操作系统实验报告实验四.docx
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操作系统实验报告实验四.docx
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操作系统实验报告实验四
实验四:
进程管理
(二)
实验容:
1.编写一个程序,打印进程的如下信息:
进程标识符,父进程标识符,真实用户ID,有效用户ID,真实用户组ID,有效用户组ID。
并分析真实用户ID和有效用户ID的区别。
源代码及结果:
真实用户ID和有效用户ID的区别:
真实用户ID:
这个ID就是我们登陆unix系统时的身份ID。
有效用户ID:
定义了操作者的权限。
有效用户ID是进程的属性,决定了该进程对文件的访问权限。
2.阅读如下程序,编译并运行,分析进程执行过程的时间消耗(总共消耗的时间和CPU消耗的时间),并解释执行结果。
再编写一个计算密集型的程序替代grep,比较两次时间的花销。
注释程序主要语句。
/*processusingtime*/
#include
#include
#include
#include
#include
voidtime_print(char*,clock_t);
intmain(void){
//取得进程运行相关的时间
clock_tstart,end;
structtmst_start,t_end;
start=times(&t_start);
system(“grepthe/usr/doc/*/*>/dev/null2>/dev/null”);
/*command>/dev/null的作用是将是command命令的标准输出丢弃,而标准错误输出还是在屏幕上。
一般来讲标准输出和标准错误输出都是屏幕,因此错误信息还是会在屏幕上输出。
>/dev/null2>/dev/null标准输出与标准错误输出都会被丢弃*/
//012标准输入标准输出错误输出
//>将信息放到该文件null中
end=times(&t_end);
time_print(“elapsed”,end-start);
puts(“parenttimes”);
time_print(“\tuserCPU”,t_end.tms_utime);
time_print(“\tsysCPU”,t_end.tms_stime);
puts(“childtimes”);
time_print(“\tuserCPU”,t_end.tms_cutime);
time_print(“\tsysCPU”,t_end.tms_cstime);
exit(EXIT_SUCCESS);
}
voidtime_print(char*str,clock_ttime)
{
longtps=sysconf(_SC_CLK_TCK);
/*函数sysconf()的作用为将时钟滴答数转化为秒数,_SC_CLK_TCK为定义每秒钟有多少个滴答的宏*/
printf(“%s:
%6.2fsecs\n”,str,(float)time/tps);
}
程序运行结果:
因为该程序计算量很小,故消耗的时间比较少,CPU消耗时间均为0.00secs不足为奇。
而进程的执行时间等于用户CPU时间和系统CPU时间加从硬盘读取数据时间之和。
密集型的程序替代grep:
更改为计算密集型的之后就较容易观察出消耗时间的差异。
3.阅读下列程序,编译并多次运行,观察执行输出次序,说明次序相同(或不同)的原因;观察进程ID,分析进程ID的分配规律。
总结fork()的使用方法。
注释程序主要语句。
/*forkusage*/
#include
#include
#include
intmain(void)
{
pid_tchild;
if((child=fork())==-1){
perror(“fork”);
exit(EXIT_FAILURE);
}elseif(child==0){
puts(“inchild”);
printf(“\tchildpid=%d\n”,getpid());
printf(“\tchildppid=%d\n”,getppid());
exit(EXIT_SUCCESS);
}else{
puts(“inparent”);
printf(“\tparentpid=%d\n”,getpid());
printf(“\tparentppid=%d\n”,getppid());
}
exit(EXIT_SUCCESS);
}
程序运行结果:
(?
)创建进程ID开始时一般随机分配,但若多次运行,或创建子进程时,会顺序分配存。
此外,当父进程结束时,子进程尚未结束,则子进程的父进程ID变为1。
fork()函数的实质是一个系统调用(和write函数类似),其作用是创建一个新的进程,当一个进程调用它,完成后就出现两个几乎一模一样的进程,其中由fork()创建的新进程被称为子进程,而原来的进程称为父进程。
子进程是父进程的一个拷贝,即子进程从父进程得到了数据段和堆栈的拷贝,这些需要分配新的存;而对于只读的代码段,通常使用共享存方式进行访问。
4.阅读下列程序,编译并运行,等待或者按^C,分别观察执行结果并分析,注释程序主要语句。
flag有什么作用?
