操作系统原理(西电版)PPT

操作系统原理武汉大学计算机多媒体课程1、《操作系统原理》教材2、《操作系统原理实验大纲》指导教材3、《操作系统课件》多媒体教案

课程使用的媒体一、操作系统的有关概念二、进程管理三、存储器管理计算机发展简史操作系统的发展过程计算机发展简史

按硬件发展划分为四代。对计算规律的模拟存储程序式计算机存储程序式计算机模型存储程序式计算机模型的基本方案是，如要使计算机能够自动地计算，必须有一个存储器用来存储程序和数据；同时要有一个运算器，用以执行指定的操作；有一个控制器，以便实现自动操作；另外，辅以输入/输出部件，以便输入原始数据和输出计算结果。于是形成了现代计算机的基本组成形式。如图1.1所示。图1.1存储程序计算机的组成操作系统的发展过程

按技术发展与分支划分类别操作系统的类型

早期批处理 执行系统 多道成批系统 分时、实时系统、个人机系统 多处理机、分布式系统无操作系统的计算机从第一代计算机诞生到20世纪50年代中期还未出现操作系统，这时的计算机采用人工操作方式。其过程是：

图1.2手工操作计算机单道批处理系统与多道批处理系统及执行系统所谓批处理系统是指加载在计算机上的一个系统软件，在它的控制下，计算机能够自动地成批地处理一个或多个用户的作业。首先出现的是联机批处理系统。如下图所示。脱离主机控制的输入/输出批处理系统

在外设处理数据时，主机处理“忙等”状态，这样高速的主机与慢速的外设矛盾就显现出来。为了克服与缓解主机与外设的矛盾。我们引入脱机批处理系统，即脱离主机控制的输入/输出批处理系统。如图1.4所示。图1.4脱机批处理系统在单道批处理系统中，内存中仅有一道作业，中断和通道技术出现以后，虽然可以实现输入/输出设备与中央处理机并行操作，但由于属于同一道作业的可并发执行的进程不多，大多数进程是有同步关系的，这使系统中仍有较多的空闲资源，致使系统的性能较差。为了进一步提高资源的利用率和系统对作业的吞吐量，在60年代中期，引入了多道程序设计技术，由此而形成了多道批处理系统。单道程序与多道程序的执行过程如图1.5和图1.6所示。

在操作系统中引入多道程序设计技术以后，会使系统具有以下特征。（1）多道性

（2）无序性

（3）宏观上并行、微观上串行

（4）调度性

分时系统分时技术是把处理机的时间分成很短的时间片，这些时间片轮流地分配给各个联机的各作业使用。如果某作业在分配给它的时间片用完时仍未完成，则该作业就暂时中断，等待下一轮运行，并把处理机的控制权让给另一个作业使用。这样在一个相对较短的时间间隔内，每个用户作业都能得到快速响应，以实现人机交互。分时系统与多道批处理系统相比，具有完全不同的特征，由上所述可以归纳成以下几点：（1）多路性

（2）独立性

（3）及时性

（4）交互性

什么是操作系统操作系统的性质

操作系统是控制和管理计算机系统内各种硬件和软件资源、有效地组织多道程序运行的系统软件(或程序集合),是用户与计算机之间的接口。以下软件哪些是操作系统?UNIXWordDOSVBOfficeFoxProWindows98WindowsNTLinuxPowerPoint以下软件是操作系统：

UNIXDOSLinuxWindows98WindowsNT设置OS的目的扩充机器功能，方便用户使用。提高系统效率。操作系统的共同性质1、从功能上看具有五大功能----存储器管理、处理机管理、设备管理、文件管理、用户接口2、从层次上看是裸机之上的第一层软件,为其他软件的建立和运行提供基础。

裸机操作系统其他软件...用户1。4节3、从服务上看提供众多基础服务,方便用户使用,构成软件平台。4、从内部特征上看---支持并发性---实现资源共享---完成进程的异步前进以多道成批系统为例并发共享不确定性1.3OS的服务功能程序执行I/O操作文件系统管理出错检测资源分配统计保护一系统调用是应用程序与OS的接口进程或作业控制：实现进程或作业的所有活动文件管理和设备管理信息维护：用户与系统交互信息二系统程序文件管理状态信息文件修改程序设计语言支持程序装入与执行工具性软件命令解释程序的实现方法1.5操作系统逻辑结构设计

分层实现的软件设计方法1.5操作系统逻辑结构设计单块结构层次结构:分层实现的软件设计方法.虚拟机客户/服务器模型:再用户进程方式下实现系统的多数功能;核心只负责客户与服务器的通信;适用于分布式系统;注意对关键基础服务的处理.1。8UNIX系统的特点和结构UNIX的主要特点UNIX系统结构UNIX系统核心结构一、操作系统的有关概念二、进程管理三、存储器管理进程概念程序的顺序执行

与并发执行

程序的顺序执行 概念 一个程序由若干个程序段组成，而这些程序段的执行必须是顺序的，这种程序执行的方式就称为程序的顺序执行。 例如：程序顺序执行的特点1顺序性

处理机严格按照程序所规定的顺序执行，即每个操作必须在下一个操作开始之前结束。2封闭性 程序一旦开始执行，其计算结果不受外界的影响，当程序的初始条件给定之后，其后的状态只能由程序本身确定，即只有本程序才能改变它。

程序顺序执行的特点（续）3可再现性 程序执行的结果与初始条件有关，而与执行时间无关。即只要程序的初始条件相同，它的执行结果是相同的，不论它在什么时间执行，也不管计算机的运行速度。O=f(I),f是与时间无关的函数

程序的并发执行例： 在系统中有n个作业，每个作业都有三个处理步骤，输入数据、处理、输出，即Ii,Ci,Pi(i=1,2,3,...,n)。 这些作业系统中执行时是对时间的偏序，有些操作必须在其它操作之前执行，这是有序的，但有些操作是可以同时执行的。

程序的并发执行 例如：P1与I2，C1与I2,I3与P1是可以同时执行的。 I1、C1、P1的执行必须严格按照I1，C1，P1的顺序。 I1、I2、I3、I4轮流使用同一输入设备。时间资源程序的并发执行定义

若干个程序段同时在系统中运行，这些程序的执行在时间上是重迭的，一个程序段的执行尚未结束，另一个程序段的执行已经开始，即使这种重迭是很小的，也称这几个程序段是并发执行的。

程序的并发执行分析

优点：程序的并发执行提高了资源的利用率。

注意有限制规则： 同一作业的处理步骤的执行必须严格按照规定的顺序； 同一独占资源上的不同作业的处理步骤不能同时执行。程序的顺序执行与并发执行

假设有一个程序由S0～Sn+1个语句，先顺序执行S0，然后并发执行S1～Sn语句，最后顺序执行Sn+1。程序并发执行的特点一、失去了程序的封闭性 程序A程序Bn:=0;……………打印nn:=n+1;K1K2S 如果程序执行的结果是一个与时间无关的函数，即具有封闭性。程序B打印0程序B打印1

