2022年操作系统实验报告-实验四.docx

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1、精选学习资料 - - - - - - - - - 试验四：进程治理二试验内容 : 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,真有用户 ID,有效用户 ID,真有用户组 ID,有效用户组 ID；并分析真有用户 ID 和有效用户 ID 的区分；源代码及结果：真有用户 ID 和有效用户 ID 的区分：真有用户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, 打算了该进程对文件的拜访权限；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 ,并说明执行结果；再编写一

2、个运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；/*process using time */#include#include#include#include#includevoid time_printchar *,clock_t;名师归纳总结 - - - - - - -第 1 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - int mainvoid/ 取得进程运行相关的时间clock_t start,end; struct tms t_start,t_end; start = times&t_start;system “grep the /usr/d

3、oc/*/* /dev/null 2 /dev/null”;/*command /dev/null 的作用是将是 command 命令的标准输出丢弃,而标准错误输出仍是在屏幕上；一般来讲标准输出和标准错误输出都是屏幕,因此错误信息仍是会在屏幕上输出； /dev/null 2 /dev/null 标准输出与标准错误输出都会被丢弃 */ 0 1 2 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 ”-start; ,endputs “parent times”;”,;time_print“tuser CPUtime

4、_print“tsys CPU,;puts “child times”;time_print“tuser CPU”,;time_print“tsys CPU,;exitEXIT_SUCCESS;void time_printchar *str, clock_t timelong tps = sysconf_SC_CLK_TCK;名师归纳总结 /* 函数 sysconf的作用为将时钟滴答数转化为秒数,_SC_CLK_TCK 为定义每秒钟第 2 页,共 15 页- - - - - - -精选学习资料 - - - - - - - - - 有多少个滴答的宏 */ printf“%s: %6.2f se

5、csn”,str,floattime/tps;程序运行结果：由于该程序运算量很小,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：名师归纳总结 - - - - - - -第 3 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 更换为运算密集型的之后就较简单观看出消耗时间的差异；3阅读以下程序,编译并多次运行,观看执行输出次序,说明次序相同或不同的缘由；观看进程 ID ,分析进程 ID 的安排规律；总结 fork 的使用方法；注释程序主要语句；/* fo

6、rk usage */#include#include#includeint mainvoidpid_t child;ifchild=fork=-1perror“fork ”;exitEXIT_FAILURE;else ifchild=0名师归纳总结 puts “in child”;”,getpid;第 4 页,共 15 页printf“tchild pid = %dn- - - - - - -精选学习资料 - - - - - - - - - printf“tchild ppid = %dn”,getppid;exitEXIT_SUCCESS;elseputs “in parent”;”,ge

7、tpid;printf“tparent pid = %dnprintf“tparent ppid = %dn,getppid;exitEXIT_SUCCESS; 程序运行结果：？创建进程 ID 开头时一般随机安排,但假设多次运行,或创建子进程时,会次序安排内存；此外,当父进程终止时,子进程尚未终止,就子进程的父进程 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,当一个名师归纳总结 进程调用它 ,完成后就显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第 5 页,共 15 页- - - - - - -精选学习资料 -

8、- - - - - - - - 程,而原先的进程称为父进程；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, 这些需要安排新的内存；而对于只读的代码段,通常使用共享内存方式进行拜访；4阅读以下程序,编译并运行,等待或者按 主要语句； flag 有什么作用？通过试验说明；/* usage of kill,signal,wait */#include#include#include#includeint flag;C,分别观看执行结果并分析,注释程序void stop; /自定义函数,使flag=0 ,供 signal 调用int mainvoidint pid1,pid2;s

9、ignal3,stop; / signal 依参数 3 指定的信号编号来设置该信号的处理函数whilepid1=fork =-1; /程序等待胜利创建子进程大事的发生ifpid10/当前进程为父进程whilepid2=fork =-1;ifpid20/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;sleep5;killpid1,16; /将 16 指定的信号传给进程 ID 为 pid1 的进程killpid2,17; /将 17 指定的信号传给进程 ID 为 pid2 的进程wait0; /临时停止目前进程的执行,直到有信号来到或子进程终止wait0;名师归纳总结 p

10、rintf“n parent is killedn”;第 6 页,共 15 页- - - - - - -精选学习资料 - - - - - - - - - exitEXIT_SUCCESS;else/当前进程为子进程,就发送子进程kill 信号,杀死该子进程2flag=1;signal17,stop;printf“n child2 is killed by parentn”;exitEXIT_SUCCESS;else/当前进程为子进程,就发送子进程kill 信号,杀死该子进程1flag=1;signal16,stop;printf“n child1 is killed by parentn”;e