通过实验说明。
/*usageofkill,signal,wait*/
#include
#include
#include
#include
intflag;
voidstop();//自定义函数,使flag=0,供signal调用
intmain(void){
intpid1,pid2;
signal(3,stop);//signal()依参数3指定的信号编号来设置该信号的处理函数
while((pid1=fork())==-1);//程序等待成功创建子进程事件的发生
if(pid1>0){
//当前进程为父进程
while((pid2=fork())==-1);
if(pid2>0){
//当前进程为父进程,父进程发出两个中断信号Kill子进程
flag=1;
sleep(5);
kill(pid1,16);//将16指定的信号传给进程ID为pid1的进程
kill(pid2,17);//将17指定的信号传给进程ID为pid2的进程
wait(0);//暂时停止目前进程的执行,直到有信号来到或子进程结束
wait(0);
printf(“\nparentiskilled\n”);
exit(EXIT_SUCCESS);
}else{
//当前进程为子进程,则发送子进程kill信号,杀死该子进程2
flag=1;
signal(17,stop);
printf(“\nchild2iskilledbyparent\n”);
exit(EXIT_SUCCESS);
}
}else{
//当前进程为子进程,则发送子进程kill信号,杀死该子进程1
flag=1;
signal(16,stop);
printf(“\nchild1iskilledbyparent\n”);
exit(EXIT_SUCCESS);
}
}
voidstop(){
flag=0;
}
程序运行结果:
每个进程(父进程,子进程)都有一个flag,起状态标志作用,flag=1时,表示进程在运行,flag=0,表示进程结束。
5.编写程序,要求父进程创建一个子进程,使父进程和个子进程各自在屏幕上输出一些信息,但父进程的信息总在子进程的信息之后出现。
程序源代码:
程序运行结果:
6.编写程序,要求父进程创建一个子进程,子进程执行shell命令find/-namehda*的功能,子进程结束时由父进程打印子进程结束的信息。
执行中父进程改变子进程的优先级。
程序源代码:
程序运行结果:
7./**编写程序,要求父进程创建一个子进程,子进程对一个50*50的字符数组赋值,由父进程改变子进程的优先级,观察不同优先级进程使用CPU的时间。
*/
8.查阅Linux系统中structtask_struct的定义,说明每项成员的作用。
注:
searchin/usr/src/linux-2.6/include/linux/sched.h
广义上,所有的进程信息被放在一个叫做进程控制块的数据结构中,可以理解为进程属性的集合。
每个进程在核中都有一个进程控制块(PCB)来维护进程相关的信息,Linux核的进程控制块是task_struct结构体。
task_struct是Linux核的一种数据结构,它会被装载到RAM里并且包含着进程的信息。
每个进程都把它的信息放在task_struct这个数据结构里,task_struct包含了这些容:
(1)标示符:
描述本进程的唯一标示符,用来区别其他进程。
(2)状态:
任务状态,退出代码,退出信号等。
(3)优先级:
相对于其他进程的优先级。
(4)程序计数器:
程序中即将被执行的下一条指令的地址。
(5)存指针:
包括程序代码和进程相关数据的指针,还有和其他进程共享的存块的指针。
(6)上下文数据:
进程执行时处理器的寄存器中的数据。
(7)I/O状态信息:
包括显示的I/O请求,分配给进程的I/O设备和被进程使用的文件列表。
(8)记账信息:
可能包括处理器时间总和,使用的时钟数总和,时间限制,记账号。
……
保存进程信息的数据结构叫做task_struct,并且可以在include/linux/sched.h里找到它。
所有运行在系统里的进程都以task_struct链表的形式存在核里。
进程的信息可以通过/proc系统文件夹查看。
task_struct一些字段的介绍:
1. 调度数据成员
(1)volatilelongstates;
表示进程的当前状态
(2)unsignedlongflags;
进程标志
(3)longpriority;
进程优先级。
优先级可通过系统调用sys_setpriorty改变。
(4)unsignedlongrt_priority;
rt_priority给出实时进程的优先级,rt_priority+1000给出进程每次获取CPU后可使用的时间(同样按jiffies计)。
实时进程的优先级可通过系统调用sys_sched_setscheduler()改变(见kernel/sched.c)。
(5)longcounter;
在轮转法调度时表示进程当前还可运行多久。
在进程开始运行是被赋为priority的值,以后每隔一个tick(时钟中断)递减1,减到0时引起新一轮调度。
重新调度将从run_queue队列选出counter值最大的就绪进程并给予CPU使用权,因此counter起到了进程的动态优先级的作用(priority则是静态优先级)。
(6)unsignedlongpolicy;
该进程的进程调度策略,可以通过系统调用sys_sched_setscheduler()更改(见kernel/sched.c)。
调度策略有:
?
