第四章中央处理器教案.docx
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第四章中央处理器教案
四川师范大学信息技术学院理工教研室张永来
任课老师：
张永来上课时间：
2013.8.1
课题
第4章进程管理
班级
2010级计算机科学与技术班
课时
4
学情分析
进程管理是学生接触到的操作系统基础原理中的第一部分，也是最重要的。
如何让学生学得不枯燥、学得不抽象是个值得思考的问题
教学目标
1理解进程、线程、PCB概念2理解并掌握进程的状态转换3理解并掌握进程的两种运行模式4重点理解并掌握终端技术5理解并掌握操作系统及Linux的进程控制功能6理解Shell命令的执行过程7理解并熟练掌握操作系统进程调度原理及Linux下的进程调度策略与过程8熟练掌握进程的互斥与同步的作用及其使用，知道Linux下的进程同步机制---信号量机制。
9掌握死锁的产生原因及避免方法。
10知道Linux的进程通信方式；掌握Linux的信号通信原理和管道通信原理11理解并掌握线程概念。
教学重点
进程、线程、PCB概念；进程的状态转换；进程控制；进程调度；进程的互斥与同步
教学难点
进程控制；进程调度；
重点、难点
解决办法
解决办法：
分析讨论法、讲解法
过程与方法
类比法、讨论法、分析法
教学过程
呈现
方式
设计
意图
引入新课：
操作系统一般只有一个处理器，现在大多也就两个，可我们计算机里面可能会运行很多软件，但我们用户看起来是这些软件同时在运行，这是怎么回事呢？
讲授新课
第4章进程管理
1）进程管理的功能：
跟踪和控制所有进程的活动，为它们分配和调度CPU，协调进程的运行步调
2）进程管理的目标：
最大限度地发挥CPU的处理能力，提高进程的运行效率
第4.1节进程
4.1.1程序的顺序执行与并发执行
1程序的顺序执行
1）什么叫顺序执行
程序的各操作步骤是依序执行的，程序与程序之间是串行执行的，就叫程序的顺序执行。
2）顺序执行是单道程序系统中程序的运行方式
3）顺序执行的特点：
（1）顺序性
（2）封闭性
（3）可再现性
4）缺点：
一个程序独占全部系统资源，系统资源利用率很低
2程序的并发执行
1）什么叫并发执行
程序的并发执行是指若干个程序或程序段同时存在于内存中运行
2）并发运行是多道程序系统（现代操作系统）中的基本特征
3）特点：
（1）间断性：
因竞争资源而间断，如轮流占用CPU
（2）没有封闭性：
（3）不可再现性
3并发执行的潜在问题
1）程序在并发执行时会导致执行结果的不可再现性，这是多道程序系统必须解决的问题。
2）举例见ppt或者教材page75
4.1.2进程的概念
1.进程
1）进程概念：
进程就是程序的一次运行过程
2）进程与程序的关联
程序是进程的一个组成部分，是进程的执行文本，而进程是程序的执行过程。
3）进程与程序的区别
A程序是静态的指令集合，可以永久存在
B进程是个动态的过程实体，动态地产生、发展和消失。
打比喻进行解释：
电影与胶片的关系：
胶片是静态的，是电影的放映素材。
而电影是动态的，一场电影就是胶片在放映机上的一次“运行”。
C进程与程序之间也不是一一对应的关系：
（1）一个进程可以顺序执行多个程序，如同一场电影可以连续播放多部胶片一样。
（2）一个程序可以对应多个进程，就像一本胶片可以放映多场电影一样。
举例：
vi，QQ
2.进程的特性
（1）动态性：
（2）并发性：
（3）独立性：
（4）异步性：
不可预知的进度
3.进程的基本状态
1）宏观上，所有进程同时运行
2）微观上，串行
3）进程的三个基本状态：
（1）就绪态：
分配到了除CPU之外的所有资源。
就绪态的进程放进就绪队列里
（2）运行态：
进程已经获得CPU，正在运行
（3）等待态：
等待某种资源或者事件发生而暂停执行。
等待态进程进入等待队列
4.进程状态的转换
4.1.3进程控制块
1.进程控制块
进程由程序、数据和进程控制块3部分组成。
进程控制块记录进程的所有信息，一个进程对应一个进程控制块，是进程的标志
2.进程控制块的内容
1）进程描述信息：
包括进程标识号PID、父进程和子进程的信息
2）进程控制和调度信息：
进程的当前状态、调度信息、记时信息等
3）资源信息：
资源包括该进程使用的存储器空间、打开的文件以及设备等
4）现场信息：
一般包括CPU的内部寄存器和系统堆栈。
用于进程切换和恢复
4.1.4进程的组织
管理进程就是管理进程的PCB。
