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操作系统学习---进程

时间：2015-07-14 13:12:59      阅读：422      评论：0      收藏：0      [点我收藏+]

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参考http://c.biancheng.net/cpp/u/xitong_1/   C语言中文学习网

一，操作系统的特征：

1，并发：并发与并行是两个不同的概念。

2，共享：

资源共享即共享，是指系统中的资源可供内存中多个并发执行的进程共同使用。共享可分为以下两种资源共享方式：

1) 互斥共享方式

系统中的某些资源，如打印机、磁带机，虽然它们可以提供给多个进程使用，但为使所打印或记录的结果不致造成混淆，应规定在一段时间内只允许一个进程访问该资源。

为此，当进程A访问某资源时，必须先提出请求，如果此时该资源空闲，系统便可将之分配给进程A使用，此后若再有其他进程也要访问该资源时（只要A未用完）则必须等待。仅当进程A访问完并释放该资源后，才允许另一进程对该资源进行访问。我们把这种资源共享方式称为互斥式共享，而把在一段时间内只允许一个进程访问的资源称为临界资源或独占资源。计算机系统中的大多数物理设备，以及某些软件中所用的栈、变量和表格，都属于临界资源，它们都要求被互斥地共享。

2) 同时访问方式

系统中还有另一类资源，允许在一段时间内由多个进程“同时”对它们进行访问。这里所谓的“同时”往往是宏观上的，而在微观上，这些进程可能是交替地对该资源进行访问即 “分时共享”。典型的可供多个进程“同时”访问的资源是磁盘设备，一些用重入码编写的文件也可以被“同时”共享，即若干个用户同时访问该文件。


并发和共享是操作系统两个最基本的特征，这两者之间又是互为存在条件的：

    • 资源共享是以程序的并发为条件的，若系统不允许程序并发执行，则自然不存在资源共享问题；
    • 若系统不能对资源共享实施有效的管理，也必将影响到程序的并发执行，甚至根本无法并发执行。

3，虚拟：时分复用技术，如处理器的分时共享；空分复用技术，如虚拟存储器

4，异步：在多道程序环境下，允许多个程序并发执行，但由于资源有限，进程的执行不是一贯到底，而是走走停停，以不可预知的速度向前推进，这就是进程的异步性。

二，进程和线程管理：

1，进程基本概念

进程概念：在多道程序环境下，允许多个程序并发执行，此时它们将失去封闭性，并具有间断性及不可再现性的特征。为此引入了进程(Process)的概念，以便更好地              描述和控制程序的并发执行，实现操作系统的并发性和共享性。

             进程控制块(Process Control Block, PCB)

进程特征：进程是由多程序的并发执行而引出的，它和程序是两个截然不同的概念。进程的基本特征是对比单个程序的顺序执行提出的，也是对进程管理提出的基本要求。

  1. 动态性：进程是程序的一次执行，它有着创建、活动、暂停、终止等过程，具有一定的生命周期，是动态地产生、变化和消亡的。动态性是进程最基本的特征。
  2. 并发性：指多个进程实体，同存于内存中，能在一段时间内同时运行，并发性是进程的重要特征，同时也是操作系统的重要特征。引入进程的目的就是为了使程序能与其他进程的程序并发执行，以提高资源利用率。
  3. 独立性：指进程实体是一个能独立运行、独立获得资源和独立接受调度的基本单位。凡未建立PCB的程序都不能作为一个独立的单位参与运行。
  4. 异步性：由于进程的相互制约，使进程具有执行的间断性，即进程按各自独立的、 不可预知的速度向前推进。异步性会导致执行结果的不可再现性，为此，在操作系统中必须配置相应的进程同步机制。
  5. 结构性：每个进程都配置一个PCB对其进行描述。从结构上看，进程实体是由程序段、数据段和进程控制段三部分组成的。

进程状态转换：

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进程通信：

进程通信是指进程之间的信息交换。PV操作是低级通信方式，髙级通信方式是指以较高的效率传输大量数据的通信方式。高级通信方法主要有以下三个类。

共享存储

在通信的进程之间存在一块可直接访问的共享空间，通过对这片共享空间进行写/读操作实现进程之间的信息交换。在对共享空间进行写/读操作时，需要使用同步互斥工具（如 P操作、V操作），对共享空间的写/读进行控制。共享存储又分为两种：低级方式的共享是基于数据结构的共享；高级方式则是基于存储区的共享。操作系统只负责为通信进程提供可共享使用的存储空间和同步互斥工具，而数据交换则由用户自己安排读/写指令完成。

