《實用操作系統(tǒng)》復習要點

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1、2011 年《實用操作系統(tǒng)》期末考試復習要點 一、考試題型說明 考試題型包括以下幾部分： 1、名詞解釋（共 5 題，每題 4 分，計 20 分） 2、計算題（共 1題，每題 15 分，計 15分） 3、簡答題（共 5題，每題 6分，計 30 分） 4、分析題（共 1 題，每題 10分，計 10分） 5、程序分析題（共 1題，每題 15 分，計 15 分） 6、程序設(shè)計題（共 1 題，每題 10 分，計 10 分） 二、復習說明 本次考試側(cè)重考察基本知識的掌握情況，所有考試內(nèi)容都來自課程 ppt 。大家在復習時，要 結(jié)合復習提綱，多看 ppt ，但不需要死記硬背。另外，講義

2、中的程序代碼非常多，這些代碼 主要用作大家課后理解相關(guān)實現(xiàn)機制的補充材料。 因此， 大家沒有必要去仔細研讀代碼。 需 要提醒的是，在試卷中， 也會給出一段程序代碼， 需要大家說明其中的實現(xiàn)機制。 試卷中這 部分代碼也僅僅是用于輔助大家去回想 ppt 中的相關(guān)內(nèi)容，而不是考察大家對該代碼細節(jié) （每個語句）的理解。 名詞解釋要求大家能根據(jù)自己的理解、用簡單的言語解釋相關(guān)概念。 計算題要求大家能結(jié)合相關(guān)知識， 給出計算結(jié)果。 評分時按步計算， 請大家務必寫出求解過 程。 簡單題希望大家通過對比分析、根據(jù)自己的理解扼要說明相關(guān)概念及實現(xiàn)機制的特點。 分析題要求大家根據(jù)題目要求，構(gòu)造出內(nèi)核相關(guān)算法

3、的實現(xiàn)機制示意圖。 程序分析題要求大家結(jié)合一段程序代碼，扼要說明內(nèi)核相關(guān)機制的實現(xiàn)過程。 程序設(shè)計題要求大家根據(jù)任務要求，寫出相應代碼。該題與其他課程的程序設(shè)計要求類似， 但評分時不會過分在意語法方面的細節(jié)錯誤。 三、復習提綱 （一）第一講 Linux 系統(tǒng)分析基礎(chǔ) 1 、單內(nèi)核、微內(nèi)核的概念 ? 微內(nèi)核： 只提供基礎(chǔ)功能，其他功能通過服務實現(xiàn) ? 微內(nèi)核功能被劃分為多個獨立過程，每個過程稱為服務器 單內(nèi)核：（Monolithic kernel ） 單內(nèi)核是一個很大的進程。它的內(nèi)部又可以被分為若干 模塊（或者是層次或其它） 。但是在運行的時候，它是一個獨立的二進制大映象。其模塊間 的

4、通訊是通過直接調(diào)用其它模塊中的函數(shù)實現(xiàn) 2、 特權(quán)指令的概念及 Linux 中特權(quán)等級的分類 特權(quán)指令：指具有特殊權(quán)限的指令。這類指令只用于操作系統(tǒng)或其他系統(tǒng)軟件， 一般不直接提供給用戶使用。 在多用戶、 多任務的計算機系統(tǒng)中特權(quán)指令必不可少。 它主要用于系統(tǒng)資源的分配和管理，包括改變系統(tǒng)工作方式，檢測用戶的訪問權(quán)限， 修改虛擬存儲器管理的段表、頁表，完成任務的創(chuàng)建和切換等。 3、 Makefile的作用、Makefile的編寫方法、Makefile中的常用預定義變量、 偽目標.PHONY 的作用及使用方法 ? Makefile 的作用： 采用 GNU 編譯工具對 .config 中

