2024年操作系统实验报告实验四

试验四：進程管理（二）试验内容:编写一种程序，打印進程的如下信息：進程標识符，父進程標识符，真实顾客ID，有效顾客ID，真实顾客组ID，有效顾客组ID。并分析真实顾客ID和有效顾客ID的区别。源代码及成果：真实顾客ID和有效顾客ID的区别：真实顾客ID：這個ID就是我們登陆unix系统時的身份ID。有效顾客ID：定义了操作者的权限。有效顾客ID是進程的属性，决定了该進程對文献的访問权限。阅讀如下程序，编译并运行，分析進程执行過程的時间消耗（總共消耗的時间和CPU消耗的時间），并解释执行成果。再编写一种计算密集型的程序替代grep，比较两次時间的花销。注释程序重要語句。/* processusingtime*/#include<stdio.h>#include<stdlib.h>#include<sys/times.h>#include<time.h>#include<unistd.h>voidtime_print(char*,clock_t);intmain(void){//获得進程运行有关的時间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命令的原则输出丢弃，而原则錯误输出還是在屏幕上。

一般来讲原则输出和原则錯误输出都是屏幕，因此錯误信息還是會在屏幕上输出。>/dev/null2>/dev/null原则输出与原则錯误输出都會被丢弃*///012原则输入原则输出錯误输出//>将信息放到该文献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()的作用為将時钟滴答数转化為秒数，_SC_CLK_TCK為定义每秒钟有多少個滴答的宏*/printf(“%s:%6.2fsecs\n”,str,(float)time/tps);}程序运行成果：由于该程序计算量很小，故消耗的時间比较少，CPU消耗時间均為0.00secs局限性為奇。而進程的执行時间等于顾客CPU時间和系统CPU時间加從硬盘讀取数据時间之和。密集型的程序替代grep：更改為计算密集型的之後就较轻易观测出消耗時间的差异。阅讀下列程序，编译并多次运行，观测执行输出次序，阐明次序相似（或不一样）的原因；观测進程ID，分析進程ID的分派规律。總結fork()的使用措施。注释程序重要語句。/*forkusage*/#include<unistd.h>#include<stdio.h>#include<stdlib.h>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);}程序运行成果：（？）创立進程ID開始時一般随机分派，但若多次运行，或创立子進程時，會次序分派内存。此外，當父進程結束時，子進程尚未結束，则子進程的父進程ID变為1。fork()函数的实质是一种系统调用(和write函数类似)，其作用是创立一种新的進程，當一种進程调用它,完毕後就出現两個几乎一模同样的進程，其中由fork()创立的新進程被称為子進程，而本来的進程称為父進程。子進程是父進程的一种拷贝，即子進程從父進程得到了数据段和堆栈的拷贝，這些需要分派新的内存；而對于只讀的代码段，一般使用共享内存方式進行访問。阅讀下列程序，编译并运行，等待或者按^C，分别观测执行成果并分析，注释程序重要語句。flag有什么作用？通過试验阐明。/*usageofkill,signal,wait*/#include<unistd.h>#include<stdio.h>#include<sys/types.h>#include<signal.h>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);//程序等待成功创立子進程事件的发生if(pid1>0){//目前進程為父進程while((pid2=fork())==-1);if(pid2>0){//目前進程為父進程，父進程发出两個中断信号Kill子進程flag=1;sleep(5);kill(pid1,16);//将16指定的信号传給進程ID為pid1的進程kill(pid2,17);//将17指定的信号传給進程ID為pid2的進程wait(0);//临時停止目前進程的执行，直到有信号来到或子進程結束wait(0);printf(“\nparentiskilled\n”);exit(EXIT_SUCCESS);}else{//目前進程為子進程，则发送子進程kill信号，杀死该子進程2flag=1;signal(17,stop);printf(“\nchild2iskilledbyparent\n”);exit(EXIT_SUCCESS);}}else{//目前進程為子進程，则发送子進程kill信号，杀死该子進程1flag=1;signal(16,stop);printf(“\nchild1iskilledbyparent\n”);exit(EXIT_SUCCESS);}}voidstop(){flag=0; }程序运行成果：每個進程（父進程，子進程）均有一种flag，起状态標志作用，flag=1時，表达進程在运行，flag=0，表达進程結束。编写程序，规定父進程创立一种子進程，使父進程和個子進程各自在屏幕上输出某些信息，但父進程的信息總在子進程的信息之後出現。程序源代码：程序运行成果：编写程序，规定父進程创立一种子進程，子進程执行shell命令find/-namehda*的功能，子進程結束時由父進程打印子進程結束的信息。执行中父進程变化子進程的优先级。程序源代码：程序运行成果：/**编写程序，规定父進程创立一种子進程，子進程對一种50*50的字符数组赋值，由父進程变化子進程的优先级，观测不一样优先级進程使用CPU的時间。*/查阅Linux系统中structtask_struct的定义，阐明每项组员的作用。注：searchin/usr/src/linux-2.6/include/linux/sched.h广义上，所有的進程信息被放在一种叫做進程控制块的数据构造中，可以理解為進程属性的集合。每個進程在内核中均有一种進程控制块(PCB)来维护進程有关的信息,Linux内核的進程控制块是task_struct构造体。task_struct是Linux内核的一种数据构造，它會被装载到RAM裏并且包括著進程的信息。每個進程都把它的信息放在task_struct這個数据构造裏，task_struct包括了這些内容：（1）標示符：描述本進程的唯一標示符，用来区别其他進程。（2）状态：任务状态，退出代码，退出信号等。（3）优先级：相對于其他進程的优先级。（4）程序计数器：程序中即将被执行的下一条指令的地址。（5）内存指针：包括程序代码和進程有关数据的指针，尚有和其他進程共享的内存块的指针。（6）上下文数据：進程执行時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祈求,分派給進程的I／O设备和被進程使用的文献列表。（8）记账信息：也許包括处理器時间總和，使用的時钟数總和，時间限制，记账号。……保留進程信息的数据构造叫做task_struct，并且可以在include/linux/sched.h裏找到它。所有运行在系统裏的進程都以task_struct链表的形式存在内核裏。進程的信息可以通過/proc系统文献夹查看。task_struct某些字段的简介：1.