SCHED_OTHER 0 非实时进程,基于优先权的轮转法(roundrobin)。
?
SCHED_FIFO 1 实时进程,用先进先出算法。
?
SCHED_RR 2 实时进程,用基于优先权的轮转法。
2. 信号处理
(1)unsignedlongsignal;
进程接收到的信号。
每位表示一种信号,共32种。
置位有效。
(2) unsignedlongblocked;
进程所能接受信号的位掩码。
置位表示屏蔽,复位表示不屏蔽。
(3)structsignal_struct*sig;
因为signal和blocked都是32位的变量,Linux最多只能接受32种信号。
对每种信号,各进程可以由PCB的sig属性选择使用自定义的处理函数,或是系统的缺省处理函数。
指派各种信息处理函数的结构定义在include/linux/sched.h中。
对信号的检查安排在系统调用结束后,以及“慢速型”中断服务程序结束后(IRQ#_interrupt()。
3. 进程队列指针
(1)structtask_struct*next_task,*prev_task;
所有进程(以PCB的形式)组成一个双向链表。
next_task和就是链表的前后指针。
链表的头和尾都是init_task(即0号进程)。
(2)structtask_struct*next_run,*prev_run;
由正在运行或是可以运行的,其进程状态均为TASK_RUNNING的进程所组成的一个双向循环链表,即run_queue就绪队列。
该链表的前后向指针用next_run和prev_run,链表的头和尾都是init_task(即0号进程)。
(3)structtask_struct*p_opptr,*p_pptr;和structtask_struct*p_cptr,*p_ysptr,*p_osptr;
以上分别是指向原始父进程(originalparent)、父进程(parent)、子进程(youngestchild)及新老兄弟进程(youngersibling,oldersibling)的指针。
4. 进程标识
(1)unsignedshortuid,gid;
uid和gid是运行进程的用户标识和用户组标识。
(2)intgroups[NGROUPS];
与多数现代UNIX操作系统一样,Linux允许进程同时拥有一组用户组号。
在进程访问文件时,这些组号可用于合法性检查。
(3)unsignedshorteuid,egid;
euid和egid又称为有效的uid和gid。
出于系统安全的权限的考虑,运行程序时要检查euid和egid的合法性。
通常,uid等于euid,gid等于egid。
有时候,系统会赋予一般用户暂时拥有root的uid和gid(作为用户进程的euid和egid),以便于进行运作。
(4)unsignedshortfsuid,fsgid;
fsuid和fsgid称为文件系统的uid和gid,用于文件系统操作时的合法性检查,是Linux独特的标识类型。
它们一般分别和euid和egid一致,但在NFS文件系统中NFS服务器需要作为一个特殊的进程访问文件,这时只修改客户进程的fsuid和fsgid。
(5)unsignedshortsuid,sgid;
suid和sgid是根据POSIX标准引入的,在系统调用改变uid和gid时,用于保留真正的uid和gid。
(6)intpid,pgrp,session;
进程标识号、进程的组织号及session标识号,相关系统调用(见程序kernel/sys.c)有sys_setpgid、sys_getpgid、sys_setpgrp、sys_getpgrp、sys_getsid及sys_setsid几种。
(7)intleader;
是否是session的主管,布尔量。
5. 时间数据成员
(1)unsignedlongtimeout;
用于软件定时,指出进程间隔多久被重新唤醒。
采用tick为单位。
(2)unsignedlongit_real_value,it_real_iner;
用于itimer(intervaltimer)软件定时。
采用jiffies为单位,每个tick使it_real_value减到0时向进程发信号SIGALRM,并重新置初值。
初值由it_real_incr保存。
具体代码见kernel/itimer.c中的函数it_real_fn()。
(3)structtimer_listreal_timer;
一种定时器结构(Linux共有两种定时器结构,另一种称作old_timer)。
数据结构的定义在include/linux/timer.h中,相关操作函数见kernel/sched.c中add_timer()和del_timer()等。