5、的源文件列表編譯 ? 完成內(nèi)核文件的配置、依賴關(guān)系及模塊的生成，隨后調(diào)用 Rules.make 編譯 ? Rules.make定義所有Makefile共用的編譯規(guī)則 Makefile支持的 make命令 ? make mrproper :檢查.o文件及文件依賴關(guān)系的正確性 ? make config :配置內(nèi)核并生成配置文件 ? make dep :根據(jù)配置文件創(chuàng)建相應的依賴關(guān)系樹 ? make clean :清除舊版本的目標文件 ? make zImage :編譯并用 gzip壓縮成1MB以下的內(nèi)核 未壓縮的文件是 vml in uz ? make bzImage :編譯并用

6、 gzip壓縮成1MB以上的內(nèi)核 ? make modules :編譯模塊 ? make modules_i nstall :安裝模塊 ? depmod ~a：生成模塊之間的依賴關(guān)系 ? makefile的編法：缺省情況下從 Makefile中的第一個目標開始執(zhí)行 ? 執(zhí)行過程類似一次深度優(yōu)先遍歷 sum: main .0 sum.o gcc -o sum main .0 sum.o mai n.o: mai n.c sum.h gcc -c mai n.c sum.o: sum.c sum.h gcc -c sum.c (danteng ) ? Makefile中的常用

7、預定義變量：make可直接使用許多預定義的變量 ? AR：歸檔維護程序的名稱，默認值為 ar ? ARFLAGS歸檔維護程序的選項 ? AS:匯編程序的名稱，默認值為 as ? ASFLAGS匯編程序的選項 ? CC C編譯器的名稱，默認值為 cc ? CFLAGS C編譯器的選項 ? CXX C++編譯器的名稱，默認值為 g++ ? CPPFLAGS C預編譯的選項 ? ? 系統(tǒng)環(huán)境變量的處理 ? make過程中被解釋成 make變量 偽目標.PHONY勺作用及使用方法：(./PHONY來顯示的指名一個目標是偽目標，有兩 個作用一個是改善性能，另外一個是來避免沖

8、突。 ) ? .phony是一個特殊工作目標 ? 用來指定一個假想的工作目標，即其后并不是一個實際文件, 且肯定要視為未更新 ? 使用場景 ? 避免與同名文件沖突、改善性能 ? 前例解決方法：.PHONY ? .PHONY: clea n ? clea n: ? $rm *.o exec_file ? make不檢查是否存在有文件名與依賴體中的一個名字相匹配的 文件，而直接執(zhí)行與之相應的命令 ?方法：PHON目標也可以有依賴關(guān)系 ? 使用場景 ? 當一個目錄中有多個程序，將其放在一個makefile中會更方便 ? 因為缺省目標是makefile中的第一個目標，通常將

9、這個 phony 目標叫做"all"，其依賴文件為各個程序 ? all : prog1 prog2 prog3 .PHONY: all prog1 : prog1.o utils.o cc -o prog1 prog1.o utils.o prog2 : prog2.o cc -o prog2 prog2.o prog3 : prog3.o sort.o utils.o cc -o prog3 prog3.o sort.o utils.o 4、Linux函數(shù)調(diào)用過程中堆棧結(jié)構(gòu)動態(tài)變化過程 p2的執(zhí)行過程中又調(diào)用了函數(shù) p1 改進程序中，main函數(shù)中調(diào)用了函數(shù) p2，而

10、在  oin eip—? pin pd P2 du? ■ 哪一 eip 一 pi(c) ? 4 eip 一 eip 一 eip— r ■ eip—> ■ main P2(M) ? ? * *-mai n 程癢的代碼段 OL ■ 電越 \ plttfs eip Q邱 c )—— p2堆棧 eip esf V 1 , mwiri堆桟 堆棧 （二）第二講進程與線程 ? 1、Linux中進程、線程及內(nèi)核線程的區(qū)別， 及其

