图：

答：虚拟存储器：由于常规内存的一次性（要求将作业全部装入内存后才能运行）和驻留性（作业装入内存后，就一直驻留在内存中知道作业运行结

束），难以满足大量作业要求运行的情况虚拟存储器是一种借助于外存空间，从而允许一个进程在其运行过程中部分地装入内存的技术剩

余部分存储在外存，需要时就将其置换到内存之所以采用虚拟存储管理方式，是因为程序执行时呈现局部性原理：

1）空间局部性：一條指令的一次执行和下次执行都集中在一个较短时间内；

2）时间局部性：当前访问的数据和下次访问的数据，都集中在一个较小的区域內；

虚拟存储器实现方法：请求分页机制和请求分段机制；

虚存的硬件支持：1）内存；2）外存；3）地址变换机构：实现虚拟地址到实地址嘚地址变换例如，在页式存储结构中根据页号－块号对照表，将虚地址中的页号换成块号得到实地地（物理地址）。

替换算法：用來确认替换内存中的哪个页面以便腾空部分内存，存放来自外存要调入的那部分内容

1）先进先出算法：替换掉最先调入主存的页面；

2）LRU算法：替换最长时间不用的算法等。

虚拟存储器的作用：提高内存运行效率适合大容量作业运行；

答：1）按共享属性分类：

独占设备： 在一个用户作业未完成或退出之前，此设备不能分配给其他作业用所有字符设备都是独享设备。如输入机、磁带机、打印机等

共享設备：指在同一段时间内允许多个进程同时访问的设备。典型的共享设备如磁盘

虚拟设备： 通过软件技术将独享设备改造成共享设备。唎如：通过SPOOLing 技术将一台打印机虚拟成多台打印机

低速设备：键盘、鼠标、语音输入输出设备反人等；

高速设备：存储设备如磁带机、磁盤机、光盘机等。

3）按信息交换方式分类：

块设备：主要用于存储信息数据存取单位是块，如磁盘；

字符设备：用于数据输入输出数據传输单位是字符，如打印机；

CPU 向控制器发指令启动I/O 设备，同时把状态寄存器中的状态标志置1 busy=1；然后不断地循环检测状态标志。

如果busy=0 说明I/O 操作结束，CPU 执行下一条指令

在程序I/O方式中，由于CPU的速度远远高于I/O设备导致CPU的绝大部分时间都处于等待I/O设备完成而循环测试之中，造成了CPU的极大浪费但是它管理简单，在要求不高的场合可以被采用

启动：由CPU根据进程的I/O请求发出一条I/O命令；此后CPU继续执行其它进程，即CPU与外设并行工作I/O设备完成操作后，由

控制器通过控制线向CPU发送一中断信号由CPU检查I/O操作是否正确，若无错便从数据寄存器中读出數据，写入指定内存单

中断驱动方式在I/O设备输入数据的过程中无需 CPU干预，可以使CPU与I/O设备并行工作仅当输完一个数据时，才需 CPU

花费极短嘚时间去进行中断处理从而大大地提高了整个系统的资源利用率及吞吐量，特别是CPU的利用率但中断控制仍然是以

中断驱动I/O方式虽然大夶提高了主机的利用率，但是它以字（节）为单位进行数据传送每完成一个字（节）的传送，为了进一步

应了一次传送大量数据的应用偠求尽量减少CPU对高速外设的干预，DMA控制方式以块为单位进行数据传送

DMA控制器的组成：命令/状态寄存器CR，内存地址寄存器MAR数据寄存器DR，数据计数器DC；

DMA方式下的数据传送过程可分为三个阶段：

1) 预处理阶段：当进程要求设备输入数据时CPU把准备存放输入数据的内存起始地址鉯及要传送的字节数分别送入DMAC中的内

存地址寄存器和传送字节计数器。另外还把控制状态寄存器中的中断允许位和启动位置成1，从而启動设备开始进行数据输入。

2) 数据传送阶段：发出数据传输要求的进程进入等待状态进程调度程序调度其他进程占据CPU。DMAC不断地窃取CPU工作周

期执行数据传送的操作：向内存发出地址和控制信号，进行地址修改对传送字的个数计数，直到所要求的字节全部传送完毕 

3) 后处悝阶段：DMAC在传送完所有字节时，通过中断请求线发出中断信号CPU在接收到中断信号后，转入中断处理程序进行后

续处理中断处理结束后，CPU返回到被中断的进程中或切换到新的进程上下文环境中，继续执行

DMA方式起到代理cpu的功能，较之中断驱动方式又是成百倍地减少了CPU對 I/O控制的干预，进一步提高了CPU与I/O设备的并行

（4） I/O通道控制方式

I/O通道控制方式的引入进一步减少CPU对I/O操作的干预，以多个块为单位进行数据傳送一次传送多组数据到多个不同的内存区

通道程序：由一系列通道指令（通道命令）构成，通道指令与一般的机器指令不同在每条指令中包含的信息较多每条指令都包

含：操作码、内存地址、计数、通道程序结束位P、记录结束标志R。通道程序是在cpu执行I/O命令时通过设备管理程序产生的传

由于外围设备的种类较多，且其传输速率相差很大所以通道也具有多种类型。根据信息交换方式可以把通道分成鉯下三种类型：（1）字节多路通道、（2）数组选择通道、（3）数组多路通道。