所有的PCB都存放在内存中，通常采用的组织结构有数组、索引和链表3种方式。
数组方式：
效率低，如查找某个PCB时需要扫描全表
索引方式是通过在PCB数组上设置索引表或散列表，以加快访问速度。
链表方式是将PCB链接起来，构成链式队列或链表
4.1.5Linux系统中的进程
进程也称为任务（task），两者一致
1. Linux进程的状态
5种基本状态：
运行、就绪、睡眠（分为可中断的与不可中断的）、暂停和僵死
状态转换图
Linux将这些基本状态归结为4种：
（1）可执行态（runnable）：
可执行态包含运行和就绪两种状态
（2）睡眠态（sleeping）：
即等待态。
睡眠态又细分为可中断的（interruptible）和不可中断的（uninterruptible）两种
（3）暂停态（stopped）：
暂停态的进程一般都是由运行态转换而来，等待某种特殊处理。
比如调试跟踪的程序、断点
（4）僵死态（zombie）：
进程运行结束或因某些原因被终止时，它将释放除PCB外的所有资源。
这种占有PCB但已经无法运行的进程就处于僵死状态。
2. Linux进程的状态转换过程
如上图
3. Linux的进程控制块
Linux系统的PCB用一个称为task_struct的结构体来描述。
一个进程对应一个task_struct结构，填入进程的控制信息，包括：
（1）进程标识号（PID）：
（2）用户标识（UID）和组标识（GID）：
（3）链接信息：
用指针的方式记录进程的父进程、兄弟进程以及子进程的位置（即PCB的地址）。
（4）状态：
进程当前的状态。
（5）调度信息：
与系统调度相关的信息，包括优先级、时间片和调度策略。
（6）记时信息：
包括时间和定时器。
时间记录进程建立的时间以及进程占用CPU的时间统计
（7）通信信息：
记录有关进程间信号量通信及信号通信的信息。
（8）退出码：
记录进程运行结束后的退出状态，供父进程查询用。
（9）文件系统信息：
包括根目录、当前目录、打开的文件以及文件创建掩码等信息。
（10）内存信息：
记录进程的代码映像和堆栈的地址、长度等信息。
（11）进程现场信息：
保存进程放弃CPU时所有CPU寄存器及堆栈的当前值。
4.查看进程的信息
ps命令
【功能】可查看记录在进程PCB中的几乎所有信息。
【格式】ps[选项]
【选项】
-e显示所有进程。
-f以全格式显示。
-r只显示正在运行的进程。
-o以用户定义的格式显示。
a显示所有终端上的所有进程。
u以面向用户的格式显示。
x显示所有不控制终端的进程。
【说明】
（1）默认只显示在本终端上运行的进程，除非指定了-e、a、x等选项。
（2）没有指定显示格式时，采用以下缺省格式，分4列显示：
PIDTTYTIMECMD
其余见教材page81
5.Linux进程的组织
Linux系统采用了多种方式来组织PCB，主要有以下几种。
1）进程链表
系统将所有的PCB链成一个双向循环链表，进程通过PCB中的list_head字段链入进程链表。
遍历该链表即可顺序地找到每个进程。
在许多情况下，内核需要根据进程的PID查找进程。
顺序扫描链表并逐个检查PCB中的PID是相当低效的。
为了加速查找，内核还设置了几个进程散列表，将PID直接映射到PCB。
2）进程树链表
Linux系统中，进程之间存在着父子关系。
除了init进程外，每个进程都有一个父进程，即创建了此进程的进程。
系统中的所有进程形成了一棵进程树，每个进程都是树中的一个节点，树的根是init进程，它是所有进程的祖先进程。
在PCB中设置有父进程指针parent、子进程指针children和兄弟进程指针sibling，它们构造出了进程树的结构。
进程通过这些指针可以直接找到它的家族成员。
3）可执行队列
为了方便进程的调度，系统把所有处于可执行状态的PCB组织成一个可执行队列，处于可执行状态的进程通过PCB中的run_list字段链入队列。
可执行队列中设置了一个curr指针，它指向队列中正在使用CPU的进程，用来区别就绪态和运行态的进程。
在进程切换时，进程调度程序从可执行队列中选择一个让其运行，并将curr指针指向它。
4）等待队列
进程因不同的原因而睡眠，系统将睡眠的进程分类管理，每类对应一个特定的事件，用一个等待队列链接。
等待队列是一个双向循环链表，链表的节点中包含了指向进程PCB的指针。
当某一事件发生时，内核会唤醒相应的等待队列中满足等待条件的进程，将唤醒的进程从队列中删除，加入到可执行队列中。