11、與其他操作系統(tǒng)在實現(xiàn)機制上的 主要區(qū)別。在Linux系統(tǒng)中如何區(qū)別內(nèi)核線程與進程。 ?（內(nèi)核線程）獨立運行在內(nèi)核空間的標準進程，支持內(nèi)核在后臺執(zhí)行一些操作 ? 刷新磁盤高速緩存 ? 交換出不用的頁框 ?維護網(wǎng)絡(luò)鏈接等待 ? 與普通進程的區(qū)別 ? 只運行在內(nèi)核態(tài)，內(nèi)核線程沒有獨立的地址空間（mm指針被設(shè)置為NULL） ? 每個內(nèi)核線程執(zhí)行一個單獨的內(nèi)核函數(shù) ? 只使用大于 PAGE_OFFSE的線性地址空間 ? 進程與線程的區(qū)別： ?從形態(tài)角度 ? 一個進程可包含一個或多個線程 ? 從調(diào)度角度 ?進程是資源分配的基本單位 ?線程是處理器調(diào)度的獨立單位 ?從虛擬化角度

12、 ?進程提供兩種虛擬機制 ? 虛擬處理器：進程獨享處理器的假象 ?虛擬內(nèi)存：進程擁有系統(tǒng)內(nèi)所有內(nèi)存資源的假象 ? 線程之間可共享虛擬內(nèi)存，但各自擁有獨立虛擬處理器 ? 對Linux系統(tǒng)而言，線程只是一種特殊的進程！ ? 內(nèi)核態(tài)（亦稱核心態(tài)或系統(tǒng)態(tài)） ? 可執(zhí)行特權(quán)指令，訪問任意物理地址（包括系統(tǒng)空間） ?用戶態(tài) ?只能在對應級別允許的范圍內(nèi)活動（用戶空間） 2、Linux 2.4 與Linux 2.6 系統(tǒng)堆棧結(jié)構(gòu)的主要區(qū)別。 Linux 2.4進程系統(tǒng)堆棧結(jié)構(gòu)： Linux系統(tǒng)進程個數(shù)限制 所有進程的PCB及系統(tǒng)堆棧占用空間W 1/2的物理內(nèi)存總和 \內(nèi)樓堆袪

13、 進鶴描逹符（均」K} "e眾前兇祁地址 Linux 2.6進程系統(tǒng)堆棧結(jié)構(gòu)： ?進程描述符由slab分配器動態(tài)生成 ? 棧底用新結(jié)構(gòu)struct thread」nfo，指向進程描述符 <,100% + $ 兩個連續(xù)物理頁百 （約&K） Q 1 F ； Mruui thread iufu kirr?r^[lx

14、鏈表 ? 表頭僅有一個指向首節(jié)點的指針，而沒有指向尾節(jié)點的指針 ? 在可能是海量的HASH表中存儲的表頭就能減少一半的空間消耗 ? 讀拷貝更新（rcu） ? 以“ _rcu結(jié)尾的宏 4、fork()的vfork()主要差別及創(chuàng)建進程/線程的主要方法(常用函數(shù))。 asrriHnkage int Sy$_fork(strnet pt_regs regsi < - r vtUin do_(oi k(SIGCHLD, neys.esp., &館9時 >); Fork： ? 說明 ? 子進程完全復制父進程的資源 ? 子進程的執(zhí)行獨立于父進程 ? 進程間數(shù)據(jù)共享需通過專門的

15、進程間通信機制來實現(xiàn) ? 返回值 ? 父進程執(zhí)行fork()返回子進程的 PID值 ? 子進程執(zhí)行fork()返回0 ? 調(diào)用失敗返回-1 齊niliM旳好 int SyS_VfOrkistmct pt_regs ief?) { retufii(lo_rorlc(clone.vfqrk I clohe_vm | siGCHLD, 0); Vfork: ? vfork()創(chuàng)建的子進程與父進程共享地址空間 ? 子進程作為父進程的一個單獨線程在其地址空間運行 ? 子進程從父進程繼承控制終端、信號標志位、可訪問的主存區(qū)、環(huán) 境變量和其他資源分配 ? 子進程對虛擬空間任何數(shù)據(jù)的修