程序并发执行的特点二、程序与计算不再一一对应

在程序顺序执行时，一个程序总是对应一个具体的计算，但在程序的并发执行时，可能有多用户共享使用同一个程序，但处理（计算）的对象却是不同的，例如，在多用户环境下，可能同时有多个用户调用C语言的编译程序，这就是典型的一个程序对应多个用户源程序的情况。

程序并发执行的特点程序与计算不再一一对应示例

程序A程序B……CallC……CallC程序C…程序A和B在执行过程中都调用了程序C

程序并发执行的特点三、程序并发执行可以相互制约

在多道程序设计的环境下，程序是并发执行的。即系统中有多道程序在“同时”执行，这些程序之间要共享系统的资源，程序之间有合作（通信）的关系。合作与竞争产生一系列的矛盾，这些矛盾实际上是一种相互制约，有直接的，也有间接。 注意区别不能同时与有先后次序两种制约。

程序并发执行的特点程序并发执行的相互制约示例

并发活动——进程的引人操作系统的特性之一是并发与共享，即在系统中（内存）同时存在几个相互独立的程序，这些程序在系统中既交叉地运行，又要共享系统中的资源，这就会引起一系列的问题，包括：对资源的竞争、运行程序之间的通信、程序之间的合作与协同等符。要解决这些问题，用程序的概念已经不能描述程序在内存中运行的状态，必须引人新的概念－－进程。进程的定义行为的一个规则叫做程序，程序在处理机上执行时所发生的活动称为进程（Dijkstra)。进程是这样的计算部分，它是可以和其它计算并行的一个计算。(Donovan)进程（有时称为任务）是一个程序与其数据一道通过处理机的执行所发生的活动。（Alan.C.Shaw)进程是执行中的程序。（KenThompsonandDennisRitchie)进程，即是程序在并发环境中的执行过程。进程与程序的区别（1）进程是动态概念；程序是静态概念进程具有并发性，宏观上同时运行；程序本身具有顺序性，程序的并发执行是通过进程实现的进程具有独立性，是一个能独立运行的单位，是系统资源分配的基本单位，是运行调度的基本单位；程序本身没有此特性进程与程序的区别（2）进程和程序无一一对应关系，一个进程可顺序执行多个程序；一个程序可由多个进程共用进程异步前进，会相互制约；程序不具备此特性进程实体具有一定结构，组成进程映象；程序没有这种结构进程与程序的区别示例例子： 光盘（CD、VCD、DVD）光盘（程序）-放光盘的活动（进程）理解进程概念进程的运行状态及其变迁进程的组成进程映像进程环境进程的运行状态及其变迁进程在系统中的活动规律是： 执行-暂停-执行进程的运行状态反映进程的动态性。进程的三种基本状态：运行状态就绪状态封锁状态（又称不可运行、挂起）进程的三种基本状态运行状态：进程得到CPU控制权，它的程序正在运行。（在系统中，总只有一个进程处于此状态）就绪状态：已经准备就绪，一旦得到CPU，就立即可以运行。（有多个进程处于此状态）封锁状态：正在等待某个事件的发生（如等待I/O的完成），而暂停执行，这时，即使给它CPU时间，它也无法执行。进程的状态变化就绪运行挂起？？PCB程序数据集合进程的组成基本内容的确定?进程与PCB的关系每个进程有唯一的PCB系统中所有进程都有自己的PCB操作系统依据PCB管理进程进程与PCB的关系操作系统利用PCB实现进程的动态和并发PCB是进程存在的唯一标志Pcb表组织a…b…-1…pcb1N个pcb2…………pcbiPcb-addr?空间大小??UNIX的进程映像进程状态变迁关系进程映像：PCB的实现、核心栈与用户栈（图2-10UNIX进程映像结构）进程环境用户级环境寄存器环境系统级环境1、进程与程序的区别2、进程的组成3、进程的同步与互斥进程控制原语Fork()Wait(stat_addr)Exitexec进程在活动中会相互制约所有进程都是相互独立的进程以异步方式并发执行同步同步是进程间共同完成一项任务时直接发生相互作用的关系——同步进程间具有合作关系——在执行时间上必须按一定的顺序协调进行互斥互斥是并发执行的多个进程由于竞争同一资源而产生的相互排斥的关系——互斥进程彼此在逻辑上是完全无关的

——它们的运行不具有时间 次序的特征——临界资源和临界区——信号量——P、V操作临界资源一次仅允许一个进程使用的共享资源如：打印机、内存单元、表格临界区在每个进程中访问临界资源的那段程序有限进入原则唯一原则有限离开原则进程间的通信——临界资源和临界区——信号量——P、V操作信号量信号量是一种数据结构一般由两个成员组成：数值指针?信号量一般说来，信号量的值与相应资源的使用情况有关信号量的值仅由P、V操作改变进程间的通信——临界资源和临界区——信号量——P、V操作P、V操作都是原语P：申请一个单位资源（P47）V：释放一个单位资源（P47）P操作P(s):若S<0，入等待队列若S>=0，继续取s值减1V操作V(s):若S<=0，唤醒一等待队列进程若S>0，继续取s值加1用P、V原语实现互斥例：打印机分配互斥信号量mutex（初值为1）Pa为分配进程Pb为释放进程Pa：...P（mutex）分配打印机（读写分配表）V（mutex）...Pb：...P（mutex）释放打印机（读写分配表）V（mutex）...用P、V原语实现简单同步例：供者和用者对单缓冲区的同步信号量：S1——缓冲区空否（初值为1）S2——缓冲区满否（初值为0）供者进程L1：P（S1）启动读卡机…收到输入结束中断

V（S2）gotoL1用者进程L2：P（S2）从缓冲区取出信息…

V（S1）gotoL2用P、V原语实现同步设上例中缓冲区容量为n，分析信号灯的设置与状态变化范围（生产者-消费者问题P49）

其它进程通信方式信号量集方式管程消息缓冲通信UNIX中的进程通信Sleep和wakeup进程跟踪S_5的ipc:消息机制，共享内存，信号量。处理机管理目标：提高CPU的有效运行时间如何实现？ 根据CPU的特点和进程管理的需要来设计管理方法CPU资源的特点是一种时间资源具有唯一性与独占性影响系统效率的关键因素进程运行的必备资源CPU效率的影响因素并发 总有请求CPU的进程CPU时间分片 在效率与交互性上权衡现场交换代价 只做必须做的工作处理机的二级调度宏观作业调度：算法复杂、间隔长、宏观环境微观进程调度：算法简单、调度频繁、微观状态作业调度作业调度的主要任务是完成作业从后备状态到执行状态和从执行状态到完成状态的转变。作业调度功能：记录已进入系统的各作业的情况（JCB，JobControlBlock）；按一定的调度算法，从后备作业中选择一个或几个作业进入系统内存；为被选中的作业创建进程，并且为其申请系统资源；作业加束后作善后处理工作。作业控制块（JCB）每个作业进入系统时由系统为其建立一个作业控制块JCB（JobControlBlock)，它是存放作业控制和管理信息的数据结构，主要信息见下图。调度性能的衡量作业调度算法规定了从后备作业中选择作业进入系统内存的原则，这些原则的性能如何，就是本节所讨论的问题。确定调度算法时应考虑的因素应与系统的整体设计目标一致考虑系统中各种资源的负载均匀保证作业的执行对一些专用资源的使用特性的考虑调度性能的衡量调度性能的衡量通常采用平均周转时间和带权平均周转时间作业的周转时间：ti=tci-tsiti:作业周转时间tci：作业完成时间tsi:作业提交时间调度性能的衡量先来先服务调度