4.2进程的运行模式
进程的运行紧密依赖于操作系统的内核
4.2.1操作系统内核
内核（kernel）是操作系统的核心，它负责最基本的资源管理和控制工作，为进程提供良好的运行环境。
图4-5是Linux系统的层次体系结构。
系统分为3层：
最底层是系统硬件；硬件层之上是核心层，它是运行程序和管理基本硬件的核心程序；用户层由系统的核外程序和用户程序组成，它们都是以用户进程的方式运行在核心之上。
Linux系统的内核主要由以下成分构成：
（1）进程控制子系统，负责支持、管理和控制进程的运行，包括以下模块：
●进程调度模块，负责调度进程的运行。
●进程通信模块，实现进程间的本地通信。
●内存管理模块，管理进程的地址空间。
（2）文件子系统，为进程提供I/O环境，包括以下模块和成分：
●文件系统模块，管理文件和设备。
●网络接口模块，实现进程间的网络通信。
●设备驱动程序，驱动和控制设备的运行。
（1）系统调用接口，提供进程与内核的接口，进程通过此接口调用内核的功能。
（2）硬件控制接口，是内核与硬件的接口，负责控制硬件并响应和处理中断事件。
4.2.2中断与系统调用
由图可以看出，内核与外界的接口是来自用户层的系统调用和来自硬件层的中断，而系统调用本身也是一种特殊的中断。
因此可以说内核是中断驱动的，它的主要作用就是提供系统调用和中断的处理。
因此，了解内核的运行机制需要先了解中断和系统调用的概念。
1.中断
1）中断概念：
在中断方式下，CPU启动设备操作后，它不是空闲等待，而是继续执行程序。
当设备完成I/O操作后，向CPU发出一种特定的中断信号，打断CPU的运行。
CPU响应中断后暂停正在执行的程序，转去执行专门的中断处理程序，然后再返回原来的程序继续执行。
这个过程就是中断。
2）中断的概念是因实现CPU与设备并行操作而引入的。
然而，这个概念后来被大大地扩大了。
现在，系统中所有异步发生的事件都是通过中断机制来处理的，包括I/O设备中断、系统时钟中断、硬件故障中断、软件异常中断等。
这些中断分为硬件中断和软件中断（也称为异常）两大类。
每个中断都对应一个中断处理程序。
中断发生后，CPU通过中断处理入口转入相应的处理程序来处理中断事件。
2.系统调用
1）系统调用是系统内核提供的一组特殊的函数，用户进程通过系统调用来访问系统资源。
2）系统调用是内核中的程序代码，它们具有访问系统资源的特权。
当用户进程需要执行涉及系统资源的操作时，需要通过系统调用，让内核来完成。
3）系统调用是借助中断机制实现的，它是软中断的一种，称为“系统调用”中断。
当进程执行到一个系统调用时，就会产生一个系统调用中断。
CPU将响应此中断，转入系统调用入口程序，然后调用内核中相应的系统调用处理函数，执行该系统调用对应的功能。
4.2.3进程的运行模式
1. CPU的执行模式
CPU的基本功能就是执行指令。
通常，CPU指令集中的指令可以划分为两类：
特权指令和非特权指令。
1）特权指令是指具有特殊权限的指令，可以访问系统中所有寄存器和内存单元，修改系统的关键设置。
比如清理内存、设置时钟、执行I/O操作等都是由特权指令完成的。
2）非特权指令是那些用于一般性的运算和处理的指令。
这些指令只能访问用户程序自己的内存地址空间。
普通的应用程序只能使用那些没有危险的非特权指令
3）特权指令的权限高，如果使用不当则可能会破坏系统或其他用户的数据，甚至导致系统崩溃。
为了安全起见，这类指令只允许操作系统的内核程序使用。
普通的应用程序只能使用那些没有危险的非特权指令。
实现这种限制的方法是在CPU中设置一个代表运行模式的状态字，修改这个状态字就可以切换CPU的运行模式。
4）Linux系统只用到了其中两个，即称为核心态的最高特权级模式（ring0）和称为用户态的最低特权级模式（ring3）。
5）核心态下，CPU能不受限制地执行所有指令，从而表现出最高的特权。
6）在用户态下，CPU只能执行一般指令，不能执行特权指令，因而也就没有特权。
7）内核的程序运行在核心态下，而用户程序则只能运行在用户态下。
从用户态转换为核心态的唯一途径是中断（包括系统调用）。
一旦CPU响应了中断，则将CPU的状态切换到核心态，待中断处理结束返回时，再将CPU状态切回到用户态。
2.进程的运行模式
进程在其运行期间常常被中断或系统调用打断，因此CPU也经常地在用户态与核心态之间切换。
在进行通常的计算和处理时，进程运行在用户态；执行系统调用或中断处理程序时进入核心态，执行内核代码。
