我能对运行windows的标准计算机给予多少信任？我能确定它会以我编写的方式运行我的代码吗？我怎样才能确定，如果我声明像“intj=5；”这样的东西，j将始终是5？有没有办法衡量标准x86计算机系统中的信任度？有什么样的保护来确保j=5 我在考虑一些关键系统，在这些系统中，任何东西都不能被关闭，哪怕是一点点，而且所有东西都必须按照编写的方式运行 基本上没有。你应该阅读文章，并考虑重新评价你的信任观念。p> 基本上没有。你应该阅读文章，并考虑重新评价你的信任观念。p> 如果“哪怕是一个位元也无法关

伙计们。我想知道类unix操作系统如何实现共享内存？访问普通用户空间内存和访问unix系统IPC共享内存之间的区别是什么 进程内存受到保护：在程序之外，通常没有人可以访问它。这涉及到“重要”的噱头：你的程序必须相信它拥有可供自己使用的全部可寻址空间，但事实并非如此。据我所知，进程的地址空间被划分为页面（我认为是4k块），内核对这些页面有某种索引，将它们映射到物理内存或其他设备（比如硬盘驱动器，这就是内存映射文件的方式）。每当您的进程尝试访问内存地址时，它都会首先转到该映射以查看地址实际指向的位置

我通读了一遍，虽然我对操作系统开发不太了解，但我想知道您是否可以部分关闭系统，然后从那时起重新启动 例如，在Linux上，如果我在关机时正确读取输出，则有点像这样： 向所有进程发送终止/终止 关闭服务/守护进程 关掉电源 启动顺序有点像： BIOS，引导加载程序 加载内核和模块 启动服务/守护进程 启动进程 那么我们能不能在2点之后关机，然后从3点开始重新启动？基本上，我认为这应该在将内核保留在内存中的同时重置进程和守护进程，从而节省正常（重新）启动时的内核加载时间。大多数处理器/计算机制造商都

我正在浏览一些实时操作系统规范，我读到在RTOS中，我们通常不喜欢使用malloc。原因是：对于性能问题，我们不应该使用malloc，因为通过malloc分配内存非常耗时，而且跟踪分配内存的开销更高 现在在实时系统中，所有进程都有时间限制，我们通常不使用malloc。我很好奇，开始研究RTOS运行时内存是如何分配的，我发现了内存池。现在有人写道，内存池实际上意味着固定大小的块分配。现在，内存池的优点是它不会受到碎片的影响。怎么可能呢？假设我们有3个4字节的池，而应用程序需要10个字节，那么在这种

只是一些建议，但在我看来，这可能是由多种因素共同造成的： wait（）调用应该采用指针参数（可以 编译器应该已经捕捉到这一点，但您必须正在拾取 在允许语法的地方创建另一个定义 还缺少sys/wait.h的include。这可能是 编译器并没有像我期望的那样抱怨 根据您的机器/操作系统配置，分叉进程可能会 直到父级生成后才能运行。假设“wait（）” 你打电话的方式和我们期望的不一样，是的 父级可以在子级之前完全执行 开始跑步 遗憾的是，我不能复制相同的时间行为。但是，当我为两个案例（C＆C++）

我看到内核模式驱动程序在特权模式下运行是有风险的，但是是否有任何单片内核可以执行任何形式的驱动程序/可加载模块沙盒，或者这真的是微内核的领域？这种沙盒没有意义，操作系统完全信任驱动程序代码。基本上，这些驱动程序成为内核的一部分。在FS崩溃或内核的任何主要子系统崩溃后，都无法进行故障切换。基本上这是不好的（崩溃后的故障切换，想象一下在启动磁盘的存储驱动程序崩溃后你能做什么？），因为可能会导致数据丢失。 第二，沙箱导致所有内核代码性能受损。这种沙箱没有任何意义，操作系统完全信任驱动程序代码。基本上，