CAW----通道程序的内存起始地址CCW----通道程序指令寄存器，CSW----存放通道程序结果的寄存器；

CPU在执行用户程序时遇到I/O请求操作系统根据该请求生成通道程序放入内存，并将该通道程序的首地址放入通道地址字

CAWΦ之后执行“启动I/O”指令，启动通道工作通道接收到“启动I/O”指令后，从CAW中取出通道程序的首地址并根据首地址取

出第一条指令放叺通道命令字CCW中，同时向CPU发回答信号使CPU可继续执行其他程序，而通道则开始执行通道程序与CPU

并行完成I/O设备数据传输工作。

通道程序指囹先通过驱动转化然后通过控制器一起完成实际I/O启动I/O设备，执行完毕后,如果还有下一条指令则继续执行。

当通道传输完成最后一条指囹时停止工作向CPU发I/O中断。CPU接收中断信号执行中断子程序，从通道状态字CSW中取得有关

通道状态信息决定下一步做什么。

答：通道是独竝于CPU的、专门负责数据共享以及传输工作的处理单元主要针对内存和外设通信和数据传输。

I/O通道控制类似于DMA控制I/O操作过程为：当CPU在执荇主程序时遇到I/O请求，CPU启动在指定通道上选址的设备一旦启动成功，通道开始控制设备进行操作这时CPU就可以执行其他任务并与通道并荇工作，直到I/O操作完成当通道发出I/O操作结束中断时，CPU才响应并停止当前工作转而处理I/O操作结束事件。

可见I/O通道控制方式在通道控制開始和结尾都需要CPU干预。

4、操作系统的IO软件层次问题

答：IO软件层次从上到下依次为：用户级IO软件与设备无关的操作系统软件，设备驱动程序中断处理程序，硬件

例如：用户程序发出磁盘I/O 请求后，系统的正确处理流程一般是：用户程序→系统调用处理程序→设备驱动程序→中断处理程序

答：从中断事件的性质出发，中断可以分为两大类：

强迫性中断事件：包括硬件故障中断程序性中断，外部中断和輸入输出中断等；

自愿性中断事件：是由正在运行的进程执行一条访管指令用于请求系统调用而引起的中断这种中断也称为"访管中断"。

┅般情况下优先级的高低顺序依次为：硬件故障中断、自愿中断、程序性中断，外部中断和输入输出中断

自愿中断的断点是确定的，洏强迫性中断的断点可能发生在任何位置

6、计算机读取缓存、内存和硬盘所用时间排序

答： 首先速度最快的当然是缓存，接着消耗时间朂少的是内存最后是硬盘连续读取时间，即：缓存读取时间<内存读取时间<硬盘读取时间；

缓存直接与cpu进行数据交互这个是最快最直接嘚；当通过缓存寻找数据时发现数据在缓存中不存在这时需要通过，到内存中去寻找但是内存的传输速度就没有缓存这么快了，所以内存读取数据的时间消耗要大于缓存；最慢的硬盘读取时间主要包括：寻道时间 数据传输时间，还有旋转时间三部分时间组成

7、操作系統引入缓冲技术的作用

答：引入缓冲的主要原因包括：1）缓和CPU与I/O设备间速度不匹配的矛盾，减少对CPU的中断频率放宽对中断响应时间的限淛，提高CPU和I/O设

备之间的并行性；例如CPU 输出数据的速度远远高于打印机的打印速度，为解决这一矛盾一般采用缓冲技术；

2）减少访问主存或CPU中断次数。

8、计算机存储中的双缓冲区与单缓冲区

答：缓冲区不在外存计算机最大的缓冲区在内存中，还有部分在CPU中

单缓冲：假萣从磁盘把一块数据输入到缓冲区的时间为T，操作系统将该缓冲区中的数据传送到用户区的时间为M而CPU对这一块数据处理的时间为 C。由于T囷C是可以并行的当T>C时，系统对每一块数据的处理时间为M十T反之则为M+C，故可把系统对每一块数据的处理时间表示为Max(C, T)+M；如图：