算法和短作业优先调度算法进程调度调度与进程控制和进程通信的功能有密切的联系，当一个进程阻塞时，这种进程将进入相应的等待队列中，并让出CPU，调用进程分派程序选择一个就绪进程占用CPU；当一进程被唤醒时，这种进程将插入到就绪进程队列中。在一般的操作系统教材中把上述功能称为进程调度。调度/分派结构处理机分配由调度和分派两个功能组成。调度：组织和维护就绪进程队列。包括确定调度算法、按调度算法组织和维护就绪进程队列。分派：是指当处理机空闲时，从就绪队列队首中移一个PCB，并将该进程投入运行。调度/分派结构pcb1schedulersuspwakeupreceive…pcb2pcb3pcb4…dispatchercpuReady-qpcb5调度/分派结构pcb2schedulersuspwakeupreceive…pcb5pcb3pcb4…dispatchercpu分开Ready-qpcb1进程调度功能保护现场入就绪队列算法实现处理机分派恢复现场进程调度的功能记录和保持系统中所有进程的有关情况和状态特征

有关进程调度的信息是记录在PCB中的，在进程调度中用到的主要是进程的状态、调度优先级（优先数）、就绪进程队列等。进程调度的功能决定分配（处理机）策略确定进程调度的策略，例如，先来先服务、优先数调度策略，调度策略的不同，组织就绪进程队列的方式也不同。先来先服务调度策略，就绪队列要按等待时间大到小的顺序排队；优先数调度，则就绪进程队列要按优先数的升疗（或降序）的方式排队。等等。进程调度的功能实施处理机的分配总而言之，进程调度包括：调度算法的选择（调度算法）调度时机的选择（调度时机）实施进程调度（调度程序）进程调度的功能调度时机（UNIX系统中）：（1）进程自动放弃处理机：当进程进入高低优先级睡眠状态时

（在sleep()程序中）；在进程进入暂停状态时（在stop()程序中）；进程进入僵死状态时（在exit()程序中）；进程调度的功能在中断自陷总控程序中，当先前态是用户态，且runrun标志大于0，则进行强迫调度，强行剥夺现运行进程的处理机，转进程调度程序。runrun标志大于0是说明系统中处于就绪状态的进程的优先级高于现运行进程的优先级，这时要进行强迫调度，出现这种情况有两种可能：高低优先级睡眠进程被唤醒后其优先级高于现运行进程；当一个进程占用一段时间的CPU后，它的优先级要降低，造成现运行进程的优先级低于系统中的其它就绪进程（时间片到是其中的一种情况）。（2）强迫调度调度方式优先数高者进程是否抢占正在运行进程资源非剥夺方式剥夺方式选择可抢占策略：优先数+抢占标志（u,v）进程调度的功能实施进程调度的程序称为进程调度程序（或称调度程序），在通常的操作系统原理中，该程序属于系统进程的执行程序，有的操作系统是把进程调度程序作一个特别的处理，如早期的操作系统中把进程调度程序称为交通控制程序，不属于系统中的任何进程。在UNIX系统中，进程调度程序swtch()分属个不同的进程，即调用swtch()的进程、让出处理机的进程、0进程、被调度到的进程。调度性能的衡量选择策略时考虑因素整体目标、负载均衡、资源特性、用户满意调度性能指标平均周转时间，平均带权周转时间CPU利用率吞吐量就绪等待时间响应时间调度策略先来先服务调度短作业优先调度响应比高者优先调度优先数调度均衡调度多级队列法多级反馈队列法进程优先数调度算法优先数调度算法是目前操作系统广泛采用的一种进程调度算法，这种算法按照某种原则由系统（或用户、或系统与用户结合）赋予每个进程一个优先数，在处理机空闲时，进程调度程序就从就绪进程中选择一个优先数最大（或者最小）的进程占用CPU（该进程就从就绪状态转换成运行状态）。采用这种调度算法的关键是如何确定进程的优先数、一个进程的优先数确定之后是固定的，还是随着该进程运行的情况的变化而变化。进程优先数调度算法静态：进程的优先数在进程创建时确定后就不再变化确定进程优先数：系统确定：（运行时间、使用资源，进程的类型）用户确定：（紧迫程度，计费与进程优先数有关）系统与用户结合（用户可以为本用户的进程设置优先数，但不是作调度用，系统还要根据系统情况把用户设置的进程优先数作为确定进程优先数的一个参数）进程优先数调度算法动态进程优先数：

系统在运行的过程中，根据系统的设计目标，不断地调整进程的优先数，这种方法的优点是能比较客观地反映进程的实际情况和保证达到系统设计目标。循环轮转调度算法时间片完，入队列末端；q=t/n简单循环轮转调度可变时间片轮转调度多重时间片循环调度循环轮转调度循环轮转调度实际上是一种先来先服务算法的调度算法，它把系统的响应时间分成大小相等（或不相等）的时间单位，称为时间片。每个进程被调度到后，占用一个时间片，片用完后，该进程让出CPU，由运行状态转换成就绪状态，排在就绪队列的队尾。多个进程循环轮转。循环轮转调度循环轮转调度系统按进程转换成就绪状态的时间的降序排队，调度程序每次调度，总是从队首移出一程的PCB，然后，将此进程投入运行（由就绪状态转换成运行状态）。一个运行时间片到的进程从运行状态转换成就绪状态后，排在就绪队列的队尾。评价：优点是实现简单、系统开销小缺点是不灵活，当系统中进程较少时，系统开销变大。 为什么？由于该算法简单易于实现，且系统开销较小，早期的分时操作系统和目前一些应用系统中广泛采用了这种调度算法。循环轮转调度可变时间片轮转调度为了克服前种调度算法的缺点，人们设计出一种可变时间片的调度算法，其思想是：时间片的大小是可变的，系统可根据系统中当前的进程数来确定时间片的大小。这种算法从理论上克服了系统中进程数很少时系统开销大的缺点，但修改时间片的大小，统计系统进程的数量也需要消耗系统时间，还有一个调整时间片大小的周期，太大，等于是固定时间片，太小，系统开销很大，得不尝失。调度用的进程状态变迁图在这个图中新创建的进程进入低优就绪状态，一个运行进程因时间片到（实际上是计算量大的进程）而转换成低优就绪；进程因等待I/O完成而转换高优就绪.调度用的进程状态变迁图调度程序首先看高优就绪进程队列是否为空，若不为空，则从高优就绪进程中选择一个进程占用CPU，否则，从低优就绪队列中选择。这种调度效果能充分地利用系统资源。为什么？UNIX系统的进程调度状态变迁图，与前一种调度变迁图有着异曲同功的效果。调度用进程状态变迁图中就绪运行等待1低就绪高就绪等待2UNIX中的进程调度进程调度：调度时机，调度算法Shell工作原理系统初启UNIX系统的进程调度UNIX调度算法我们从调度算法、调度时机、调度程序三个方面来分析UNIX系统的进程调度。调度算法