我对RTOS（uCOS II）是新手，通过阅读uCOS作者写的书来学习它。我有一个疑问，我找不到答案 在uCOS中，具有最高优先级的任务按照调度算法分配给CPU。因此，如果我通过创建两个任务来创建一个uCOS应用程序，一个任务具有高优先级（对于ex，Prio=1），另一个任务具有低优先级（对于ex，Prio=9）。 例如，如果最高优先级的任务正在等待事件，那么调度程序应该开始执行下一个更高优先级的任务吗？如果这是正确的，那么代码的哪个部分将高优先级与低优先级切换 三个arch相关代码为： 1.中

在备考期间，我有一个家庭作业问题： 您有一个逻辑地址空间为32位、物理地址空间为34位的新设备。页面大小为8KB 2^13B。计算单级页面表的大小 共有2^32/2^13=2^19个条目。那么条目的大小是多少，我必须假设它是4B，或者我有办法计算它？正如您已经提到的，条目的数量将是2^32/2^13，但是页面大小可以是任何预定义的，也可以有支持多个页面大小的操作系统，因此，据我所知，你不能通过这个来计算页面大小，因为它是预定义的，虚拟内存可以是任意大的。现在有2^19个条目，每个条目都是32位宽

我正在学习抢占式和非抢占式调度器，所以我想知道抢占式和非抢占式调度器哪个更有效？还是它们同样有效？或者它们只是专门用于一项任务，并且以自己的方式高效吗？如果您希望I/O和线程间通信比在abacus上运行的Ruby慢，请使用非抢占式调度程序 如果你想被锁、队列、互斥和信号量所困扰，那么就使用抢占式调度程序 [我也听说有积极的特点，但你必须用谷歌搜索，因为用谷歌搜索你的确切标题会得到：“大约55900个结果”]

这句话对于操作系统意味着什么 如果地址空间为2^32，页面大小为4K（2^12），则剩下2^20 页面表中的条目。每个条目4个字节，相当于4个字节 MB页表，太大，无法合理地保持连续 记忆。（并使用每个进程开关交换内存的输入和输出。） 请注意，对于4K页面，仅保存 页面表格 请解释他们是如何计算出最后1024页的？在这方面，每个条目4字节是多少？4K页面大小的含义是什么？4K表示4*1024字节吗？他们考虑的是4个字节（每个字），还是4个字节意味着它有4*1024个字，每个字都有一些大小，比如4

为什么在上面的程序中打印两个“Hi”？ fork（）调用依赖于编译器吗？我想您的问题已经在评论中得到了回答。但同样，子进程基本上继承父进程的缓冲区。据我所知，正如Jochaim Pileborg所提到的，标准输出缓冲区在缓冲区满、printf中换行或标准输出关闭之前不会打印 在这种情况下，它们都不会在创建子进程之前发生。现在，包含“Hi”的父缓冲区被复制到子缓冲区。当父级和子级都完成执行时，stdout将关闭，因此输出将从每个子级刷新。这会产生两个“Hi”。请记住，stdout（它是printf

考虑到任何RTOS源代码，都有一些特定于1-Target 2-Compiler的文件。目标控制器的字大小、中断调用内核勾号函数等可能存在最小依赖关系。是否存在其他依赖关系。。。？在使用Micrium和FreeRTOS时，我发现由于在任务和ISR之间执行了多次上下文切换，因此在切换上下文时，编写最佳优化的代码以将CPU寄存器存储到任务堆栈是一种普遍做法。为了获得最佳优化，CPU寄存器处理通常用汇编语言编写。这也是RTOS依赖于编译器（工具链）的一个原因。通常不止两个文件：）RTOS需要多个目标相关

我的书上说的答案是x 但这怎么可能呢？ 我刚刚从中了解到，计数信号量具有正值，因此多个进程可以访问关键部分。那么，在这种情况下，我们怎么能说x进程正在等待，因为当到达0时，下一个等待信号将忙于等待一个进程，并且信号量值永远不能小于0 现在，我认为还有第二种情况。与计数信号量一样，计数信号量初始化为1。现在，当一个进程访问它时，它变为0。下一步，如果我们写信 while(s <= 0); while（s计数信号量实现如下： struct semaphore{