调度数据组员(1)volatilelongstates;表达進程的目前状态(2)unsignedlongflags;進程標志(3)longpriority;進程优先级。优先级可通過系统调用sys_setpriorty变化。(4)unsignedlongrt_priority;rt_priority給出实時進程的优先级，rt_priority+1000給出進程每次获取CPU後可使用的時间(同样按jiffies计)。实時進程的优先级可通過系统调用sys_sched_setscheduler()变化(見kernel/sched.c)。(5)longcounter;在轮转法调度時表达進程目前還可运行多久。在進程開始运行是被赋為priority的值，後来每隔一种tick(時钟中断)递減1，減到0時引起新一轮调度。重新调度将從run_queue队列选出counter值最大的就绪進程并予以CPU使用权，因此counter起到了進程的動态优先级的作用(priority则是静态优先级)。(6)unsignedlongpolicy;该進程的進程调度方略，可以通過系统调用sys_sched_setscheduler()更改(見kernel/sched.c)。调度方略有:SCHED_OTHER

0

非实時進程，基于优先权的轮转法(roundrobin)。SCHED_FIFO

1

实時進程，用先進先出算法。SCHED_RR

2

实時進程，用基于优先权的轮转法。2.

信号处理(1)unsignedlongsignal;進程接受到的信号。每位表达一种信号，共32种。置位有效。(2)

unsignedlongblocked;進程所能接受信号的位掩码。置位表达屏蔽，复位表达不屏蔽。(3)structsignal_struct*sig;由于signal和blocked都是32位的变量，Linux最多只能接受32种信号。對每种信号，各進程可以由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。指派多种信息处理函数的构造定义在include/linux/sched.h中。對信号的检查安排在系统调用結束後，以及“慢速型”中断服务程序結束後(IRQ#_interrupt()。3.

進程队列指针(1)structtask_struct*next_task，*prev_task;所有進程(以PCB的形式)构成一种双向链表。next_task和就是链表的前後指针。链表的頭和尾都是init_task(即0号進程)。(2)structtask_struct*next_run，*prev_run;由正在运行或是可以运行的，其進程状态均為TASK_RUNNING的進程所构成的一种双向循环链表，即run_queue就绪队列。该链表的前後向指针用next_run和prev_run，链表的頭和尾都是init_task(即0号進程)。(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進程(originalparent)、父進程(parent)、子進程(youngestchild)及新老兄弟進程(youngersibling，oldersibling)的指针。4.