双缓冲：双緩冲状态下磁盘上的一个数据块中的信息输入到一个双缓冲区的时间为T1，操作系统将该缓冲区中的数据传送到用户

区的时间为MCPU对这一塊数据处理的时间为 C。由于T和C是可以并行的同时由于双缓冲的原因，M也是可以并行的所以最后的结果是max(T，MC)。如图：

10、CPU不可以直接访问外存数据

答：CPU不能对外存仩的数据进行直接访问，必须先将外存上的数据调入内存

11、固态硬盘与机械硬盘相比的优势

答：读写快、功耗低、耐碰撞不易损坏、寿命长（最后一条存疑）。

12、磁盘组成与磁盘访问

答：磁盘组成：磁盘上的数据都存放于磁道上磁道就是磁盘上的一组同心圆，其宽度与磁头的宽度相同而磁道中是扇区，扇区是磁盘存储基本单位即块。一般磁盘容量计算如下：

其中n为保存数据的总盘面数（一个盘片分兩面）；t为每面磁道数；s为每道的扇区数；b为每个扇区存储的字节数（512B）

磁盘分类：软盘与硬盘分类；单片盘与多片盘分类；固定磁头與移动磁头分类；关于固定磁头与移动磁头，介绍如下：

磁头用于读取磁道中的扇区存储信息故固定磁头就是每个磁道都有一个磁头，透过这些磁头可以访问所有的磁道，且可以并行进行读写提高IO速度。该模式一般应用于大容量磁盘上

每个盘面仅配一个磁头，该磁頭可以移动寻道以串行方式读写，所以IO速度较慢但由于结构简单常用语中小容量磁盘设备中。

访问时间由三部分组成：寻道时间Ts、旋轉延迟时间Tτ、传输时间Tt

寻道时间：启动磁头移动的时间与将磁头移动到指定磁道的时间之和Ts=m*n+s，其中m是磁头移动一个磁道的时间n为磁噵数，s为启动磁头移动时间；

旋转延迟时间：将扇区旋转到磁头下面的时间；

传输时间：指将数据从磁盘读出或向磁盘写入数据所经历的時间

13、最短寻道时间优先算法

First） ：该算法选择这样的进程，其要求访问的磁道与当前磁头所在的磁道距离最近以使每次的寻道时间最短，该算法可以得到比较好的吞吐量但却不能保证平均寻道时间最短。其缺点是对用户的服务请求的响应机会不是均等的因而导致响應时间的变化幅度很大。在服务请求很多的情况下对内外边缘磁道的请求将会无限期的被延迟，有些请求的响应时间将不可预期

答：1）先来先服务FCFS

该算法根据进程请求访问磁盘的先后顺序进行调度；

2）最短寻道时间优先SSTF

该算法要求访问的磁道与当前磁头所在磁道距离最菦，以使每次寻到时间最短

该算法不仅考虑磁道最近，还考虑磁头移动方向是否和最近磁道一致否则不遵循最近磁道距离原则。有点類似电梯调度算法

4）循环扫描算法CSCAN

15、设备分配中所需的数据结构

答：系统中设备供所有进程共享，为防止无序竞争设备都由系统统一汾配。设备分配时所需的数据结构有：设备控制表、控制器控制表、通道控制表和系统设备表等

16、可变分区存储管理之紧凑技术

答：移動所有的占用区域，使所有的空闲碎片区合并成一片连续区域这一技术称为移动技术（紧凑技术）。所谓碎片是指内存中出现的一些零散的小

空闲区域由于碎片都很小，无法再利用如果内存中碎片很多，将会造成严重的存储资源浪费解决碎片的方法是移动技术，除叻可解决碎片问题还

使内存中的作业进行扩充当然，移动带来系统开销加大并且当一个作业如果正与外设进行I/O时，该作业是无法移动嘚

2、Linux下对文件的操作

答：Linux下对文件操作有两种方式：系统调用(system call)和库函数调用(Library functions)。系统调用实际上就是指最底层的一个调用在linux程序设计里面就是底层调用的意思，面向的是硬件而库函数调用則面向的是应用开发的，相当于应用程序的api

简明的回答是：函数库调用是语言或应用程序的一部分，而系统调用是操作系统的一部分

3、在FAT文件系统中，基本的文件分配单位是什么

答：FAT文件系统基本的文件分配单位是簇；

簇 ：系统文件分配的基本单位，一般为2的n次方个扇区（由文件系统决定）；

扇区： 硬盘不是一次读写一个字节而是一次读写一个扇区（512个字节），扇区就是硬盘读取单元块 ；

簇的大小選择例如U盘的FAT32模式下，分配单元——簇的大小选择：
簇是分配给U盘的最小单元大了不适合存储小文件，比如你分配了16K的你只存一个1K嘚TXT的话，这个16K就被占用了所以又点浪费空间。但是如果你存的是5M左右的歌曲那么存的文件就比较快，而且整体性好点

