调度算法
进程调度算法
- 先来先服务：长作业占优势，适合CPU繁忙；不利于短作业，不适合IO繁忙
- 短作业优先：短作业占优势，适合IO繁忙，系统吞吐量高；不利于长作业，不适合CPU繁忙
- 高响应比优先：响应比=(等待时间+运行时间)/运行时间；协调长短作业，短作业运行时间短，响应比高，但长作业会因等待时间变长而提高响应比；需要计算响应比
- 时间片轮转：时间设置长对短作业不利，设置长导致上下文频繁切换，效率低。
- 最高优先级：以上算法均未考虑优先级；不利于低优先级进程，可能一直无法被调度。
- 多级反馈队列算法：用多级队列存放进程，优先级高的队列时间片短，低的队列时间片长，每个队列按照先来先服务，时间片到则放到下一优先级的队列中，有更高优先级的进程则将当前进程放回原优先级队列中，先调度高优先级进程；利于短作业，在较前面的优先级队列则已完成，利于长作业，在较低优先级队列中的时间片也较长。
页表置换算法
流程：CPU要执行1条指令，需要访问某个页面
- 若该页面在快表中，则从快表中获取并修改快表条目，如修改访问位和修改位
- 若在内存中，则读取后将该页面放进快表
- 若不在内存则需要从外存中调入，若内存已满，则需根据置换算法将某个页置换出去，接着从外存读取该页，并更新到快表中
可选择算法：
- OPT最佳页面：找到未来最久不会使用的页面置换出去，实际不可能实现，只能用来评估其他置换算法的效率
- FIFO先进先出：使用队列，效率不高，因为先进的页在最近也会被使用
- LRU最近最久未使用：将最长时间未使用的页面置换出去；实现耗时高，需要实现1个链表，表尾放着最近最久未使用的页面，表头放着最近使用的页面，每次访问内存都需要遍历链表找到访问页面位置，并将其移动到表头。
- CLOCK时钟页面：维护1个环形链表，发生缺页时遍历链表，若访问位为1则置0，若访问位为0，则将新页替换该页，实现起来较为简单，而且接近LRU的思想，访问位为0则说明已经较长时间没有被使用到，因为经历的缺页次数更多，被变0的概率更大。
- 改进CLOCK：除了考虑访问位，还考虑修改位，(访问位，修改位）表示页面状态，若页面未修改，则直接淘汰此页，不用将其写入磁盘，多进行IO操作，若访问情况相同，则优先淘汰未修改的页。
- 第一轮遍历：找(0, 0)，找到则停止
- 第二轮遍历：找(0, 1)，找的过程中将访问位设0，找到则停止
- 重复一二
- LFU最不常用：对每个页面维护计数器，使用时间最少的换出，同时还可以用1个计时器，每次访问时计数左移+1，一段时间后将计数器左移，让较早时间的访问无效，即频率更关注更近时间的。
磁盘调度算法
内存管理
Linux的malloc
进程的内存分配从下到上：代码区，数据区（初始化全局变量和静态变量），BSS区（未初始化全局变量和静态变量）、堆区（从低到高增长，用户手动申请），文件映射区（从高到低增长），栈区（从上到下增长，操作系统控制），内核空间。
分情况分配
- brk()
当malloc的数据小于128KB，则调用brk()，从堆区申请内存，在free时不会立即归还操作系统，而会存放在malloc的内存池中，此进程若还需要继续申请内存，则直接从内存池中获取，因为申请内存需要进行运行态的切换，这样减少CPU消耗，但同时也会导致堆区的产生很多内存碎片。 - mmap()
当malloc的数据大于128KB，则调用mmap()，从文件映射区申请内存，在free后立马归还操作系统。
free
malloc分配并不是申请要求分配的大小，而是会多申请一些空间来维护1个内存块头信息结构体，表示此次申请的空间大小，因此在free时只需要传入地址，则可根据内存卡信息来决定释放的总空间。
copy in
在用户态进行系统调用时，比如使用open(filename)打开一个文件，filename是1个char*类型，它存放在内存中，虚拟地址到物理地址的映射关系由用户的进程页表维护，因此在用户态可以直接解引用获得它的值。
但是因为发生系统调用后，进入了内核态，此时无法直接解引用，因此需要使用copyin函数，将用户态的数据复制到内核态，以在内核态中访问用户态的数据。