调用返回后，回到用户态继续运行。
图4-6描述了用户进程的运行模式切换。
第4.3节进程控制
1）进程控制是指对进程的生命周期进行有效的管理，实现进程的创建、撤销以及进程各状态之间的转换等控制功能。
2）进程控制的目标是使多个进程能够平稳高效地并发执行，充分共享系统资源。
4.3.1进程控制的功能
1）进程控制的功能是控制进程在整个生命周期中各种状态之间的转换
2）不包括就绪态与运行态之间的转换，它们是由进程调度来实现的
3）内核提供了几个原子性的操作函数，称为原语（primitive）。
A原语与普通函数的区别是它的各个指令的执行是不可分割的，要么全部完成，要么一个也不做，因而可以看做是一条广义的指令。
B用于进程控制的原语主要有创建、终止、阻塞和唤醒等。
（1）创建进程
创建原语的主要任务是根据创建者提供的有关参数（包括进程名、进程优先级、进程代码起始地址、资源清单等信息），建立进程的PCB。
具体的操作过程是：
先申请一个空闲的PCB结构，调用资源分配程序为它分配所需的资源，将有关信息填入PCB，状态置为就绪态，然后把它插入就绪（可执行）队列中。
（2）撤销进程
撤销原语用于在一个进程运行终止时，撤销这个进程并释放进程占用的资源。
撤销的操作过程是：
找到要被撤销的进程的PCB，将它从所在队列中摘出，释放进程所占用的资源，最后销去进程的PCB。
（3）阻塞进程
阻塞原语用于完成从运行态到等待态的转换工作。
当正在运行的进程需要等待某一事件而无法执行下去时，它就调用阻塞原语把自己转入等待状态。
阻塞原语具体的操作过程是：
首先中断CPU的执行，把CPU的当前状态保存在PCB的现场信息中；然后把被阻塞的进程置为等待状态，插入到相应的等待队列中；最后调用进程调度程序，从就绪（可执行）队列中选择一个进程投入运行。
（4）唤醒进程
唤醒原语用于完成等待态到就绪态的转换工作。
当处于等待状态的进程所等待的事件出现时，内核会调用唤醒原语唤醒被阻塞的进程。
操作过程是：
在等待队列中找到该进程，置进程的当前状态为就绪态，然后将它从等待队列中撤出并插入到就绪（可执行）队列中。
4.3.2Linux系统的进程控制
在Linux系统中，进程控制的功能是由内核的进程控制子系统实现的，并以系统调用的形式提供给用户进程或其他系统进程使用。
1.进程的创建与映像更换
系统启动时执行初始化程序，启动进程号为1的init进程运行。
系统中所有的其他进程都是由init进程衍生而来的。
除init进程外，每个进程都是由另一个进程创建的。
新创建的进程称为子进程，创建子进程的进程称为父进程。
Unix/Linux系统建立新进程的方式与众不同。
它不是一步构造出新的进程，而是采用先复制再变身的两个步骤，即先按照父进程创建一个子进程，然后再更换进程映像开始执行。
1）创建进程
（1）创建一个进程的系统调用是fork（）。
（2）创建进程采用的方法是克隆，即用父进程复制一个子进程。
做法是：
先获得一个空闲的PCB，为子进程分配一个PID，然后将父进程的PCB中的代码及资源复制给子进程的PCB，状态置为可执行态。
建好PCB后将其链接入进程链表和可执行队列中。
此后，子进程与父进程并发执行。
父子进程执行的是同一个代码，使用的是同样的资源。
（3）它与父进程的区别仅仅在于PID（进程号）、PPID（父进程号）和与子进程运行相关的属性（如状态、累计运行时间等），而这些是不能从父进程那里继承来的。
（4）fork（）系统调用
【功能】创建一个新的子进程。
【调用格式】intfork（）;
【返回值】
0向子进程返回的返回值，总为0
>0向父进程返回的返回值，它是子进程的PID。
-1创建失败。
【说明】若fork（）调用成功，则它向父进程返回子进程的PID，并向新建的子进程返回0。
图4-7描述了fork（）系统调用的执行结果。
A从该调用点之后分裂成了两个进程：
一个是父进程，从fork（）后的代码处继续运行；另一个是新创建的子进程，从fork（）后的代码处开始运行。
B与一般函数不同，fork（）是“一次调用，两次返回”，父进程得到的返回值是一个大于0的数，它是子进程的PID；子进程得到的返回值为0。
C通常的做法是：
在fork（）调用后，通过判断fork（）的返回值，分别为父进程和子进程设计不同的执行分支。
例4.2一个简单的fork_test程序：
#include
main（）
{intrid;
rid=fork（）;
if（rid<0）{printf（“forkerror!