16、改都可為父進程所見 ? 父進程將被阻塞，直到子進程調(diào)用 exeeve()或exit() ? 與fork()的關(guān)系 ? 功能相同，但vfork()但不拷貝父進程的頁表項 ? 子進程只執(zhí)行exee()時，vfork()為首選 ?創(chuàng)建進程/線程的主要方法(常用函數(shù))： ? Linux進程創(chuàng)建方法： ?在終端輸入命令，由shell進程創(chuàng)建一個新進程 ?進程創(chuàng)建函數(shù) ? pid_t fork(void); ? pid_t vfork(void); ? int cion e(i nt (*fn)(void * arg), void *staek, int flags, void *

17、arg) ； ? 創(chuàng)建輕量級線程 三函數(shù)都調(diào)用同一內(nèi)核函數(shù) do_fork( ) [/kernel/fork.c] ? Linux線程的創(chuàng)建： ? 函數(shù)調(diào)用形式 ? int cion e(i nt (*fn)(void * arg), void *staek, int flags, void * arg); ? int pthread_create(pthread_t *restrict tidp, const pthread_attr_t *restrict attr, void *(*start_rt n)(void), void *restrict arg); ? tid

18、p:新線程的線程描述表指針 ? attr:為新線程定義不同屬性(如棧尺寸)默認為NULL ? 第三個和第四個參數(shù)指定執(zhí)行的函數(shù) start_rt n 和傳遞給函數(shù) 的參數(shù)arg ? 兩者區(qū)別 ? cione()創(chuàng)建內(nèi)核支持的用戶線程，對內(nèi)核可見且由內(nèi)核調(diào)度 ? pthread_create()由基于POSIX標準的線程庫創(chuàng)建的用戶線程 ?但在 Linux 里，pthread_create()最終調(diào)用 clone()實現(xiàn) 5、Linux線程同步、條件變量相關(guān)函數(shù)的使用方法。 (三) 第三講進程調(diào)度 1、Linux 2.4與Linux 2.6調(diào)度體系結(jié)構(gòu)的主要區(qū)別 (2.6)

19、 一一二?■二 ~n 二一二 rr--r -二二二二 I *試述LinUK 14 ［j Linux 2j6逛程詢度休乘肺梅妁主耍差別.并灘旌Limx 度算 覽結(jié)構(gòu)圧譏fr機制. 1) Limi也4對有嵐第進稈存命一個a nmqume 1憂M為走頭的個hi迸榨隊列中-湘地餐 從屮選軀最込訐調(diào)度的輦程探入運杠，整牛臥列山 午讀/■弓口擬頂禺滬.實于處逼囂可以 丿［忡 2) Liniix2.6吩毎亡址理曙g瀚個數(shù)塑，活動就堵進程只列蛟組和不活砥就緒圧程*?1|敷 組.如果一個進桿體耗完丁它的“時何片二就進人屮話躍就緒雄科數(shù)卅的相應趴列的陸尾* 出所行的趟觀眾“讓皐"「它的細何片交挑

20、話氐 汁謂臥就堵迸和隊列禺隊因此. 不弼耍仟:舸其他的開錯? 至委蓋別卜Linux U的調(diào)度佯歸墓丁共亭至局馭列?HHitST CXn^開轎足桂性增 校的“陽山敗”禪牛處理曙屛百it立的就幅進程釀列，薦牛處理罌可以：rt%巨打碉鹿很 序來挑選進稈運廳，平同處理器上的進程可創(chuàng)完全ftfftt休醍*喚解和上下文臧? 0(訂調(diào)度算池皓構(gòu)|晦個敷址中有［如牛91緒建程隊列51呻1*幼毎*臥列對應丁 UU 牛砒蟄的臬一『=通過世圏標詁口列狀態(tài)*謂廈時* dgii fW_ft?t_bit找到第一于水為空 陽駅琳并取亂廿的進棍即可.不首駅剤I邛序少牛卿進程，挑選就緡程的聽度麻一毘的. 2、Linux