UNIX系统采用优先数调度算法，每个进程有一个进程优先数，p_pri是proc结构中的一个变量，其取值范围是－127～127，其值越小，进程的优先级越高（即，调度程序总是从就绪状态的进程中选择一个优先数最小的进程占用CPU）。UNIX调度算法优先数的确定：系统设置在进程进入睡眠状态时，在SLEEP（）中设置将要进入睡眠状态进程的优先数，当该进程被唤醒后，就以系统给它设置的优先数去参与处理机的竟争。UNIX调度算法进程进入高优先级睡眠的原因：（1）0＃进程（－100优先数）；（2）因资源请求得不到满足的进程，磁盘（－80），打印机（－20），…；（3）等待块设备I/O完成的进程，（－50）。进程进入低优先级睡眠的原因：(1）因等待字符设备I/O完成的进程，（0～20的优先数）；(2)所有处于用户态运行进程，优先数一般情况下为大于100。这样做的目的是为什么？为使系统资源得到充分的利用，换句话说，是为了提高系统资源的使用效率。UNIX调度算法优先数的计算计算公式：p_pri={127,(p_cpu/16+p_nice+PUSER)其中：

p_cpu进程占用CPU的程度p_nice用户通过系统调用nice(priority)设置的进程优先数。PUSER常数，其值为100UNIX调度算法UNIX调度算法UNIX系统的设计者采用了一个巧妙的方法，既避免了繁杂的统计工作，也不需做浮点运行算。（这就是我们要学习的工程能力，或称分析问题和解决问题的能力，学会和记往一两个科学的定理和公式并不难，难的是怎样将这些普遍的理论用于实际的工程之中，UNIX系统中有很多值得我们学习的地方，对p_cpu的处理就是其中之一，这里并不要求把UNIX中的p_cpu的处理完全记住，而是要通过对它的了解，学会处理实际工程问题的方法。）UNIX调度算法UINX系统中对p_cpu的处理：

每个时钟中断：p_cpu++;每秒钟（时钟中断）：if(p_cpu-SCHMAG<0)p_cpu=0;其中：SCHMAG调度魔数10在计算p_pri的公式中，PUSER是个常数，由于用户不可能频繁地设置进程的优先数，所以p_nice实际上也是个常数，那么决定p_pri的实际上就是p_cpu。根据UNIX系统与调度算法可得出如下的一个负反馈的过程，从这个过程中可看出什么？UNIX调度算法这种负反馈的效果使得系统中在用户态下运行的进程能均衡地得到处理机，达到UNIX系统的设计目标。（UNIX系统什么设计目标？）UNIX调度算法计算优先数的时机在UNIX系统中什么时候计算进程的优先数？计算哪些进程的优先数？会不会改变系统设置的进程的优先数？UNIX调度算法计算进程优先数的时机：在时钟中断处理程序中，每秒末计算满足下面条件进程的优先数：p_pri>PUSER现运行进程在自陷处理程序trap()末尾重新计算本进程的优先数.目的:调用nice()设置的本进程的优先数p_nice的改变反映到p_pri中去；现运行进程在执行时钟中断处理程序时，若发现中断前为用户态，则每隔1秒钟重新计算本进程的优先数。因为现运行进程已经占用了一些CPU的时间，要反映到p_pri中去。UNIX调度算法这三种重新计算（调整）进程优先数都没有修改由系统设置的进程优先数，从而保证了处于核心态的进程能尽快地得到CPU，使得系统资源（设备）能得到充分地利用，提高了系统资源的使用效率，而计算进程的优先数又使得系统中所有处于用户态的进程能较均衡地占用CPU，保证了各用户终端的响应时间，实现了分时操作系统的特性。UNIX调度时机调度时机（UNIX系统中）：1）进程自动放弃处理机在进程进入高低优先级睡眠状态时（在sleep()程序中）；在进程进入暂停状态时（在stop()程序中）；进程进入僵死状态时（在exit()程序中）；2）强迫调度在中断自陷总控程序中，当先前态是用户态，且runrun标志大于0，则进行强迫调度，强行剥夺现运行进程的处理机，转进程调度程序。UNIX调度时机Runrun标志大于0是说明系统中处于就绪状态的进程的优先级高于现运行进程的优先级，这时要进行强迫调度，出现这种情况有两种可能：高低优先级睡眠进程被唤醒后其优先级高于现运行进程；当一个进程占用一段时间的CPU后，它的优先级要降低，造成现运行进程的优先级低于系统中的其它就绪进程（时间片到是其中的一种情况）。UNIX系统调度程序UNIX系统中的进程调度程序是swtch，所以，在绝大多数关于UNIX系统的文献中称为进程切换程序。UNIX调度程序UNIX调度程序UNIX系统的进程调度程序有以下特点：1.swtch()程序分属三个不同的进程：调用它的程序（即将让出处理机的进程）0号进程被选中的进程2.调度程序中属于0号进程的那段程序是在0号进程处于睡眠状态下执行的，这一点非常特别，在操作系统中，仅此一例。

资源分配与调度资源管理概述资源分配机构资源分配策略死锁问题资源管理概述简便、有效的使用资源资源管理任务资源分类统一的实现机制——机构和策 略 资源分类物理资源与程序资源单入口资源与多入口资源等同资源虚拟资源 资源分配机构资源描述器rd（P103）资源信息块等待队列头指针可利用资源队列头指针资源分配程序入口地址ribpcb1rd1…………所有rd在同一队列？资源信息块资源分配策略触发时机分配策略实质排对站管理等同资源选取一、先请求先服务按请求发生的先后次序排队总能调度简单迅速短作业响应比问题二、优先调度按优先数的大小次序排队灵活设计多排队站优先数设计问题三、适应调度按工作集的大小次序排队主存与CPU合作效率最大工作集的动态计算问题实现的复杂度四、均衡调度按系统资源空闲的大小次序动态调度系统效率最大负载均衡不适合细化处理五、针对设备特性的调度按设备特性次序排队（P107）服务时间最短旋转排序死锁问题

概念起因分析解决方法预防死锁概念并发与竞争部分满足死锁（P109）死锁起因分析资源稀缺、鼓励竞争联合推进路线（P110）进程-资源有向图（P111）死锁起因死锁必要条件死锁起因资源不足进程推进顺序非法死锁必要条件

资源互斥使用不剥夺条件部分分配环路条件死锁解决方法假脱机技术可抢占的进程调度策略静态分配资源动态有控分配检测并修复死锁预防有序资源分配法（P118题）银行算法（P115）预先分配资源一、操作系统的有关概念二、进程管理三、存储器管理