”）;return;}
if（rid>0）//父进程分支
printf（“Iamparent,myridis%d,myPIDis%d\n”,rid,getpid（））;
else//子进程分支
printf（“Iamchild,myridis%d,myPIDis%d\n”,rid,getpid（））;
}
由于两进程是并发的，它们输出信息的先后次序不确定，有可能父先子后，也可能相反。
2）更换进程映像
（1）通常用户需要的是创建一个新的进程，它执行的是一个不同的程序。
Linux系统的做法是，先用fork（）克隆一个子进程，然后在子进程中调用exec（），使其脱胎换骨，变换为一个全新的进程。
（2）exec（）系统调用的功能是根据参数指定的文件名找到程序文件，把它装入内存，覆盖原来进程的映像，从而形成一个不同于父进程的全新的子进程。
除了进程映像被更换外，新子进程的PID及其他PCB属性均保持不变，实际上是一个新的进程“借壳”原来的子进程开始运行。
（3）exec（）系统调用
【功能】改变进程的映像，使其执行另外的程序。
【调用格式】exec（）是一系列系统调用，共有6种调用格式，其中execve（）是真正的系统调用，其余是对其包装后的C库函数。
intexecve（char*path,char*argv[],char*envp[]）;
intexecl（char*path,char*arg0,char*arg1,...char*argn,0）;
intexecle（char*path,char*arg0,char*arg1,...char*argn,0,char*exvp[]）;
…
【参数说明】path为要执行的文件的路径名，argv[]为运行参数数组，envp[]为运行环境数组。
arg0为程序的名称，arg1～argn为程序的运行参数，0表示参数结束。
例如：
execl（“/bin/echo”,“echo”,“hello!
”,0）;
execle（“/bin/ls”,“ls”,“-l”,“/bin”,0,NULL）;
前者表示更换进程映像为/bin/echo文件，执行的命令行是“echohello!
”。
后者表示更换进程映像为/bin/ls文件，执行的命令行是“ls-l/bin”。
【返回值】调用成功后，不返回，调用失败后，返回
－1。
与一般的函数不同，exec（）是“一次调用，零次返回”，因为调用成功后，进程的映像已经被替换，无处可以返回了。
图4-9描述了用exec（）系统调用更换进程映像的流程。
子进程开始运行后，立即调用exec（），变身成功后即开始执行新的程序了。
例4.3一个简单的fork-exec_test程序：
#include
main（）
{intrid;
rid=fork（）;
if（rid>0）printf（“Iamparent\n”）;
else{printf（“Iamchild,I’llchangetoecho!
\n”）;
execl（“/bin/echo”,“echo”,“hello!
”,0）;//更换为echo
}
}
2.进程的终止与等待
1）进程的终止与退出状态
导致一个进程终止运行的方式有两种：
一是程序中使用退出语句主动终止运行，我们称其为正常终止；另一种是被某个信号杀死（例如，在进程运行时按Ctrl+c键终止其运行），称为非正常终止。
关于信号的介绍见0节。
用C语言编程时，可以通过以下4种方式主动退出：
（1）调用exit（status）函数来结束程序；
（2）在main（）函数中用returnstatus语句结束；
（3）在main（）函数中用return语句结束；
（4） main（）函数结束。
2）终止进程
进程无论以哪种方式结束，都会调用一个exit（）系统调用，通过这个系统调用终止自己的运行，并及时通知父进程回收本进程。
exit（）系统调用完成以下操作：
释放进程除PCB外的几乎所有资源；向PCB写入进程退出状态和一些统计信息；置进程状态为“僵死态”；向父进程发送“子进程终止（SIGCHLD）”信号；调用进程调度程序切换CPU的运行进程。
至此，子进程已变为“僵尸进程”，它不再具备任何执行条件，只是PCB还在。
保留PCB的目的是为了保存有关该进程运行情况的重要的信息，比如这个进程的退出
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