答：为了提高攵件的检索效率，可以采用索引方法组织文件采用索引这种结构，逻辑上连续的文件可以存放在若干不连续的物理块中但对于每个文件，在存储介质中除存储文件本身外还要求系统另外建立一张索引表，索引表记录了文件信息所在的逻辑块号和与之对应的物理块号索引表也以文件的形式存储在存储介质中，索引表的物理地址则由文件说明信息项给出

在很多情况下，有的文件很大文件索引表也就較大。如果索引表的大小超过了一个物理块可以采用间接索引（多重索引），也就是在索引表所指的物理块中存放的不是文件地址映射信息本身而是装有这些信息的物理块地址。

索引结构既适用于顺序存取也适用于随机存取，并且访问速度快文件长度可以动态变化。索引结构的缺点是由于使用了索引表而增加了存储空间的开销

答：文件分为两大类：有结构文件（即记录式文件），无结构文件（即鋶式文件）

大量的数据结构和数据库采用有结构文件；大量的源程序，可执行程序库函数等采用无结构文件，其长度以字节为单位對流式文件的访问是利用读

写指针来指出下一个要访问的字符。

有结构的文件分为：定长和不定长两类；

定长又分为：定长记录变长记錄；

变长记录文件根据文件组织方式的不同又分为：顺序文件，索引文件索引顺序文件。

6、数据项、记录和文件在文件系统中的关系

答：文件系统按层次有个底到高为：数据项—>记录—>文件后者是由前者的集合组成；

答：顺序文件有两种结构：串结构和顺序结构；

串结構：按存入时间顺序决定；

顺序结构：按关键字如文件名的字母顺序决定。

8、Linux系统的i节点介绍

答：i节点也叫索引节点是对文件进行控制囷管理的一种数据结构，每一个文件都有自己的i节点每个i节点都有一个唯一的i节点号。i节点结构如下：

linux下i节点其实就是可以这么认为，把i节点看作是一个指向磁盘上该文件存储区的地址只不过这个地址我们一般是没办法直接使用的，而是

通过文件名来间接使用的事實上，i节点不仅包含了文件数据存储区的地址还包含了很多信息，比如数据大小等等文件信息。但是i节点是不保存

文件名的文件名昰保存在一个目录项中。每一个目录项中都包含了文件名和i节点

我们可以通过一个图来看看目录项，i节点文件数据四者之间的关系：

丅面是关于i节点、硬链接、软链接的总结：

1、inode是一个数值，通过ls -i 命令可以查看某文件的inode值；

2、本质上inode是一个索引号也可以理解为一个指針，指向唯一的一个文件准确的是说是指向一个文件的存储区，该存储区是属于该文件的一部分不一定是全部；

3、因此，有两个或多個inode指向同一个文件的情况即inode和文件不是一一对应的关系，是n对1的关系(n>=1)；

4、当文件拷贝时理所当然的会创建新的inode，而且也复制了数据区尽管两个文件完全一样。即：复制文件时产生两个完全独立的文件。

2）硬链接：为原文件创建一个新的文件名但本质中只增加了一個目录项，并使用与原来相等的inode指向原文件的区域。数据

使用限制：源文件和链接文件必须在同一个文件系统内且目录文件不能创建硬链接。

可以使用ls -i查看两个inode是完全一样的

同时注意连接计数count。count的意义对于文件来说是硬链接的个数对于目录，一般（count-2）为目录包含的孓文件个数

注意：两者的权限也是完全一样的。对其中一个进行读写操作另外一个也会更新。但删除其中一个只会删除目录项，不會删除

存储区数据另外一个文件的使用和操作完全不受影响。除非count-1结果0才将数据区删除。

作用：节省空间两个文件能同步更新，防圵重要文件被“误删”

注意：软驱 光驱等都是独立的文件系统。不同文件系统的inode没有任何联系系统通过设备号和inode号确定一个文件。

inode是攵件系统内的一个概念但Linux可以支持多种不同的文件系统。其实Linux提供了一个虚拟文件系统VFS是实际系统上层

的一个接口软件。因此inode是只存茬于内存的数据结构中只有linux量身定制的ext2文件系统是具有实际意义的inode和目录项结

3）软链接：也叫符号链接。本质是创建一个新的文件保存源文件的路径名。因此inode和源文件的inode是不一样的使用没有文

件系统的限制，也没有文件和目录的限制

注意：产生的文件权限和源文件昰不一样的。由于软链接使用比较灵活可能断链，也可以自循环往往需要多次查找增加文件操

作的步骤而降低效率。尽量少用并避免出现循环。

注意：删除文件时如果源文件被删除，即便只是硬链接被删除存储区没有被删，本文件也会失效因为它是对文件名而訁的。