Cpu与主存

独占微观独占，宏观共享概念存储器storage,memory能接收数据和保存数据、而且能根据命令提供这些数据的装置。概念存储器分成两类：内存储器（简称内存、主存、物理存储器）处理机能直接访问的存储器。用来存放系统和用户的程序和数据，其特点是存取速度快，存储方式是以新换旧，断电信息丢失。存储器的层次结构存储系统设计三个问题：容量、速度和成本容量：需求无止境速度：能匹配处理器的速度成本问题：成本和其它部件相比应在合适范围之内容量、速度和成本三个目标不可能同时达到最优，要作权衡存取速度快，每比特价格高容量大，每比特价格越低，同时存取速度也越慢解决方案：采用层次化的存储体系结构当沿着层次下降时每比特的价格将下降，容量将增大速度将变慢，处理器的访问频率也将下降层次化的存储体系结构存储访问局部性原理提高存储系统效能关键点：程序存储访问局部性原理程序执行时，有很多的循环和子程序调用，一旦进入这样的程序段，就会重复存取相同的指令集合对数据存取也有局部性，在较短的时间内，稳定地保持在一个存储器的局部区域处理器主要和存储器的局部打交道,在经过一段时间以后，使用的代码和数据集合会改变概念程序的逻辑结构程序地址：用户编程序时所用的地址（或称逻辑地址、虚地址），基本单位可与内存的基本单位相同，也可以不相同。程序地址空间（逻辑地址空间、虚地址空间）:用户的程序地址的集合称为逻辑地址空间，它的编址总是从0开始的，可以是一维线性空间，也可以是多维空间。程序的逻辑组织内存组织方式：一维线性 程序组织方式：一维线性二维段式（模块化、分级保护、动态连接）codedataheapstack程序2虚地址空间data2stack1code1heap1code2stack2data1heap2OScodeOSdataOSheap&stacks程序1虚地址空间codedataheapstack内存地址转换

重定位把逻辑地址转变为内存的物理地址的过程

物理主存与逻辑主存用户程序默认主存地址0--k-1,实际对应n--n+k-1

相对地址（或逻辑地址）用户程序经编译之后的每个目标模块都以0为基地址顺序编址，这种地址称为相对地址LOAD1,50012345LOAD1,5001234501005007005000510055005700程序A的地址空间程序A的内存空间..................

绝对地址（或物理地址）内存中各物理存储单元的地址是从统一的基地址顺序编址，这种地址称为绝对地址主存映射方式建立虚-实地址间的对应关系编程或编译时确定地址映射关系（不能浮动）静态地址映射（一次浮动）动态地址映射静态地址映射静态地址映射是在程序装入内存时完成从逻辑地址到物理地址的转换的。在一些早期的系统中都有一个装入程序（加载程序），它负责将用户程序装入系统，并将用户程序中使用的访问内存的逻辑地址转换成物理地址。如左图所示。评价:优点是实现简单，不要硬件的支持。缺点是程序一旦装入内存，移动就比较困难。有时间上的浪费。在程序装入内存时要将所有访问内存的地址转换成物理地址。静态地址映射动态地址映射动态地址映射是由硬件地执行时完成的，程序中不执行的程序就不做地址映射的工作，这样节省了CPU的时间。重定位寄存器的内容由操作系统用特权指令来设置，比较灵活。实现动态地址映射必须有硬件的支持，并有一定的执行时间延迟。现代计算机系统中都采用动态地址映射技术。动态地址映射动态地址映射是在程序执行时由系统硬件完成从逻辑地址到物理地址的转换的。系统中设置了重定位寄存器。存储管理的功能（1）内存分配——为每个进程分配一定的内存空间（2）地址映射——把程序中所用的相对地址转换成内存的物理地址存储管理的功能（3）内存保护——检查地址的合法性，防止越界访问（4）内存扩充——解决“求大于供”的问题，采用虚拟存储技术主存共享方式按区分配——按逻辑分页分配——按物理内存分配在多道程序设计的环境中，内存分配的功能包括：制定分配策略、构造分配用的数据结构、响应系统的内存分配的请求和回收系统释放的内存区。内存管理策略有三种：放置策略决定内存中放置信息的区域（或位置），即如何在若干个空闲区中选择一个或几个空闲区的原则；调入策略决定信息装入内存的时机，有两种：在用户请求时调入，称为请调；根据某种算法，确定系统将要使用的信息，并在执行前预先调入内存，称为预调；淘汰策略当内存不足时，决定将某些信息调出内存的策略。分区存贮管理固定分区分配动态分区分配(p96)分区分配放置策略合适的概念首次适应算法最佳适应算法最坏适应算法

碎片问题（紧缩）存储保护方法上下界防护基址、限长寄存器保护存储保护两种存储保护技术的区别1、寄存器的设置不同；2、判别式中用的判别条件不同上下界寄存器保护法用的是物理地址基址、限长寄存器保护法用的是程序的逻辑地址对于合法的访问地址这两者的效率是相同的，对不合法的访问地址来说，上下界存储保护浪费的CPU时间相对来说要多些。多道程序对换技术以用户为单位独占内存如何减少对换信息量？部分换出与恢复提供虚存问题的提出物理存储器的结构是个一维的线性空间，容量是有限的。用户程序结构：一维空间一个用户程序就是一个程序，并且程序和数据是不分离的；二维空间

程序由主程序和若干个子程序（或函数）组成，并且程序与数据是分离的；n维空间即一个大型程序，由一个主模块和多个子模块组成，其中，各子模块又由主程序和子程序（或函数）组成。用户程序的大小，可能比内存容量小，也可能比内存容量大，有时候要大得多。提供虚存如何将与物理内存结构不同，且大于物理内存容量的用户程序装入运行？这就是提出研究虚拟存储器的原因，或称为虚拟存储技术发展的原动力。提供虚存虚拟存储器

为用户提供一种不受物理存储器结构和容量限制的存储器的技术称为虚拟存储器，或称虚拟存储技术。它是用户编程时所使用的一种用户思维中的存储器，它可以是任何结构（一维线性空间、二维空间、乃至n维空间），并没有容量的限制。现代计算机操作系统都采用了这种技术，使得用户编程序时不需要考虑物理内存的结构和容量，极大地方便了用户。虚拟存储器需要大容量的外存储器的支持，或称物资基础。虚拟存储器的基本特征（1）虚拟扩充——不是物理上，而是逻辑上扩充了内存容量（2）部分装入——每个作业（进程）不是全部一次性地装入内存，而是只装入其一部分虚拟存储器的基本特征（3）离散分配——每个作业（进程）装入内存的那部分不必占用连续的内存空间，而是“见缝插针”虚拟存储器的基本特征（4）多次对换——在一个进程运行期间，它所需的全部程序和数据要分成多次调入内存虚拟主存的优点透明使用主存方便存储保护程序可浮动充分利用主存

分页存贮管理

页式系统页式地址变换请调策略淘汰策略页式存储管理页式系统应解决的问题分区存储管理的主要问题是碎片问题。在采用分区存储管理的系统中，会形成一些非常小的分区，最终这些非常小的分区不能被系统中的任何用户（程序）利用而浪费。造成这样问题的主要原因是用户程序装入内存时是整体装入的，为解决这个问题，提出了分页存储管理技术。分页的概念程序地址空间分成大小相等的页面，同时把内存也分成与页面大小相等的块，当一个用户程序装入内存时，以页面为单位进行分配。页面的大小是为2n,通常为1KB，2KB，nKB等。页式地址变换页表：虚页-物理块对照表虚地址结构：页号+偏移页式地址变换分地址-查页表-合地址