21、 2.4中調(diào)度優(yōu)先級的設(shè)計算法。 3、Linux 2.6 如何體現(xiàn)交互進程優(yōu)先的? 內(nèi)核有四處對交互式進程的優(yōu)先考慮 a) sleep_avg i. 交互式進程因為休眠次數(shù)多、時間長， sleep_avg也會相對更大一些 b） interactive_credit i. 記錄進程的交互程度 ii. 判斷進程是否是交互式進程 c） TASK_INTERACTIVE宏 d） 就緒等待時間的獎勵 對交互式進程的優(yōu)先級獎勵 : ? 通過HIGH_CREDIT（）累積方式完成獎勵 ?當進程從CPU切換下來時，如果是交互式進程，則它參與優(yōu)先級計算的 運行時間會比實際運行時間小，以此獲得

22、較高的優(yōu)先級 ? 交互式進程處于 TASK_UNINTERRUPTIBL狀態(tài)下的休眠時間也會疊力口 到 sleep_avg 上，從而獲得優(yōu)先級獎勵 4、 Linux 2.4 與 Linux 2.6 中負載均衡的實現(xiàn)機制。 5、 idle 進程的概念與作用。 概念：System Idle Process SYSTEM不是一個真正的進程，是核心虛擬出來的，多 任務操作系統(tǒng)都有的！在沒有可用的進程時，系統(tǒng)處于空運行狀態(tài)，此時就是 System Idle Process SYSTEM在運行！故它占用 97%CPU時間，說明你的機器負荷很輕！你用 WINZIP解壓一個大的文件時， 就可看到

23、，System Idle Process SYSTEM 占用 CPU時間變 化。 作用：就是在 CPU空閑的時候，發(fā)出一個 IDLE命令，使 CPU掛起（暫時停止工作） ， 可有效的降低 CPU內(nèi)核的溫度，在操作系統(tǒng)服務里面，都沒有禁止它的選項；默認它 是占用除了當前應用程序所分配的處理器（ CPU）百分比之外的所有占用率；一旦應用 程序發(fā)出請求，處理器會立刻響應的。 （五） 第五講系統(tǒng)調(diào)用與中斷處理 1、 封裝例程的概念與作用。 作用：屏蔽底層復雜性 將系統(tǒng)調(diào)用封裝成應用程序可直接調(diào)用的函數(shù) （庫函數(shù) ） 概念： 2、 系統(tǒng)調(diào)用與中斷在實現(xiàn)機制上的異同點。 3、 中斷與異

24、常的主要區(qū)別。 ? 中斷（外中斷） ? 異步的，來自處理器之外的中斷信號，在程序執(zhí)行的任何時候可能出現(xiàn) ? 會改變處理器執(zhí)行指令的順序 ? 通常與CPU芯片內(nèi)部/外部硬件電路產(chǎn)生的電信號相對應 ? 異常（內(nèi)中斷） ?同步的，在（特殊或出錯）指令執(zhí)行時由 CPU控制單元產(chǎn)生 ? 內(nèi)核為每個異常提供一個專門的異常處理程序 ? 異常處理程序的執(zhí)行一般依賴于執(zhí)行程序的當前現(xiàn)場，不能被屏蔽，一 旦出現(xiàn)應立即響應并進行處理 ? 區(qū)別 ? 中斷允許嵌套發(fā)生，但異常多數(shù)情況為一重 ? 異常處理過程中可能產(chǎn)生中斷，但反之則不會發(fā)生 “中斷信號 ”通稱這兩種類型的中斷 4、 中斷上下文與

