操作系统知识梳理Word下载.docx

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当增加长度时，可能需将以前分配区的内容移到另一个足够大的区域，以便在尾端提供增加的存储区，而新增区域内的初始值则不确定。

三个函数的返回值：

若成功则返回非空指针，若出错则返回NULL.

C程序使用malloc函数族在堆上分配和释放内存。

这些函数具备以下特点：

●属于C语言标准的一部分

●更易于在多线程程序中使用

●接口简单，允许分配小块内存。

●允许随意释放内存块，它们被维护于一张空闲内存列表中，在后续内存分配调用时循环使用。

malloc（）函数在堆上分配参数size字节大小的内存，并返回指向新分配内存起始位置处的指针，其分配的内存未经初始化。

#include<

stdlib.h>

Returnpointertoallocatedmemoryonsuccess,orNULLonerror

由于malloc（）的返回类型为void*,因而可以将其赋给任意类型的C指针。

malloc（）返回内存块所采用的字节对齐方式，总是适宜于高效访问任何类型的C语言数据结构。

在大多数硬件架构上，这实际意味着malloc是基于8字节或16字节边界来分配内存的。

若无法分配内存，则malloc（）返回NULL，并设置errno以返回错误信息。

虽然分配内存失败的可能性很小，但所有对malloc（）以及后续提及的相关函数的调用都应对返回值进行错误检查。

free（）函数释放ptr参数所指向的内存块，该参数一般是之前由malloc（）或其他堆内存分配函数返回的地址。

voidfree（void*ptr）;

free（）函数会将释放的这块内存添加到空闲内存列表中，供后续的malloc（）函数循环使用。

如果传给free（）的是一个空指针，那么函数将什么都不做。

（换句话说，给free（）传入一个空指针并不是错误代码。

）

在调用free（）后对参数ptr的任何使用，例如将其再次传递给free（），将产生错误，并可能导致不可预知的后果。

所以应对参数做检查。

CPU时间与墙钟时间

关于时间的一个重要应用是测量程序的运行时间。

UNIX系统是多道分时系统，它可以同时运行多道程序，因此，程序的运行时间有CPU时间与墙钟时间之分。

进程的CPU时间是进程占用处理机的运行时间，它包括进程执行自己的指令以及系统为进程服务所用时间，但不包括等待I/O或其他进程运行所占时间，它是一个相对固定的值。

进程的墙钟时间是进程从开始执行到结束期间墙钟实际走动的时间。

由于分时的原因，进程的墙钟时间可能包含了其他进程的运行时间，因此对于一个进程的每一次运行而言，它可能是一个不固定的值。

每一个进程自创建开始，系统便统计它所使用的CPU时间。

进程的CPU时间进一步又分为用户时间和系统时间。

用户时间是进程执行自己的指令所花的时间，系统时间是操作系统为进程服务（如执行系统调用）所用的时间。

进程

进程组

进程组是一个或多个进程的集合，通常他们与同一作业相关联，可以接收来自同一终端的各种信号，组长进程的标识是进程组ID等于其自身的进程ID。

一个进程只能为它自己或它的子进程设置进程组ID,在它的子进程调用了exec函数之后就不能再改变该子进程的进程组id。

Pid_tgetpgrp（void）;

Pid_tgetpgid（pid_tpid）;

若pid为0，则返回调用的进程组ID

Intsetpgid（pid_tpid,pid_tpgid）;

将pid进程的进程组ID设置为pgid.如果这两个参数相等，pid指定的进程变成进程组组长，为0，则使用调用者的进程ID.pgid为0，pid指定的进程id将用作进程组id。

会话

会话是一个或多个进程组的集合。

pid_t

setsid（void）;

//若成功则返回进程组ID，出错则返回-1.

1.如果调用此函数的进程不是一个进程组组长，则此函数就会创建一个新会话，结果将发生下面三件事：

a.该进程变成新会话首进程（sessionleader）。

（会话首进程是创建该会话的进程）此时，该进程是新会话中的唯一进程。

b.该进程称为一个新进程组的组长进程，新进程组ID是该调用进程的进程ID。

c.该进程没有控制终端，如果在调用setsid之前该进程有一个控制终端，那么这种联系也会被中断。

2.如果该调用进程已经是一个进程组的组长，则此函数返回出错。

为了保证不会发生这种情况，通常先调用fork，然后使其父进程终止，则子进程则继续。

因为子进程继承了父进程的进程组ID，而其进程ID是新分配的，两者不可能相等，保证了子进程不会是一个进程组的组长。

控制终端：

1.一个会话可以有一个控制终端（controllingterminal），通常会话的第一个进程打开一个终端（终端设备或伪终端设备）后，该终端就成为该会话的控制终端。