页式地址变换虚地址结构(程序字)虚地址是用户程序中的逻辑地址，它包括页号和页内地址（页内位移）。区分页号和页内地址的依椐是页的大小，页内地址占虚地址的低位部分，页号占虚地址的高位部分。假定页面大小1024字节，虚地址共占用2个字节(16位)页号页内地址（位移量）PW151090页式地址变换-虚地址结构页式地址变换页式地址变换页式地址映射虚地址（逻辑地址、程序地址）以十六进制、八进制、二进制的形式给出将虚地址转换成二进制的数；按页的大小分离出页号和位移量（低位部分是位移量，高位部分是页号）；根据题意产生页表；将位移量直接复制到内存地址寄存器的低位部分；以页号查页表，得到对应页装入内存的块号，并将块号转换成二进制数填入地址寄存器的高位部分，从而形成内存地址。页式地址变换页式地址映射虚地址以十进制数给出页号＝虚地址％页大小位移量＝虚地址mod页大小根据题意产生页表；以页号查页表，得到对应页装入内存的块号内存地址＝块号×页大小＋位移量请调策略问题的提出在页式存储管理提高了内存的利用效率，但并不为用户提供虚存，换句话说，当一个用户程序的页数大于当前总空闲内存块数时，系统就不能将该程序装入运行。即用户程序将受到物理内存大小的限制。为了解决这个问题，人们提出请求分页存储管理技术。请调策略请求分页概念请求分页技术当一个用户程序要调入内存时，不是将该程序全部装入内存，而是只装入部分页到内存，就可启动程序运行，在运行的过程中，如果发现要运行的程序或要访问数据不在内存，则向系统发出缺页中断请求，系统在处理这个中断时，将在外存相应的页调入内存，该程序继续运行。请求分页的基本思想（1）请求分页=分页+请求

逻辑空间分页物理空间分块页与块同样大页连续块离散用页号查页表硬件做重定位分页请求分页的基本思想（2）作业部分装入内存（3）作业所占的内存块不连续（4）硬件通过页表生成访问内存的地址

请求分页的基本思想（5）若发生缺页，则进行缺页中断处理，将该页调入内存（6）利用快表可以加速地址转换

缺页中断处理：请调为了实现请求分页技术，页表应增加相应的内容，反映该页是否在内存，在外存的位置，在内存的时间的长短等。中断位：0表示该页在内存，1示该页不在内存引用位：0表示最近没有进程访问，1示最近有进程访问修改位：0该页调入内存后没有修改，1页调入内存后修改过缺页中断处理的硬件支持采用相应技术加快页表的查询速度在页式存储技术中，我们可看到每访问一次内存，就要做两次访问内存的工作，即，查页表时要作一次访问内存的工作，然后是访问程序要求访问的内存，这样，存取速度降低一倍，将会影响整个系统的使用效率。在早期的计算机系统中有的采用联想存储器的技术来加快查表的速度，有的采用寄存器做页表。缺页中断处理的硬件支持采用联想存储器加快页表的查询速度快表。使用快表的并行查找过程。程序局部化与命中率问题。缺页中断处理过程分地址取页号查页表缺页中断找空闲块淘汰块读入页面中断返回硬件软件请求分页的性能分析有效存取时间缺页中断处理时间有效存取时间正比于缺页的比率为使速度下降控制在10%以内，缺页率不得超过0.00001淘汰策略物理页分配算法置换算法当要索取一页面并送入到全满的内存中时，必须把已在内存中的某一页淘汰掉。用来选择淘汰哪一页的规则叫做置换算法。颠簸、抖动几种置换算法先进先出算法先进入内存的页，先退出内存。实质上是淘汰在内存驻留时间最长的页。其理由是：最早调入内存的页，不再被使用的可能性比近期调入内存的大。这种算法简单，实现容易。几种置换算法最佳算法假定程序p共有n页，而系统分配给它的内存只有m块（1≤m≤n），并且以作业在执行的过程中页面置换的频率的高低来衡量算法的优劣。访问的页在内存，称访问成功，否则为失败。

a=s+fa:访问的总次数s：访问成功的次数f：访问失败的次数几种置换算法缺页中断率f’=f/a则有：f’

＝f(r,m,p）最佳算法是指对于任何m和p，r:调度算法有f’＝f(r,m,p）最小。最佳算法：当要调入一新页而必须淘汰一旧页时，所淘汰的页是以后不再使用的，或者是以后相当长的时间内不会使用的。这种算法是不可能的。几种置换算法最久未使用淘汰算法（lRU算法）当需要淘汰一页时，选择最长时间未使用的页。如果某页被访问，它可能马上还要被访问；相反，如果某页长时间未被访问，它可能最近也不可能被访问。算法的实现（软件）：设置一个活动页面栈，当访问某页时，将此页号压入栈顶，然后，考察栈内是否有与此页面相同的页号，若有则抽出。淘汰一页时，总是从栈底抽出一个页号，它就是最久未使用的。算法的实现（硬件）：计数器近似LRU算法：NUR物理页分配算法最少块数——指令系统设计决定最少块数全局分配与局部分配等分法与比例分配法工作集模型时间局部化与空间局部化工作集D>M，将出现抖动工作集模型的实现页式系统的存储保护页式系统的存储保护的方法类似于基址限长存储保护，当地址映射机构分离出页号和页内位移后。若0≤页号＜用户程序的总页数，则访问合法，否则访问越界。页式系统的存储保护还包括存取控制。在页表中增加存取控制位，表示该页的存取控制权限，如r表示可读，w表示可读可写，e表示可执行。当有一程序访问该页时，系统就按存取控制位设置的权限实施存取控制。UNIXS_5的存储管理采用请求分页存储管理和对换技术对换：map表每次对换尽可能多的数据，不使用缓冲。请求分页数据结构淘汰进程缺页处理段式系统一个用户程序往往由几个程序段（主程序、子程序和函数）所组成，当一个程序装入内存时，按段进行分配，每个段的大小是不相等的。程序地址的组成：S：W例:S1：XXXXS2：XXXXS3；XXXX段式系统段式系统以分区方式使用内存空间支持虚拟存储：分段调入快表的使用动态连接技术缺段中断与连接中断段式保护与共享段式虚拟存储的优点和缺点段页式系统在段式系统中，若段内分页，称为段页式系统。段页式地址：spd段页式地址转换：查段表查页表合地址快表的使用段页式系统是目前最好的内存管理方法试分析段页式系统的优点与缺点段页式系统 目前流行的UNIX系统采用这种存储管理的方式，一个进程的图象分为U区、共享正文区、用户栈区和数据区，各进程的各个区的大小是不相等的，只有U区的大小是相等的。这里的区类似于段。每个段又分成大小相等的页，内存的分配是以页为单位的。因此，在UNIX系统中存储管理（上下文，context）机构包括区表和页表。MagneticResonanceImaging磁共振成像发生事件作者或公司磁共振发展史1946发现磁共振现象BlochPurcell1971发现肿瘤的T1、T2时间长Damadian1973做出两个充水试管MR图像Lauterbur1974活鼠的MR图像Lauterbur等1976人体胸部的MR图像Damadian1977初期的全身MR图像