需要注意的是，用户进程空间一般都是独立的，要想让两个用户进程共享空间必须通过特殊的系统调用实现，而进程内的线程是自然共享进程空间的。

消息传递

在消息传递系统中，进程间的数据交换是以格式化的消息(Message)为单位的。若通信的进程之间不存在可直接访问的共享空间，则必须利用操作系统提供的消息传递方法实现进程通信。进程通过系统提供的发送消息和接收消息两个原语进行数据交换。

1) 直接通信方式：发送进程直接把消息发送给接收进程，并将它挂在接收进程的消息缓冲队列上，接收进程从消息缓冲队列中取得消息。

2) 间接通信方式：发送进程把消息发送到某个中间实体中，接收进程从中间实体中取得消息。这种中间实体一般称为信箱，这种通信方式又称为信箱通信方式。该通信方式广泛应用于计算机网络中，相应的通信系统称为电子邮件系统。

管道通信

管道通信是消息传递的一种特殊方式。所谓“管道”，是指用于连接一个读进程和一个写进程以实现它们之间通信的一个共享文件，又名pipe文件。向管道（共享文件）提供输入的发送进程（即写进程），以字符流形式将大量的数据送入（写）管道；而接收管道输出的接收进程（即读进程），则从管道中接收（读）数据。为了协调双方的通信，管道机制必须提供以下三方面的协调能力：互斥、同步和确定对方的存在。

2，线程：

引入进程的目的，是为了使多道程序并发执行，以提高资源利用率和系统吞吐量；而引入线程，则是为了减小程序在并发执行时所付出的时空开销，提高操作系统的并发性能。
线程最直接的理解就是“轻量级进程”，它是一个基本的CPU执行单元。

比较：（C++面向多线程编程）

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3，进程调度机制：

多级反馈队列调度算法（集合了前几种算法的优点）

多级反馈队列调度算法是时间片轮转调度算法和优先级调度算法的综合和发展，如图2-5 所示。通过动态调整进程优先级和时间片大小，多级反馈队列调度算法可以兼顾多方面的系统目标。例如，为提高系统吞吐量和缩短平均周转时间而照顾短进程；为获得较好的I/O设备利用率和缩短响应时间而照顾I/O型进程；同时，也不必事先估计进程的执行时间。

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图2-5  多级反馈队列调度算法


多级反馈队列调度算法的实现思想如下：

  1. 应设置多个就绪队列，并为各个队列赋予不同的优先级，第1级队列的优先级最高，第2级队列次之，其余队列的优先级逐次降低。
  2. 赋予各个队列中进程执行时间片的大小也各不相同，在优先级越高的队列中，每个进程的运行时间片就越小。例如，第2级队列的时间片要比第1级队列的时间片长一倍， ……第i+1级队列的时间片要比第i级队列的时间片长一倍。
  3. 当一个新进程进入内存后，首先将它放入第1级队列的末尾，按FCFS原则排队等待调度。当轮到该进程执行时，如它能在该时间片内完成，便可准备撤离系统；如果它在一个时间片结束时尚未完成，调度程序便将该进程转入第2级队列的末尾，再同样地按FCFS 原则等待调度执行；如果它在第2级队列中运行一个时间片后仍未完成，再以同样的方法放入第3级队列……如此下去，当一个长进程从第1级队列依次降到第 n 级队列后，在第 n 级队列中便釆用时间片轮转的方式运行。
  4. 仅当第1级队列为空时，调度程序才调度第2级队列中的进程运行；仅当第1 ~ (i-1)级队列均为空时，才会调度第i级队列中的进程运行。如果处理机正在执行第i级队列中的某进程时，又有新进程进入优先级较高的队列（第 1 ~ (i-1)中的任何一个队列），则此时新进程将抢占正在运行进程的处理机，即由调度程序把正在运行的进程放回到第i级队列的末尾，把处理机分配给新到的更高优先级的进程。