2.建立与控制终端连接的会话首进程被称为控制进程。

（controllingprocess）

3.一个会话中的几个进程组可被分成一个前台进程组以及一个或者多个后台进程组。

4.如果一个会话有一个控制终端，则它有一个前台进程组（foregroundprocessgroup），会话中的其他进程组则为后台进程组。

5.无论何时进入终端的中断键（ctrl+c）或推出键（ctrl+\），就会将中断信号发送给前台进程组的所有进程。

6.如果终端接口检测到调制解调器（或网络）已经断开，则将挂断信号发送给控制进程。

作业控制

作业控制允许在一个终端上启动多个作业（进程组），它控制哪一个作业可以访问终端，哪些作业在后台运行。

作业控制是伯克利在1980年左右加到UNIX的一个新特性。

它允许在一个终端上起动多个作业（进程组），控制哪一个作业可以存取该终端，以及哪些作业在后台运行。

作业控制要求三种形式的支持：

（1）支持作业控制的shell。

（2）内核中的终端驱动程序必须支持作业控制。

（3）必须提供对某些作业控制信号的支持。

进程的状态转换

僵死进程

子进程终止时，由于需要保存它得终止状态以备父进程调用wait（），因此子进程在进程表中的登记项不会立刻释放，仍然保持与父进程的连接直到父进程正常终止或者调用wait（）为止。

即尽管子进程不在活跃，但仍在系统中，此时它就是所谓的僵死进程。

为了避免僵死进程遗留在系统中，通常需要调用wait（）来等待子进程，或者通过调用两次fork（）。

守护进程

守护进程也是精灵进程（daemon）,是一种生存期较长的进程，常常在系统自举时候启动，仅仅在系统关闭时终止。

因为没有控制终端所有在后台运行。

常见的守护进程有下面这些：

∙init.系统守护进程，负责启动各个运行层次的特定系统服务。

∙keventd.为内核中运行计划执行的函数提供进程上下文。

∙kampd.对高级电源管理提供支持。

∙kswapd.页面调度守护进程。

∙bdflush.当可用内存到达某个下限的时候，将脏缓冲区从缓冲池（buffercache）冲洗到磁盘上。

∙kupdated.将脏页面冲洗到磁盘上，以便在系统失效时减少丢失的数据。

∙portmap.将rpc程序号映射为网络端口号。

∙syslogd.系统消息日志服务器。

∙xinted.inted守护进程。

∙nfsd,lockd,rpciod.支持NFS的一组守护进程。

∙crond.在指定的日期和时间执行特定的命令。

∙cupds.打印假脱机进程，处理对系统提出的所有打印请求。

∙daemonize

产生一个daemon程序需要一系列的操作，步骤如下：

∙umask（0）.因为我们从shell创建的话，那么继承了shell的umask.这样导致守护进程创建文件会屏蔽某些权限。

∙fork然后使得父进程退出。

一方面shell认为父进程执行完毕，另外一方面子进程获得新的pid肯定不为进程组组长，这是setsid前提。

∙setsid来创建新的会话。

这时候进程称为会话首进程，称为第一个进程组组长进程同时失去了控制终端。

∙最好在这里再次fork。

这样子进程不是会话首进程，那么永远没有机会获得控制终端。

如果这里不fork的话那么会话首进程依然可能打开控制终端。

父进程继承过来的当前目录可能mount在一个文件系统上。

如果不切换到根目录，那么这个文件系统不允许unmount.

∙关闭不需要的文件描述符。

可以通过_SC_OPEN_MAX来判断最高文件描述符（不是很必须）.