假设操作系统安装在C驱动器上。用于保存密码的文件类型是什么。Windows登录密码从不以原始形式存储，而且总是加密的。它们存储在C:/WINDOWS/SYSTEM32/config（假设WINDOWS安装在C驱动器中）文件夹中。密码存储在名为sam文件的文件中。但它们是散列的，所以是加密的 对于windows密码以外的密码，其存储和加密取决于创建这些密码的应用程序。它们可能位于您的计算机上或远程位置。您所说的所有密码是什么意思：会话窗口、浏览器密码、应用程序密码。。。？所有这些都是以不同的方式和

我试图更好地理解一个章节，但对于线程处于关键部分或正在进入关键部分时会发生什么感到困惑。有没有人可以解释一下，或者给我一个关于线程在这种情况下所经历的过程的想法？多谢各位 例如，假设您有一个数组，多个线程对该数组进行读写；如果不同的线程同时读取和写入数组，它们将看到不一致的数据，这将导致问题。为了防止这些问题，您需要使用某种锁来保护阵列—在对阵列执行任何操作之前，线程会获取阵列的锁，并且在使用完阵列后，线程会释放阵列的锁 例如： acquire_array_lock(); /**

在我的试卷中，老师要求用循环调度算法计算抢占式和非抢占式方法的平均等待时间和周转时间 这里，我采取了先发制人的方法，没关系。但当我试图找出非先发制人，它困惑我，它成为FCFS。它在采用非抢占方式的循环算法中有效吗？你是对的，循环是FCFS的抢占方式，FCFS是循环的非抢占方式。除此之外，这些算法几乎具有所有共同点。尽管我仍然会说，循环制由于其先发制人性，与FCFS有着明显的不同 如果时间量变为无穷大，循环调度算法将逐渐成为FCFS调度算法

比方说，在一个一切皆有可能的完美世界里。您希望在您的操作系统、IDE、编译器或计算机中具有哪些功能 当然，每个人都想要减少启动时间和超级FAAAAST处理器，还有什么别的吗？ 我个人真的很想有人类语言识别 这个问题听起来可能有点傻，但如果你没有一个长途目标，你现在也不知道该去哪里。如果我不必每次更新内核时都重新安装图形驱动程序，我当然会很高兴 我喜欢什么？调试时“后退”的一种方法。那太棒了。我想要一个更好的方式来组织我的东西。文件和文件夹的概念可以追溯到几十年前，当时您通过电传打字机与中央服务器

当一个进程在调用“read”后被阻塞时，内核从ios读取数据并将其复制到缓冲区，但是缓冲区在哪里，在内核中还是在用户空间中（这是“read”函数的参数）。它将从内核空间复制到用户空间，以供以后选择，而且，在用户空间中有更多的缓冲区。但它应该在每次应对时更改cr3，这将刷新所有TLB数据。这就是我所知道的两种选择，还有其他选择吗？其中一种方法是让设备驱动程序通过mmap将其内核缓冲区映射到进程的用户地址空间，然后依次使用类似于remap_pfn_range的内容 当驱动程序完成I/O操作时，复制到

我在做这个项目。当我为适当的优先级调度实现优先级捐赠机制时，QEMU emulator刚刚挂断（我已经附上了一个图像，Pinto的转储如下）。我尝试调试和插入printf语句，但在通过远程主机调试qemu的过程中，它一进入main就再次挂断。谁能告诉我怎么解决这些问题。否则，我将不得不重新安装整个代码和qemu以及两者之间的所有内容 pintos的转储： sankalps@ubuntu:~/projects/os_projects/pintos/src$ pintos --gdb -- run

我目前正在学习一门关于操作系统的课程 我知道内核是操作系统的核心部分，它充当用户应用程序和计算机数据处理元素（如CPU）之间的桥梁 那么为什么我们需要驱动程序（例如触摸板驱动程序），内核不控制所有的计算机硬件吗？因为实际上有成千上万的公司生产硬件设备。操作系统公司无法编写处理所有这些问题的软件，因此他们提供了一个通用编程模型，这些硬件公司可以使用该模型编写可以与硬件对话的软件 需要注意的重要一点是，尽管驱动程序本身并不是内核的一部分，但它们确实具有一些低级权限（直接访问硬件），因为它们的代码在执