進程標识(1)unsignedshortuid，gid;uid和gid是运行進程的顾客標识和顾客组標识。(2)intgroups[NGROUPS];与多数現代UNIX操作系统同样，Linux容許進程同步拥有一组顾客组号。在進程访問文献時，這些组号可用于合法性检查。(3)unsignedshorteuid，egid;euid和egid又称為有效的uid和gid。出于系统安全的权限的考虑，运行程序時要检查euid和egid的合法性。一般，uid等于euid，gid等于egid。有時候，系统會赋予一般顾客临時拥有root的uid和gid(作為顾客進程的euid和egid)，以便于進行运作。(4)unsignedshortfsuid，fsgid;fsuid和fsgid称為文献系统的uid和gid，用于文献系统操作時的合法性检查，是Linux独特的標识类型。它們一般分别和euid和egid一致，但在NFS文献系统中NFS服务器需要作為一种特殊的進程访問文献，這時只修改客户進程的fsuid和fsgid。(5)unsignedshortsuid，sgid;suid和sgid是根据POSIX原则引入的，在系统调用变化uid和gid時，用于保留真正的uid和gid。(6)intpid，pgrp，session;進程標识号、進程的组织号及session標识号，有关系统调用(見程序kernel/sys.c)有sys_setpgid、sys_getpgid、sys_setpgrp、sys_getpgrp、sys_getsid及sys_setsid几种。(7)intleader;与否是session的主管，布尔量。5.

時间数据组员(1)unsignedlongtimeout;用于软件定期，指出進程间隔多久被重新唤醒。采用tick為單位。(2)unsignedlongit_real_value，it_real_iner;用于itimer(intervaltimer)软件定期。采用jiffies為單位，每個tick使it_real_value減到0時向進程发信号SIGALRM，并重新置初值。初值由it_real_incr保留。详细代码見kernel/itimer.c中的函数it_real_fn()。(3)structtimer_listreal_timer;一种定期器构造(Linux共有两种定期器构造，另一种称作old_timer)。数据构造的定义在include/linux/timer.h中，有关操作函数見kernel/sched.c中add_timer()和del_timer()等。(4)unsignedlongit_virt_value，it_virt_incr;有关進程顾客态执行時间的itimer软件定期。采用jiffies為單位。進程在顾客态运行時，每個tick使it_virt_value減1，減到0時向進程发信号SIGVTALRM，并重新置初值。初值由it_virt_incr保留。详细代码見kernel/sched.c中的函数do_it_virt()。(5)unsignedlongit_prof_value，it_prof_incr;同样是itimer软件定期。采用jiffies為單位。不管進程在顾客态或内核态运行，每個tick使it_prof_value減1，減到0時向進程发信号SIGPROF，并重新置初值。初值由it_prof_incr保留。详细代码見kernel/sched.c中的函数do_it_prof。(6)longutime，stime，cutime，cstime，start_time;以上分别為進程在顾客态的运行時间、進程在内核态的运行時间、所有层次子進程在顾客态的运行時间總和、所有层次子進程在关键态的运行時间總和，以及创立该進程的時间。6.

信号量数据组员(1)structsem_undo*semundo;進程每操作一次信号量，都生成一种對本次操作的undo操作，它由sem_undo构造描述。這些属于同一進程的undo操作构成的链表就由semundo属性指示。當進程异常终止時，系统會调用undo操作。sem_undo的组员semadj指向一种数据数组，表达各次undo的量。构造定义在include/linux/sem.h。(2)structsem_queue*semsleeping;每一信号量集合對应一种sem_queue等待队列(見include/linux/sem.h)。進程因操作该信号量集合而阻塞時，它被挂到semsleeping指示的有关该信号量集合的sem_queue队列。反過来，semsleeping。sleeper指向该進程的PCB。7.

進程上下文环境(1)structdesc_struct*ldt;進程有关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。其他状况下取值NULL，進程的ldt就是arch/i386/traps.c定义的default_ldt。(2)structthread_structtss;任务状态段，其内容与IN