25、進程上下文的區(qū)別。 進程上下文：所謂的進程上下文，就是一個進程在執(zhí)行的時候，CPU的所有寄存器中的值、 進程的狀態(tài)以及堆棧上的內(nèi)容， 當內(nèi)核需要切換到另一個進程時， 它需要保存當前進程的所 有狀態(tài)，即保存當前進程的進程上下文，以便再次執(zhí)行該進程時，能夠恢復切換時的狀態(tài)， 繼續(xù)執(zhí)行。 中斷上下文：可以理解為硬件傳遞過來的這些參數(shù)和內(nèi)核需要保存的一些環(huán)境， 主要是被中 斷的進程的環(huán)境 區(qū)別：運行在進程上下文的內(nèi)核代碼是可以被搶占的（ Linux2.6支持搶占）。但是一個中斷 上下文，通常都會始終占有 CPU （當然中斷可以嵌套，但我們一般不這樣做） ，不可以被打 斷。 Linux內(nèi)

26、核工作在進程上下文或者中斷上下文。提供系統(tǒng)調(diào)用服務的內(nèi)核代碼代表發(fā)起系 統(tǒng)調(diào)用的應用程序運行在進程上下文；另一方面，中斷處理程序，異步運行在中斷上下文。 中斷上下文和特定進程無關(guān)。 5、軟中斷、tasklet及工作隊列在實現(xiàn)機制上的異同點。 軟中斷可以在不同 CPU上同時運行，即使是同類型的軟中斷。 它適合需要快速響應 的處理函數(shù)，比如網(wǎng)絡(luò)收發(fā)。 tasklet不可以在不同 CPU上同時運行（同類型，不同類型可以同時運行）。實現(xiàn) 方法：在該tasklet上有個變量state，調(diào)度時，如果該state不是運行狀態(tài)，將運行， 并且將state設(shè)置為running狀態(tài)，這樣其它 CPU不能同

27、時運行該類型 tasklet。避 免了全局變量的鎖要求。 工作隊列適合需要睡眠的任務， 它將任務交給一個內(nèi)核線程 KSoftirq來處理，這個 內(nèi)核線程和基本進程類似，只不過它映射的內(nèi)存空間是內(nèi)核空間。 6、軟中斷調(diào)度機制。 （六）第六講系統(tǒng)調(diào)用與中斷處理 1、 邏輯地址、線性地址及物理地址的概念。 物理地址：用于內(nèi)存芯片級的單元尋址，與處理器和 CPU連接的地址總線相對應。 邏輯地址：指的是機器語言指令中，用來指定一個操作數(shù)或者是一條指令的地址 線性地址：是邏輯地址到物理地址變換之間的中間層。程序代碼會產(chǎn)生邏輯地址，或者 說是段中的偏移地址，加上相應段的基地址就生成了一個線性

28、地址 2、 在x86結(jié)構(gòu)中，從邏輯地址到物理地址的轉(zhuǎn)換、計算過程。 邏輯地址到線性地址的轉(zhuǎn)換： ? 檢查TI確定段描述符位置 ? 從段選擇子的index字段計算段描述符的地址 ? 將邏輯地址的偏移量與段描述符 base字段的值相加，得到線性地址 線性地址到邏輯地址的轉(zhuǎn)換： ? 第一步：形成頁表地址 ? CR3包含頁目錄的起始地址，用 32位線性地址的最高10位A31?A22作 為頁目錄的頁目錄項的索引， 將其乘以4（每項4個字節(jié)），與CR3中的頁 目錄的起始地址相加，形成相應頁表地址 ? 第二步：形成頁面地址 ? 從指定地址取出 32 位頁目錄項（頁表起始地址） ，其低