正如我们所知，BIOS中断（INT）0x19用于搜索引导签名（0xAA55）。如果找到引导加载程序，则在0x7C00处加载并执行引导加载程序 我的问题：为什么是0x7C00？原因是什么？如何通过一些方法来评估它？这可能已经死了，但我会回答 在任何引导加载程序开始时，当您将段的原点设置为0x7c00时，寄存器也会跳转到该地址。因此，理想情况下，如果您查看一些告诉您如何使用int0x19命令的在线资源，它们将指导您如何跳转到另一个地址 要解决此问题，您最好在每次跳转到新地址时将堆栈重置为0。可能是因

我理解出现僵局的四个必要条件：互斥、等待、不抢先和循环等待。但是，是否存在四个条件均为真且系统未处于死锁状态的情况 换句话说，如果发生死锁，则存在四个条件。但是，如果存在这四个条件，是否一定会出现僵局？存在这四个条件，并且系统未处于死锁状态的示例是什么？这些是必要条件，但不是充分条件，因此几乎可以肯定，在某些情况下，这些条件为真，但不会发生死锁 满足这些条件的系统只有死锁状态——可能有一条执行路径永远不会到达这些死锁状态之一。我正在努力合成一个示例，但谢天谢地。您可以通过绘制优先级图来调查为什么

我在Windows 8和Windows Server 2012计算机上运行WSO2 ESB 4.6。但在这两台机器上，我都收到以下消息之一： 警告-ValidationResultInter正在运行的操作系统：Windows Server 2012不是用于运行WSO2的经过测试的操作系统 WARN-ValidationResultInter正在运行的操作系统：Windows 8不是经过测试的运行WSO2的操作系统 那么经过测试的WSO2 Carbon操作系统是什么？AFAIK、windows 7

我正在阅读有关虚拟内存的文章，其中进程的映像包含文本、数据、堆栈和堆。 堆和堆栈大小动态增长。我的疑问是大小是如何决定的，或者所有的过程都有固定的大小 谢谢您还没有指定操作系统，所以我将以Linux为基础，因为您实际上可以查看源代码 对于堆，当您使用malloc时，人们通常认为堆在增长，但是malloc本身并不影响虚拟内存映射。真正发生的是malloc使用系统调用sbrk或mmap来增加我们通常称为堆的虚拟内存区域，然后malloc管理sbrk和mmap设置的内存。因此，需要记住的关键是，is的

操作系统有两种模式，即用户模式和内核模式。这两种模式需要什么来保护PCB？这里有一个很好的区别： 基本上，您希望防止用户模式代码做任何可能危害计算机的事情（“危害”定义为覆盖其他进程正在使用的内存，向硬件发送恶意/危险输入等）。但同时，您需要访问计算机的这些功能（即，您希望您的程序能够打开/读取/写入文件等），通过将这些功能分离到另一个以内核模式运行的程序（操作系统的“内核”），您可以做到这一点。如果所有程序都在一个级别上运行，用户空间程序可能会覆盖内核，就像在旧的DOS时代一样。

假设在用户和内核执行模式之间切换所需的时间为t1 而在两个进程之间切换所需的时间为t2。解释哪一个是正确的 （a） t1>t2 （b） t1内核负责切换进程。因此，要在进程之间切换，所需的时间必须至少是（从进程1的用户空间->内核的时间）加上（从进程2的内核->用户空间的时间）。还不止这些，因为内核需要做一些工作来决定调度哪个进程等等 因此，切换过程必须更长-或（b）。不，这不是家庭作业。实际上，我想知道这方面的细节。这就是为什么我以一种可疑的方式发布我的查询。哦，这是可疑的，好吧：（如果这不是

SRTF cpu调度分为三个部分，一个进程花费cpu突发时间，然后是IO突发时间，然后是cpu突发时间，混淆的是需要在哪个突发时间上应用SRTF，在总CPU突发时间上，或者仅在第一次CPU运行中分别给出的CPU突发时间上，然后在第二次CPU突发时间上分别给出？在使用RR调度时，通常会询问这些类型的问题，而在使用SRTF时，很少询问这些类型的问题 如果您真的想知道答案，因为I/O绑定作业应该始终比CPU绑定作业具有更高的优先级才能获得CPU。使用第一部分进行计算是有意义的，因为这允许I/O操作更早