(4)unsignedlongit_virt_value,it_virt_incr;
关于进程用户态执行时间的itimer软件定时。
采用jiffies为单位。
进程在用户态运行时,每个tick使it_virt_value减1,减到0时向进程发信号SIGVTALRM,并重新置初值。
初值由it_virt_incr保存。
具体代码见kernel/sched.c中的函数do_it_virt()。
(5)unsignedlongit_prof_value,it_prof_incr;
同样是itimer软件定时。
采用jiffies为单位。
不管进程在用户态或核态运行,每个tick使it_prof_value减1,减到0时向进程发信号SIGPROF,并重新置初值。
初值由it_prof_incr保存。
具体代码见kernel/sched.c中的函数do_it_prof。
(6)longutime,stime,cutime,cstime,start_time;
以上分别为进程在用户态的运行时间、进程在核态的运行时间、所有层次子进程在用户态的运行时间总和、所有层次子进程在核心态的运行时间总和,以及创建该进程的时间。
6. 信号量数据成员
(1)structsem_undo*semundo;
进程每操作一次信号量,都生成一个对此次操作的undo操作,它由sem_undo结构描述。
这些属于同一进程的undo操作组成的链表就由semundo属性指示。
当进程异常终止时,系统会调用undo操作。
sem_undo的成员semadj指向一个数据数组,表示各次undo的量。
结构定义在include/linux/sem.h。
(2)structsem_queue*semsleeping;
每一信号量集合对应一个sem_queue等待队列(见include/linux/sem.h)。
进程因操作该信号量集合而阻塞时,它被挂到semsleeping指示的关于该信号量集合的sem_queue队列。
反过来,semsleeping。
sleeper指向该进程的PCB。
7. 进程上下文环境
(1)structdesc_struct*ldt;
进程关于CPU段式存储管理的局部描述符表的指针,用于仿真WINEWindows的程序。
其他情况下取值NULL,进程的ldt就是arch/i386/traps.c定义的default_ldt。
(2)structthread_structtss;
任务状态段,其容与INTELCPU的TSS对应,如各种通用寄存器.CPU调度时,当前运行进程的TSS保存到PCB的tss,新选中进程的tss容复制到CPU的TSS。
结构定义在include/linux/tasks.h中。
(3)unsignedlongsaved_kernel_stack;
为MS-DOS的仿真程序(或叫系统调用vm86)保存的堆栈指针。
(4)unsignedlongkernel_stack_page;
在核态运行时,每个进程都有一个核堆栈,其基地址就保存在kernel_stack_page中。
8. 文件系统数据成员
(1)structfs_struct*fs;
fs保存了进程本身与VFS的关系消息,其中root指向根目录结点,pwd指向当前目录结点,umask给出新建文件的访问模式(可由系统调用umask更改),count是Linux保留的属性,如下页图所示。
结构定义在include/linux/sched.h中。
(2)structfiles_struct*files;
files包含了进程当前所打开的文件(structfile*fd[NR_OPEN])。
在Linux中,一个进程最多只能同时打开NR_OPEN个文件。
而且,前三项分别预先设置为标准输入、标准输出和出错消息输出文件。
(3)intlink_count;
文件链(link)的数目。
Array. 存数据成员
(1)structmm_struct*mm;
在linux中,采用按需分页的策略解决进程的存需求。
task_struct的数据成员mm指向关于存储管理的mm_struct结构。
其中包含了一个虚存队列mmap,指向由若干vm_area_struct描述的虚存块。
同时,为了加快访问速度,mm中的mmap_avl维护了一个AVL树。
在树中,所有的vm_area_struct虚存块均由左指针指向相邻的低虚存块,右指针指向相邻的高虚存块。
结构定义在include/linux/sched.h中。
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