∙然后打开/dev/null复制到0,1,2（不是很必须）.当一个进程正常或者是异常终止的时候，内核就会向父进程发送一个SIGCHLD信号，父进程可以对这个信号进行处理或者是忽略，默认情况下面是忽略。

如果父进程需要处理的话，那么就可以调用wait/waitpid来得到子进程终止状态。

进程终止的方式和途径：

1正常终止

（1）从main（）内执行return

（2）直接调用exit（）函数

（3）调用_eixt（）函数

2异常终止

（1）调用abort（）

（2）当进程收到某种信号时

C程序的存储空间布局

（1）正文段。

这是由CPU执行的机器指令部分。

通常正文段是可共享的，所以即使是频繁执行的程序（入文本编辑器、C编译器和shell等）在存储器中也只需有一个副本，另外正文段常常是只读的，以防止程序由于意外而修改其指令。

（2）初始化数据段。

通常将此段称为数据段，它包含了程序中需明确的赋值的变量。

例如C程序中任何函数之外的声明：

intmaxcount=99;

使此变量以其初值存放在初始化数据段中。

（3）为初始化数据段。

通常将此段称为bss段，这一名称来源于早期汇编程序一个操作服，意思是“由符号开始的块”（blockstartedbysymbol），在程序开始执行之前，内核将此段中的数据初始化为0或空指针。

函数外的声明：

longsum[1000]使此变量存放在非初始化数据段中。

（4）栈。

自动变量以及每次函数调用时所需保存的信息都存放在此段中。

（5）堆。

通常在堆中进行动态存储分配。

由于历史上形成的惯例，堆位于为初始化数据段和栈之间。

IPC机制

按发送路径来看，可分为直接通信和间接通信。

1.直接通信

（1）进程必须正确的命名对方

send（P,message）–发送信息到进程P

receive（Q,message）–从进程Q接受消息

（2）通信链路的属性

自动建立链路

一条链路恰好对应一对通信进程

每对进程之间只有一个链接存在

链接可以是单向的，但通常为双向的

2.间接通信

（1）通过操作系统维护的消息队列实现进程间的消息接收和发送

每个消息队列都有一个唯一的标识

只有共享了相同消息队列的进程，才能够通信

只有共享了相同消息队列的进程，才建立连接

连接可以是单向或双向

消息队列可以与多个进程相关联

每对进程可以共享多个消息队列

（3）通信流程

创建一个新的消息队列

通过消息队列发送和接收消息

销毁消息队列

3.进程通信可划分为阻塞（同步）或非阻塞（异步）

（1）阻塞通信

阻塞发送：

发送者在发送消息后进入等待，直到接收者成功收到

阻塞接收：

接收者在请求接收消息后进入等待，直到成功收到一个消息

（2）非阻塞通信

非阻塞发送：

发送者在消息发送后，可立即进行其他操作

非阻塞接收：

没有消息发送时，接收者在请求接收消息后，接收不到任何消息

4.信号

进程间的软件中断通知和处理机制。

5.管道（间接通信）

进程间基于内存文件的通信机制。

6.消息队列（间接通信）

是由操作系统维护的以字节序列为基本单位的间接通信机制。

7.共享内存（直接通信）

把同一段物理机制映射到多个进程的内存地址空间的通信机制。

每个进程的内存地址空间需要明确设置共享内存段，同一个进程的线程共享地址空间。

（速度快，但是没有同步）

共享存储

共享存储允许两个或多个进程共享一个给定的存储区。

因为数据不需要在客户进程和服务器进程之间复制，所以这是最快的一种IPC。

使用共享存储时要掌握的唯一窍门是，在多个进程之间同步访问一个给定的存储区。

若服务器进程正在将数据放入共享存储区，则在它做完这一操作之前，客户进程不应当去取这些数据．通常，信号量用于同步共享存储访问。

数据库函数访问模型

当有多个进程访问同一数据库时，有两种方法可实现库函数。

（1）集中式。

由一个进程作为数据库管理者，所有的数据库访问工作由此进程完成。

其他进程通过IPC机制与此中心进程进行联系。

（2）非集中式。

每个库函数使用要求的并发控制（加锁），然后发起自己的I/O函数调用。

使用这两种技术的数据库系统都有.如果有适当的加锁例程，因为避免了使用IPC,那么非集中式方法一般要快一些。

fork（）函数

头文件：

#include<

unistd.h>

函数定义：

intfork（void）;

返回值：

子进程中返回0，父进程中返回子进程ID，出错返回-1

函数说明：

一个现有进程可以调用fork函数创建一个新进程。

由fork创建的新进程被称为子进程（childprocess）。

fork函数被调用一次但返回两次。

两次返回的唯一区别是子进程中返回0值而父进程中返回子进程ID。

子进程是父进程的副本，它将获得父进程数据空间、堆、栈等资源的副本。

注意，子进程持有的是上述存储空间的“副本”，这意味着父子进程间不共享这些存储空间，它们之间共享的存储空间只有代码段。

Vfork（）函数，（建立一个新的进程）