Mallard1980磁共振装置商品化1989

0.15T永磁商用磁共振设备中国安科

2003诺贝尔奖金LauterburMansfierd时间MR成像基本原理实现人体磁共振成像的条件:人体内氢原子核是人体内最多的物质。最易受外加磁场的影响而发生磁共振现象(没有核辐射)有一个稳定的静磁场（磁体）梯度场和射频场：前者用于空间编码和选层，后者施加特定频率的射频脉冲，使之形成磁共振现象信号接收装置：各种线圈计算机系统：完成信号采集、传输、图像重建、后处理等

人体内的H核子可看作是自旋状态下的小星球。自然状态下，H核进动杂乱无章，磁性相互抵消zMyx进入静磁场后，H核磁矩发生规律性排列（正负方向），正负方向的磁矢量相互抵消后，少数正向排列（低能态）的H核合成总磁化矢量M，即为MR信号基础ZZYYXB0XMZMXYA:施加90度RF脉冲前的磁化矢量MzB:施加90度RF脉冲后的磁化矢量Mxy.并以Larmor频率横向施进C:90度脉冲对磁化矢量的作用。即M以螺旋运动的形式倾倒到横向平面ABC在这一过程中，产生能量

三、弛豫（Relaxation）回复“自由”的过程

1.

纵向弛豫（T1弛豫）：

M0（MZ）的恢复，“量变”高能态1H→低能态1H自旋—晶格弛豫、热弛豫

吸收RF光子能量（共振）低能态1H高能态1H

放出能量（光子，MRS）T1弛豫时间：

MZ恢复到M0的2/3所需的时间

T1愈小、M0恢复愈快T2弛豫时间：MXY丧失2/3所需的时间；T2愈大、同相位时间长MXY持续时间愈长MXY与ST1加权成像、T2加权成像

所谓的加权就是“突出”的意思

T1加权成像（T1WI）----突出组织T1弛豫（纵向弛豫）差别

T2加权成像（T2WI）----突出组织T2弛豫（横向弛豫）差别。

磁共振诊断基于此两种标准图像磁共振常规h检查必扫这两种标准图像.T1的长度在数百至数千毫秒（ms）范围T2值的长度在数十至数千毫秒（ms）范围

在同一个驰豫过程中,T2比T1短得多

如何观看MR图像：首先我们要分清图像上的各种标示。分清扫描序列、扫描部位、扫描层面。正常或异常的所在部位---即在同一层面观察、分析T1、T2加权像上信号改变。绝大部分病变T1WI是低信号、T2WI是高信号改变。只要熟悉扫描部位正常组织结构的信号表现，通常病变与正常组织不会混淆。一般的规律是T1WI看解剖,T2WI看病变。磁共振成像技术－－图像空间分辨力，对比分辨力一、如何确定MRI的来源（一）层面的选择1.MXY产生（1H共振）条件

RF=ω=γB02.梯度磁场Z（GZ）

GZ→B0→ω

不同频率的RF

特定层面1H激励、共振

3.层厚的影响因素

RF的带宽↓

GZ的强度↑层厚↓〈二〉体素信号的确定1、频率编码2、相位编码

M0↑--GZ、RF→相应层面MXY----------GY→沿Y方向1H有不同ω

各1H同相位MXY旋进速度不同同频率一定时间后→→GX→沿X方向1H有不同ω沿Y方向不同1H的MXYMXY旋进频率不同位置不同（相位不同）〈三〉空间定位及傅立叶转换

GZ----某一层面产生MXYGX----MXY旋进频率不同

GY----MXY旋进相位不同（不影响MXY大小）

↓某一层面不同的体素，有不同频率、相位

MRS（FID）第三节、磁共振检查技术检查技术产生图像的序列名产生图像的脉冲序列技术名TRA、COR、SAGT1WT2WSETR、TE…….梯度回波FFE快速自旋回波FSE压脂压水MRA短TR短TE－－T1W长TR长TE－－T2W增强MR最常用的技术是：多层、多回波的SE（spinecho，自旋回波）技术磁共振扫描时间参数：TR、TE磁共振扫描还有许多其他参数：层厚、层距、层数、矩阵等序列常规序列自旋回波（SE）,快速自旋回波（FSE）梯度回波（FE）反转恢复（IR），脂肪抑制（STIR）、水抑制（FLAIR）高级序列水成像（MRCP,MRU,MRM）血管造影（MRA,TOF2D/3D）三维成像（SPGR）弥散成像（DWI）关节运动分析是一种成像技术而非扫描序列自旋回波（SE）必扫序列图像清晰显示解剖结构目前只用于T1加权像快速自旋回波（FSE）必扫序列成像速度快多用于T2加权像梯度回波（GE）成像速度快对出血敏感T2加权像水抑制反转恢复（IR）水抑制（FLAIR）抑制自由水梗塞灶显示清晰判断病灶成份脂肪抑制反转恢复（IR）脂肪抑制（STIR）抑制脂肪信号判断病灶成分其它组织显示更清晰血管造影（MRA）无需造影剂TOF法PC法MIP投影动静脉分开显示水成像（MRCP，MRU，MRM）含水管道系统成像胆道MRCP泌尿路MRU椎管MRM主要用于诊断梗阻扩张超高空间分辨率扫描任意方位重建窄间距重建技术大大提高对小器官、小病灶的诊断能力三维梯度回波（SPGR） 早期诊断脑梗塞

弥散成像MRI的设备一、信号的产生、探测接受1.磁体（Magnet）:静磁场B0（Tesla,T）→组织净磁矩M0

永磁型（permanentmagnet）常导型（resistivemagnet）超导型（superconductingmagnet）磁体屏蔽（magnetshielding）2.梯度线圈（gradientcoil）:

形成X、Y、Z轴的磁场梯度功率、切换率3.射频系统（radio-frequencesystem，RF）

MR信号接收二、信号的处理和图象显示数模转换、计算机，等等；MRI技术的优势1、软组织分辨力强（判断组织特性）2、多方位成像3、流空效应（显示血管）4、无骨骼伪影5、无电离辐射，无碘过敏6、不断有新的成像技术MRI技术的禁忌证和限度1.禁忌证