我们通常在操作系统中同时学习虚拟内存和分页，它们似乎是相互依赖的。然而，我想知道它们是否独立存在？你的问题的答案取决于你如何定义“虚拟内存”。如果您将其定义为“应用程序看到的地址”，那么是的，虚拟内存可以在没有分页的情况下存在 在分页之前，系统使用分段来隔离用户进程。简单地说，每个过程都有自己的部分。它“看到”的所有地址都只是段内的偏移量。硬件隐式地将段基添加到应用程序请求的地址，以获取物理地址。就像页表一样，段基只能由内核修改，它可以有效地隔离进程的内存，同时允许在进程之间共享内存的某些部分

我正在为自制的操作系统开发网络驱动程序（RTL8139），在将值写入PCI配置空间寄存器时遇到问题 我想更改中断线（偏移量0x3c）的值，以获得另一个IRQ号，并启用命令寄存器（偏移量0x04）的总线主控（设置位2）。 当我读回这些值时，我看到我的值写得正确。但是它没有使用新的IRQ编号（在我的例子6中），而是使用旧的值（11）。 此外，DMA总线主设备不工作（我希望发送的数据包大小正确（由IO端口设置），但没有内容（所有值仅为0，收发器缓冲区位于物理内存上，且具有非零值）。在我仔细检查物理地址

在学习操作系统概念时，我看到了术语陷阱指令。 “执行陷阱指令以从 用户模式到内核模式。“我无法理解陷阱指令的作用。陷阱是用户进程中的异常。它是由零除或无效内存访问引起的。这也是调用内核例程（系统调用）的常用方法，因为这些例程的运行优先级高于用户代码。处理是同步的（因此用户代码被挂起并随后继续）。从某种意义上说，它们是“活动的”——大多数情况下，代码预期陷阱会发生，并依赖于这一事实 这可能会有所帮助 我将给您举一个例子，让您了解何时使用fork以及它的作用 fork在此过程中将几乎所有内容复制到

如果我运行一个可执行文件，并且在执行过程中，我通过重新编译来更改可执行文件，是否保证程序将按照旧的可执行文件继续执行？理论上，我理解页面错误可能会发生，因此，我认为在执行期间更改可执行文件可能不是一个好主意。我一直在寻找答案，但没有得到令人满意的解释 许多系统不允许您这样做。使用可执行文件进行分页的系统将锁定文件，并阻止您在运行时执行此操作 允许这样做的系统将把所有内容从可执行文件加载到内存或辅助存储器中。因此，在运行时更改可执行文件不会影响正在运行的程序 这样说吧：大多数操作系统将软件加载到内

虚拟地址在某些地方被描述为线性地址，在另一些地方被描述为逻辑地址。 我想知道哪一个对虚拟地址的概念是正确的。虚拟地址的概念是，你有一个假的/假装的地址空间，并出于一个或多个原因（为了提高灵活性、提高可移植性、提高安全性等）将其转换/映射到真实/物理地址空间。如何在实践中实现这一点并不真正影响理论概念 用于在80x86上实施该概念；使用分段将虚拟地址转换为线性地址，然后使用分页将线性地址转换为物理地址。然而分段可以配置为“虚拟=线性”（通过将分段基数设置为零，分段限制设置为最大值，包括在64位代码

在我的操作系统课程中，我们使用Silberschatz的一本教科书“操作系统概念”。 我在练习中遇到了这个问题和答案，想知道进一步的解释 Q. List the four steps that are necessary to run a program on a completely dedicated machine—a computer that is running only that program. A. 1. Reserve machine time 2. Manually l

对于想要设计桌面应用程序的人，可以使用哪些语言？有没有类似于Material UI的工具包

我正在从终端运行此命令： cp build/*.js /Users/amin/servers/tomcat/work/static/vaadin/ 但该命令仅显示使用说明，不复制文件： usage: cp [-R [-H | -L | -P]] [-fi | -n] [-apvXc] source_file target_file cp [-R [-H | -L | -P]] [-fi | -n] [-apvXc] source_file ... target_directory