11、xitEXIT_SUCCESS; void stopflag = 0;程序运行结果：名师归纳总结 - - - - - - -第 7 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 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 ,表示进程终止；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悠闲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显现；程序源代码：程序运行结果：名师归纳总结 - - - - - - -第 8 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 6编写程序,要求父

12、进程创建一个子进程,子进程执行shell 命令 find / -name hda* 的功能,子进程终止时由父进程打印子进程终止的信息；执行中父进程转变子进程的优先级；程序源代码：程序运行结果：名师归纳总结 - - - - - - -第 9 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 10 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 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,由父进程转变子进程的优先级,观看不同优先级进程使用 CPU 的时间； */8查阅 Linux

13、系统中 struct task_struct 的定义,说明每项成员的作用；注： search in /usr/srclinux/广义上, 全部的进程信息被放在一个叫做进程掌握块的数据结构中,可以懂得为进程属性的集合；每个进程在内核中都有一个进程掌握块 PCB 来保护进程相关的信息 ,Linux 内核的进程掌握块是 task_struct 结构体； task_struct 是 Linux 内核的一种数据结构,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 包含了这些内容：1标示符：描述本进程的唯独标示符,用

14、来区分其他进程；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；名师归纳总结 - - - - - - -第 11 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 5内存指针：包括程序代码和进程相关数据的指针,仍有和其他进程共享的内存块的指 针；6上下文数据：进程执行时处理器的寄存器中的数据；7IO 状态信息：包括显示的I/O 恳求 ,安排给进程的IO 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；task_struct,并且可以在include/l

15、inux/ 里找到它；储存进程信息的数据结构叫做全部运行在系统里的进程都以 /proc 系统文件夹查看；task_struct 链表的形式存在内核里；进程的信息可以通过task_struct 一些字段的介绍：1. 调度数据成员1 volatile long states;表示进程的当前状态2 unsigned long flags;进程标志3 long priority;进程优先级；优先级可通过系统调用 sys_setpriorty 转变；4 unsigned long rt_priority;rt_priority 给出实时进程的优先级,rt_priority+1000 给出进程每次猎取 C

16、PU 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转变 见kernel/；5 long counter;在轮转法调度时表示进程当前仍可运行多久；在进程开头运行是被赋为 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赐予 CPU 使用权,因此 counter 起到了进程的动态优先级的作用 priority 就是静态优先级 ；6 unsigned long policy;该进程的进程调度策略,可以

17、通过系统调用 策略有 :sys_sched_setscheduler更换 见 kernel/；调度.SCHED_OTHER0非实时进程,基于优先权的轮转法round robin ；.SCHED_FIFO1实时进程,用先进先出算法 ；.SCHED_RR2实时进程,用基于优先权的轮转法；2. 信号处理 1 unsigned long signal;进程接收到的信号；每位表示一种信号,共 32 种；置位有效；2 unsigned long blocked; 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 struct signal_struct *sig;由于 signal 和 bloc

18、ked 都是 32 位的变量, Linux 最多只能接受32 种信号；对每种信号,各名师归纳总结 进程可以由PCB 的 sig 属性挑选使用自定义的处理函数,或是系统的缺省处理函数；指派以第 12 页,共 15 页各种信息处理函数的结构定义在include/linux/ 中；对信号的检查支配在系统调用终止后,及“ 慢速型 ” 中断服务程序终止后IRQ#_interrupt ；- - - - - - -精选学习资料 - - - - - - - - - 3. 进程队列指针1 struct task_struct *next_task ,*prev_task;全部进程 以 PCB 的形式 组成一个双

19、向链表；和尾都是 init_task 即 0 号进程 ；2 struct task_struct *next_run ,*prev_run;next_task 和就是链表的前后指针；链表的头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 struct task_struct *p_opptr ,*p_pptr; 和 struct task_struct *p_cptr ,*p_ysptr

20、, *p_osptr;以上分别是指向原始父进程original parent、父进程 parent、子进程 youngest child及新老兄弟进程 younger sibling , older sibling 的指针；4. 进程标识 1 unsigned short uid , gid; uid 和 gid 是运行进程的用户标识和用户组标识；2 int groupsNGROUPS;与多数现代UNIX操作系统 一样, Linux 答应进程同时拥有一组用户组号；在进程拜访文件时,这些组号可用于合法性检查；3 unsigned short euid ,egid;euid 和 egid 又称为有