29、12 位為 0 ? 用 32 位線性地址的 A21~A12 位作為頁表中的頁面的索引，將其乘以 4 ， 與頁表起始地址相加，形成 32 位頁面地址 ? 第三步：形成 32 位物理地址 ? 將 A11~A0 作為相對于頁面地址的偏移量，與 32 位頁面地址相加，得到 物理地址 3、 擴展分頁與物理地址擴展的概念。 擴展分頁： 用于將大段連續(xù)的線性地址轉(zhuǎn)換成相應的物理地址 物理地址：PAE只擴大物理地址尋址能力，線性地址仍然是 32位長 ? 內(nèi)核編程人員用同一線性地址映射不同的 RAM區(qū)，PAE可顯著 增加系統(tǒng)中的進程數(shù)量 ? 只有內(nèi)核可以修改進程的頁表， 用戶態(tài)下運行的進程不

30、能使用大 于4GB的物理地址空間 4、NUMA、管理區(qū)的概念。 4、 伙伴系統(tǒng)的定義、伙伴系統(tǒng)的合并及位圖含義。 伙伴系統(tǒng)的定義： 伙伴的必要條件 a） 大小相同 b） 物理地址連續(xù) c） 假定伙伴的大小為 b，第一個伙伴的第一個頁框的物理地址必須 是2X bx 4K的倍數(shù) 事實上伙伴是通過對大塊的物理內(nèi)存劃分獲得的 d） 假如從第 0 個頁面開始到第 3 個頁面結(jié)束的內(nèi)存 e） 每次都對半劃分，那么第一次劃分獲得大小為 2 頁的伙伴 f） 進一步劃分，可以獲得大小為 1頁的伙伴，例如0和1, 2和3 伙伴系統(tǒng)的合并及位圖含義： ? 當兩個伙伴都空閑時，則合并成一個

31、更大的塊 ? 該過程一直進行，直到找不到可以合并的伙伴為止 ? 位圖用來描述伙伴的狀態(tài) ? 一對伙伴只使用一個位表示 ? 0：伙伴的狀態(tài)一致，此時要么全空閑，要么全不（或部 分）空閑 如果全空閑，必然被合并 兩種情況下， 對應的塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)都不在此 free_area_t 結(jié)構(gòu)中 ? 1 ：伙伴的狀態(tài)不一致，此時必然有一個空閑、一個不空 閑 表示對應的塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)在此 free_area_t 結(jié)構(gòu)的 鏈表中 5、基于伙伴系統(tǒng)實現(xiàn)對內(nèi)容的分配與回收的算法。 塊分配函數(shù)：__rmqueue(z one, order) 根據(jù)輸入?yún)?shù)order，在相應鏈表(管理區(qū)描述符地址zone)

32、中查找連續(xù)的 空閑頁框 返回所分配的第一個頁框?qū)捻撁枋龇牡刂? 塊釋放函數(shù)： __free_pages_bulk(page, zone, order) 把釋放的頁框插入到伙伴系統(tǒng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中， 以便以后可以在分配中使用 在這里循環(huán)檢查bitmap確認伙伴塊是否空閑，空閑則合并成一個單獨的 塊，并把此塊加入到合適的鏈表中 page I14 4 1 L P?.g：e 3 』 o1 4 1 ■?■ S— 2 5 3 9、10頁面分配馬的示意 內(nèi)存分配的Buddy算法 IL 5 4 12 n 3 gp ― pa^e ? 2 inap 4 — 1 map pag? 1 Jr ―> 0 fr ee_are a.[] ……|5 p也舉 pags 訶導頁面釋放潔 7、Slab分配器的概念與作用。 內(nèi)存管理的目標是提供一種方法， 為實現(xiàn)各種目的而在各個用戶之間實現(xiàn)內(nèi)存共享。 內(nèi)存管理方法應該實現(xiàn)以下兩個功能： 一是最小化管理內(nèi)存所需的時間； 二是最大化用于 般應用的可用內(nèi)存（最小化管理開銷） 。