哪种操作系统最适合在各种平台（如JAVAEE、PHP、Ruby On Rails、Perl、Python）上进行web应用程序开发？如果我也遗漏了任何东西，包括测试前端和业务逻辑、版本控制系统（如svn/git等）、计划、报告、生命周期管理等？简而言之，需要涵盖web应用程序工程的所有方面 我同时使用了Windows和Linux，并且觉得Linux由于其强大的命令行功能而更好。我对Mac的发展一无所知。我在web应用程序开发方面的经验仅限于3年，我只需要专家的意见。Linux始终是开发的最佳选择

我知道物理地址的长度为32位，但如何通过此信息确定虚拟内存的大小？在x86体系结构上，虚拟内存地址空间的总大小为2^32，而在x64体系结构上，虚拟内存地址空间的总大小要大得多（目前约为2^48）。然而，操作系统通常会保留一部分空间，因此32位应用程序不一定能同时寻址4GB。此外，操作系统可以轻松地交换不同的内存，因此，如果需要，在操作系统的帮助下，可以通过银行交换的形式支持4GB以上的内存。当您想要访问当前未映射到地址空间的内存时，操作系统会告诉操作系统修改页面表 此外，支持的最大物理内存量不

我在一本书中读了下面的陈述 嵌入式发行版中的可执行目标二进制文件不会在您的PC上运行，而是针对嵌入式系统的体系结构和处理器。（当然，如果您的嵌入式Linux发行版以x86体系结构为目标，则此语句不适用。） 是否所有二进制文件都可以在x86体系结构中执行？ 有人能简要介绍一下吗？这句话的意思是，如果你将一个程序交叉编译到一个嵌入式平台，你就不能在拥有x86 CPU的桌面系统上运行它，除非目标平台恰好也是x86。例如，这并不意味着x86 CPU理解ARM指令。该语句意味着，如果将程序交叉编译到嵌入式

我是新的操作系统，所以有一些关于并发任务的问题，如下所示。 2个并发任务，其中每个赋值语句以原子方式执行。共享变量x和y设置为0 Task 0 : x = 1 a = y Task 1 : y = 1 b = x 在并发任务结束时，a和b的值必须是多少 A.(a == 0) -> (b == 1) B.(b == 0) -> (a == 1) C.(a == 0) -> (b == 1) D none 有人能为我解释一下吗？非常感谢。由于您有4个不同的（原子）操作

我正在做操作系统理论作业，一直在思考一个问题，即磁盘和缓存调度如何为GPEG和MPEG标准实现。好吧，你读过标准了吗？你在这里有点含糊不清。我假设您想要一个针对MPEG优化的缓存。当你击中流的某个部分时，你想要拉入流的其余部分，并可能丢弃那些已经玩过的部分。好了，现在我知道了。谢谢你的回答

我想把我的操作系统从Windows改成Ubuntu。 但我不想失去我的虚拟箱。有人知道这是否可行吗 最好的， Miriam您可以使用VirtualBox（文件->导出设备，文件->导入设备）以OVA/OVF格式导出虚拟机。通过这种方式，您可以获得一个相当便携的虚拟机，并将其备份到一些外部硬盘驱动器上。然后，当您将主机操作系统从Windows替换到Ubuntu时，您可以将虚拟机从OVA/OVF文件导入到Ubuntu主机

我一直试图在我的操作系统上安装Remastersys，但一直无法安装。 我已尝试使用以下命令使用终端： wget -O- http://www.remastersys.com/debian/remastersys.gpg.key | apt-key add - 这一个给出了这个错误： gpg: no valid OpenPGP data found 我还尝试了： sudo apt-get install remastersys 上面说那个包裹还没找到 最后，我从网上下载了一个deb软件包

这个代码正确吗 我只有一个线程，我第二次进入临界区而没有离开它，我希望我会无限期地等待，但我没有等待就进入了 int var = 0; CRITICAL_SECTION cs; InitializeCriticalSection(&cs); EnterCriticalSection(&cs); var = 10; EnterCriticalSection(&cs); var = 20; DeleteCriticalSection(&cs); 如果你