多级反馈队列的优势有：

    • 终端型作业用户：短作业优先。
    • 短批处理作业用户：周转时间较短。
    • 长批处理作业用户：经过前面几个队列得到部分执行，不会长期得不到处理。

4，**实现临界区互斥的方法：

软件实现方法

在进入区设置和检查一些标志来标明是否有进程在临界区中，如果已有进程在临界区，则在进入区通过循环检查进行等待，进程离开临界区后则在退出区修改标志。

1) 算法一：单标志法。

该算法设置一个公用整型变量turn,用于指示被允许进入临界区的进程编号，即若turn=0，则允许P0进程进入临界区。该算法可确保每次只允许一个进程进入临界区。但两个进程必须交替进入临界区，如果某个进程不再进入临界区了，那么另一个进程也将进入临界区（违背“空闲让进”）这样很容易造成资源利用的不充分。

  1. // P0进程
  2. while(turn!=0);
  3. critical section;
  4. turn=1;
  5. remainder section;
  1. // P1进程
  2. while(turn!=1); // 进入区
  3. critical section; // 临界区
  4. turn = 0; // 退出区
  5. remainder section; // 剩余区
2) 算法二：双标志法先检查。

该算法的基本思想是在每一个进程访问临界区资源之前，先查看一下临界资源是否正被访问，若正被访问，该进程需等待；否则，进程才进入自己的临界区。为此，设置了一个数据flag[i]，如第i个元素值为FALSE，表示Pi进程未进入临界区，值为TRUE，表示Pi进程进入临界区。

  1. // Pi 进程
  2. while(flag[j]); // ①
  3. flag[i]=TRUE; // ③
  4. critical section;
  5. flag[i] = FALSE;
  6. remainder section;
  1. // Pj 进程
  2. while(flag[i]); // ② 进入区
  3. flag[j] =TRUE; // ④ 进入区
  4. critical section; // 临界区
  5. flag[j] = FALSE; // 退出区
  6. remainder section; // 剩余区


优点：不用交替进入，可连续使用；缺点：Pi和Pj可能同时进入临界区。按序列①②③④ 执行时，会同时进入临界区（违背“忙则等待”)。即在检查对方flag之后和切换自己flag 之前有一段时间，结果都检查通过。这里的问题出在检查和修改操作不能一次进行。

3) 算法三：双标志法后检查。

算法二是先检测对方进程状态标志后，再置自己标志，由于在检测和放置中可插入另一个进程到达时的检测操作，会造成两个进程在分别检测后，同时进入临界区。为此，算法三釆用先设置自己标志为TRUE后,再检测对方状态标志，若对方标志为TURE，则进程等待；否则进入临界区。

  1. // Pi进程
  2. flag[i] =TRUE;
  3. while(flag[j]);
  4. critical section;
  5. flag[i] =FLASE;
  6. remainder section;
  1. // Pj进程
  2. flag[j] =TRUE; // 进入区
  3. while(flag[i]); // 进入区
  4. critical section; // 临界区
  5. flag [j] =FLASE; // 退出区
  6. remainder section; // 剩余区


当两个进程几乎同时都想进入临界区时，它们分别将自己的标志值flag设置为TRUE，并且同时检测对方的状态（执行while语句），发现对方也要进入临界区，于是双方互相谦让，结果谁也进不了临界区，从而导致“饥饿”现象。

4)算法四：Peterson’s Algorithm。

为了防止两个进程为进入临界区而无限期等待，又设置变量turn，指示不允许进入临界区的进程编号，每个进程在先设置自己标志后再设置turn 标志，不允许另一个进程进入。这时，再同时检测另一个进程状态标志和不允许进入标志，这样可以保证当两个进程同时要求进入临界区，只允许一个进程进入临界区。

  1. // Pi进程
  2. flag[i]=TURE; turn=j;
  3. while(flag[j]&&turn==j);
  4. critical section;
  5. flag[i]=FLASE;
  6. remainder section;
  1. // Pj进程
  2. flag[j] =TRUE;turn=i; // 进入区
  3. while(flag[i]&&turn==i); // 进入区
  4. critical section; // 临界区
  5. flag[j]=FLASE; // 退出区
  6. remainder section; // 剩余区