21、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,系统会赐予一般用户临时拥有 root 的 uid 和 gid作为用户进程的 euid 和 egid ,以便于进行运作；4 unsigned short fsuid ,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 特殊的标识类型；它们一般分别和 euid 和 egid 一样,但在 NFS 文件系统中 NFS 服务器需要作为一个特别的进程拜访文件,这时只修改客户进

22、程的 fsuid 和 fsgid ；5 unsigned short suid ,sgid;suid 和 sgid 是依据 POSIX 标准引入的,在系统调用转变uid 和 gid 时,用于保留真正的uid和 gid；6 int pid ,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/有 sys_setpgid、sys_getpgid、sys_setpgrp、 sys_getpgrp、sys_getsid 及 sys_setsid几种；7 int leader;是否是 session的主管,布尔量；5. 时间数据成员1 unsign

23、ed long timeout;用于软件定时,指出进程间隔多久被重新唤醒；采纳 tick 为单位；2 unsigned long it_real_value ,it_real_iner;用于 itimerinterval timer 软件定时；采纳 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 储存；详细代码见 kernel/中的函数 it_real_fn ；3 struct timer_list real_timer;一种定时器结构Linux共有两种定时器结构,另一种称作o

24、ld_timer ； 数据结构 的定义在include/linux/ 中,相关操作函数见kernel/中 add_timer 和 del_timer 等；4 unsigned long it_virt_value ,it_virt_incr;名师归纳总结 - - - - - - -第 13 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 关于进程用户态执行时间的itimer 软件定时；采纳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

25、 储存；详细代码见 kernel/中的函数 do_it_virt ；5 unsigned long it_prof_value ,it_prof_incr;同样是 itimer 软件定时；采纳 jiffies 为单位；不管进程在用户态或内核态运行,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储存；详细代码见 kernel/ 中的函数 do_it_prof ；6 long utime ,stime, cutime,cstime,start_time;以上分别为进程在用户态的运行时间、进程在内核态的

26、运行时间、全部层次子进程在用户态的运行时间总和、全部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 struct sem_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；当进程反常终止时,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/ ；2 struct sem_queue *semsleeping;每一信

27、号量集合对应一个 sem_queue 等待队列 见 include/linux/ ；进程因操作该信号量集合而堵塞时,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 struct desc_struct *ldt;进程关于 CPU 段式储备治理的局部描述符表的指针,用于仿真WINE Windows 的程序；其他情形下取值 NULL ,进程的 ldt 就是 arch/i386/ 定义的 default_ldt ；2 struct thread_struct tss;任

28、务状态段,其内容与 INTEL CPU 的 TSS 对应,如各种通用寄存器 .CPU 调度时,当前运行进程的 TSS 储存到 PCB 的 tss,新选中进程的 tss 内容复制到 CPU 的 TSS；结构定义在include/linux/ 中；3 unsigned long saved_kernel_stack;为 MS-DOS 的仿真程序 或叫系统调用 vm86 储存的堆栈指针；4 unsigned long kernel_stack_page;在内核态运行时,每个进程都有一个内核堆栈,其基地址就储存在 8. 文件系统数据成员 1 struct fs_struct *fs;kernel_st

29、ack_page 中；fs 储存了进程本身与 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 给出新建文件的拜访模式 可由系统调用 umask 更换 ,count 是 Linux 保留的属性, 如下页图所示；结构定义在 include/linux/ 中；2 struct files_struct *files;files 包含了进程当前所打开的文件struct file *fdNR_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 int link_

30、count; 文件链 link 的数目；Array. 内存数据成员名师归纳总结 - - - - - - -第 14 页,共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 1 struct mm_struct *mm;在 linux 中,采纳按需分页的策略解决进程的内存需求；task_struct 的数据成员 mm 指向关于储备治理的 mm_struct 结构；其中包含了一个虚存队列 mmap,指向由假设干 vm_area_struct描述的虚存块； 同时,为了加快拜访速度,mm 中的 mmap_avl 保护了一个 AVL 树；在树中,全部的 vm_area_struct 虚存块均由左指针指向相邻的低虚存块,结构定义在 include/linux/ 中；右指针指向相邻的高虚存块；名师归纳总结 - - - - - - -第 15 页,共 15 页