我试图通过编写一个简单的exe打包程序来更好地理解PE格式 我的第一步是编写一个exe加载器，该加载器将exe文件作为参数加载到地址空间中。 我的问题是，许多exe没有基重定位表，因为它们希望在首选的imagebase地址加载。在我的加载程序（以及后来我想象的简单打包程序）中，加载程序已经在0x400000处加载，这迫使原始exe加载到另一个地址（因此需要重新定位） 我试图看看UPX是如何做到这一点的，但我在源代码中迷失了方向 我看到的一个解决方案是重新定位解包程序（或加载程序），使其加载到一个

我一直在学习操作系统的内部结构，对于同步和异步I/O之间的基本区别感到困惑。 操作系统如何知道它是同步的还是异步的？同步I/O意味着某些执行流（如进程或线程）正在等待操作完成。异步I/O意味着没有任何东西等待操作完成，而操作本身的完成会导致某些事情发生 同步I/O——启动I/O的某些执行载体（如进程或线程）也会等待I/O完成（可能会完成）。当I/O完成时，相同的执行工具继续执行其他操作，可能使用I/O的结果 例如： int i = read (file_handle, buffer, lengt

上下文切换的过程。在计算中，上下文切换是 存储和恢复状态的过程（更具体地说，是 进程或线程的执行上下文），以便可以 稍后从同一点恢复 但如果是进程或线程 资源不是共享的，那么它必须被称为进程交换或线程交换它不是交换线程本身或进程本身。它交换存储在CPU中的执行上下文信息——各种CPU寄存器、标志位等。一个进程包含1+个线程，每个线程操纵CPU状态。上下文开关捕获当前正在运行的线程的CPU状态（上下文）并将其暂停，然后切换到另一个线程的状态，以便它可以在之前停止的位置继续运行。它不是在交换线程本身

我有两个OS的Raspbian和RetroPie。两者都存储在两个单独的micro SD卡上。我有一个Retropie的SD卡连接到usb适配器。在图片中，您可以看到文件就在终端窗口的正上方。现在，如果我想来回切换，我必须从我的Raspberry Pi中取出Raspbian SD卡，然后放入RetroPie的SD卡。我想知道是否有一种方法，我可以通过Raspbian引导它。有什么想法吗？我认为Raspberry Pi不支持从USB启动，但如果您有足够大的SD卡，您可以使用NOOBS从同一个SD卡

我知道硬件和软件中断之间的区别。 问题在于实施上的差异。 我知道我们读取一个中断向量并执行中断服务例程。 但是它们之间有什么区别呢？ 此问题适用于研究生入学面试。不同之处在于硬件中断的时间由硬件决定，而软件中断的时间由操作系统以编程方式确定 软件中断交付将在某种类型的硬件中断处理程序（例如计时器处理程序）内进行

我还没有成功地找出uvm或kvm在xv6中代表什么。我需要它来做一个解释代码每一部分的考试，我也希望能说出它的定义。有人能告诉我吗？我试图理解switch命令到底做了什么，以及它在调用这两个命令时切换了哪些部分 c->proc=p； uvm（p）； p->状态=运行； swtch（&（c->scheduler），p->context）； switchkvm（）； 开关UVM中的u代表用户。 switchkvm中的k代表内核 操作系统加载进程信息以运行它 加载过程后（参见）switchuvm（p）

我目前正在学习操作系统课程 这些说明说： 在某些情况下，操作系统只是在未映射的情况下运行。然后，它所要做的就是读取表并在软件中翻译用户地址。但是，虚拟地址空间中连续的地址在物理上可能不连续。因此，可能必须将I/O操作拆分为多个块 假设操作系统也运行mapped，那么它必须为用户区域生成一个页面表条目。请注意，在任何情况下都不应允许用户访问映射表 我有三个问题： 运行未映射的操作系统意味着什么 运行映射的操作系统的定义是什么 为什么当操作系统运行未映射时，I/O操作可能必须拆分为多个块 没有足够