体内弹片、金属异物各种金属置入：固定假牙、起搏器、血管夹、人造关节、支架等危重病人的生命监护系统、维持系统不能合作病人，早期妊娠，高热及散热障碍2.其他钙化显示相对较差空间分辨较差（体部，较同等CT）费用昂贵多数MR机检查时间较长1.病人必须去除一切金属物品，最好更衣，以免金属物被吸入磁体而影响磁场均匀度，甚或伤及病人。2.扫描过程中病人身体（皮肤）不要直接触碰磁体内壁及各种导线，防止病人灼伤。3.纹身（纹眉）、化妆品、染发等应事先去掉，因其可能会引起灼伤。4.病人应带耳塞，以防听力损伤。扫描注意事项颅脑MRI适应症颅内良恶性占位病变脑血管性疾病梗死、出血、动脉瘤、动静脉畸形（AVM）等颅脑外伤性疾病脑挫裂伤、外伤性颅内血肿等感染性疾病脑脓肿、化脓性脑膜炎、病毒性脑炎、结核等脱髓鞘性或变性类疾病多发性硬化（MS）等先天性畸形胼胝体发育不良、小脑扁桃体下疝畸形等脊柱和脊髓MRI适应证1.肿瘤性病变椎管类肿瘤（髓内、髓外硬膜内、硬膜外），椎骨肿瘤（转移性、原发性）2.炎症性疾病脊椎结核、骨髓炎、椎间盘感染、硬膜外脓肿、蛛网膜炎、脊髓炎等3.外伤骨折、脱位、椎间盘突出、椎管内血肿、脊髓损伤等4.脊柱退行性变和椎管狭窄症椎间盘变性、膨隆、突出、游离，各种原因椎管狭窄，术后改变，5.脊髓血管畸形和血管瘤6.脊髓脱髓鞘疾病（如MS），脊髓萎缩7.先天性畸形胸部MRI适应证呼吸系统对纵隔及肺门区病变显示良好，对肺部结构显示不如CT。胸廓入口病变及其上下比邻关系纵隔肿瘤和囊肿及其与大血管的关系其他较CT无明显优越性心脏及大血管大血管病变各类动脉瘤、腔静脉血栓等心脏及心包肿瘤，心包其他病变其他（如先心、各种心肌病等）较超声心动图无优势，应用不广腹部MRI适应证主要用于部分实质性器官的肿瘤性病变肝肿瘤性病变，提供鉴别信息胰腺肿瘤，有利小胰癌、胰岛细胞癌显示宫颈、宫体良恶性肿瘤及分期等，先天畸形肿瘤的定位（脏器上下缘附近）、分期胆道、尿路梗阻和肿瘤，MRCP，MRU直肠肿瘤骨与关节MRI适应证X线及CT的后续检查手段－－钙质显示差和空间分辨力部分情况可作首选：1.累及骨髓改变的骨病（早期骨缺血性坏死，早期骨髓炎、骨髓肿瘤或侵犯骨髓的肿瘤）2.结构复杂关节的损伤（膝、髋关节）3.形状复杂部位的检查（脊柱、骨盆等）软件登录界面软件扫描界面图像浏览界面胶片打印界面报告界面报告界面2合理应用抗菌药物预防手术部位感染概述外科手术部位感染的2/3发生在切口医疗费用的增加病人满意度下降导致感染、止血和疼痛一直是外科的三大挑战，止血和疼痛目前已较好解决感染仍是外科医生面临的重大问题，处理不当，将产生严重后果外科手术部位感染占院内感染的14%～16%，仅次于呼吸道感染和泌尿道感染，居院内感染第3位严重手术部位的感染——病人的灾难，医生的梦魇

预防手术部位感染（surgicalsiteinfection,SSI)

手术部位感染的40%–60%可以预防围手术期使用抗菌药物的目的外科医生的困惑★围手术期应用抗生素是预防什么感染？★哪些情况需要抗生素预防？★怎样选择抗生素？★什么时候开始用药？★抗生素要用多长时间？定义：指发生在切口或手术深部器官或腔隙的感染分类：切口浅部感染切口深部感染器官／腔隙感染一、SSI定义和分类二、SSI诊断标准——切口浅部感染

指术后30天内发生、仅累及皮肤及皮下组织的感染，并至少具备下述情况之一者：

1．切口浅层有脓性分泌物

2．切口浅层分泌物培养出细菌

3．具有下列症状体征之一：红热，肿胀，疼痛或压痛，因而医师将切口开放者（如培养阴性则不算感染）

4．由外科医师诊断为切口浅部SSI

注意：缝线脓点及戳孔周围感染不列为手术部位感染二、SSI诊断标准——切口深部感染

指术后30天内（如有人工植入物则为术后1年内）发生、累及切口深部筋膜及肌层的感染，并至少具备下述情况之一者：

1.切口深部流出脓液

2.切口深部自行裂开或由医师主动打开，且具备下列症状体征之一：①体温＞38℃；②局部疼痛或压痛

3.临床或经手术或病理组织学或影像学诊断，发现切口深部有脓肿

4.外科医师诊断为切口深部感染

注意：感染同时累及切口浅部及深部者，应列为深部感染

二、SSI诊断标准—器官／腔隙感染

指术后30天内（如有人工植入物★则术后1年内）、发生在手术曾涉及部位的器官或腔隙的感染，通过手术打开或其他手术处理，并至少具备以下情况之一者：

1.放置于器官/腔隙的引流管有脓性引流物

2.器官/腔隙的液体或组织培养有致病菌

3.经手术或病理组织学或影像学诊断器官/腔隙有脓肿

4.外科医师诊断为器官/腔隙感染

★人工植入物：指人工心脏瓣膜、人工血管、人工关节等二、SSI诊断标准—器官／腔隙感染

不同种类手术部位的器官/腔隙感染有：

腹部：腹腔内感染（腹膜炎，腹腔脓肿）生殖道：子宫内膜炎、盆腔炎、盆腔脓肿血管：静脉或动脉感染三、SSI的发生率美国1986年～1996年593344例手术中，发生SSI15523次，占2.62%英国1997年～2001年152所医院报告在74734例手术中，发生SSI3151例，占4.22%中国？SSI占院内感染的14～16%，仅次于呼吸道感染和泌尿道感染三、SSI的发生率SSI与部位：非腹部手术为2%～5%腹部手术可高达20%SSI与病人：入住ICU的机会增加60%再次入院的机会是未感染者的5倍SSI与切口类型：清洁伤口 1%～2%清洁有植入物 ＜5%可染伤口＜10%手术类别手术数SSI数感染率(%)小肠手术6466610.2大肠手术7116919.7子宫切除术71271722.4肝、胆管、胰手术1201512.5胆囊切除术8222.4不同种类手术的SSI发生率：三、SSI的发生率手术类别SSI数SSI类别（%）切口浅部切口深部器官/腔隙小肠手术6652.335.412.3大肠手术69158.426.315.3子宫切除术17278.813.57.6骨折开放复位12379.712.28.1不同种类手术的SSI类别：三、SSI的发生率延迟愈合疝内脏膨出脓肿，瘘形成。需要进一步处理这里感染将导致:延迟愈合疝内脏膨出脓肿、瘘形成需进一步处理四、SSI的后果四、SSI的后果在一些重大手术，器官/腔隙感染可占到1/3。SSI病人死亡的77%与感染有关，其中90%是器官/腔隙严重感染

——InfectControlandHospEpidemiol,1999,20(40:247-280SSI的死亡率是未感染者的2倍五、导致SSI的危险