本算法的基本思想是算法一和算法三的结合。利用flag解决临界资源的互斥访问，而利用turn解决“饥饿”现象。

硬件实现方法

本节对硬件实现的具体理解对后面的信号量的学习很有帮助。计算机提供了特殊的硬件指令，允许对一个字中的内容进行检测和修正，或者是对两个字的内容进行交换等。通过硬件支持实现临界段问题的低级方法或称为元方法。

1) 中断屏蔽方法

当一个进程正在使用处理机执行它的临界区代码时，要防止其他进程再进入其临界区访问的最简单方法是禁止一切中断发生，或称之为屏蔽中断、关中断。因为CPU只在发生中断时引起进程切换，这样屏蔽中断就能保证当前运行进程将临界区代码顺利地执行完，从而保证了互斥的正确实现，然后再执行开中断。其典型模式为：
…
关中断;
临界区;
开中断;
…

这种方法限制了处理机交替执行程序的能力，因此执行的效率将会明显降低。对内核来说，当它执行更新变量或列表的几条指令期间关中断是很方便的，但将关中断的权力交给用户则很不明智，若一个进程关中断之后不再开中断，则系统可能会因此终止。

2) 硬件指令方法

TestAndSet指令：这条指令是原子操作，即执行该代码时不允许被中断。其功能是读出指定标志后把该标志设置为真。指令的功能描述如下：

  1. boolean TestAndSet(boolean *lock){
  2. boolean old;
  3. old = *lock;
  4. *lock=true;
  5. return old;
  6. }


可以为每个临界资源设置一个共享布尔变量lock，表示资源的两种状态：true表示正被占用，初值为false。在进程访问临界资源之前，利用TestAndSet检查和修改标志lock；若有进程在临界区，则重复检查，直到进程退出。利用该指令实现进程互斥的算法描述如下：

  1. while TestAndSet (& 1 ock);
  2. // 进程的临界区代码段;
  3. lock=false;
  4. // 进程的其他代码


Swap指令：该指令的功能是交换两个字节的内容。其功能描述如下。

  1. Swap(boolean *a, boolean *b){
  2. boolean temp;
  3. Temp=*a;
  4. *a = *b;
  5. *b = temp;
  6. }


注意：以上对TestAndSet和Swap指令的描述仅仅是功能实现，并非软件实现定义，事实上它们是由硬件逻辑直接实现的，不会被中断。

应为每个临界资源设置了一个共享布尔变量lock，初值为false；在每个进程中再设置一个局部布尔变量key，用于与lock交换信息。在进入临界区之前先利用Swap指令交换lock 与key的内容，然后检查key的状态；有进程在临界区时，重复交换和检查过程，直到进程退出。利用Swap指令实现进程互斥的算法描述如下：

  1. key=true;
  2. while(key!=false)
  3. Swap(&lock, &key);
  4. // 进程的临界区代码段；
  5. lock=false;
  6. // 进程的其他代码；


硬件方法的优点：适用于任意数目的进程，不管是单处理机还是多处理机；简单、容易验证其正确性。可以支持进程内有多个临界区，只需为每个临界区设立一个布尔变量。

硬件方法的缺点：进程等待进入临界区时要耗费处理机时间，不能实现让权等待。从等待进程中随机选择一个进入临界区，有的进程可能一直选不上，从而导致“饥饿”现象。

5，**信号量

wait(S)----P操作

signal(S)----V操作

整型信号量

整型信号量被定义为一个用于表示资源数目的整型量S，wait和signal操作可描述为：

  1. wait(S){
  2. while (S<=0);
  3. S=S-1;
  4. }
  5. signal(S){
  6. S=S+1;
  7. }

wait操作中，只要信号量S<=0，就会不断地测试。因此，该机制并未遵循“让权等待” 的准则，而是使进程处于“忙等”的状态。

记录型信号量

记录型信号量是不存在“忙等”现象的进程同步机制。除了需要一个用于代表资源数目的整型变量value外，再增加一个进程链表L，用于链接所有等待该资源的进程，记录型信号量是由于釆用了记录型的数据结构得名。记录型信号量可描述为：

  1. typedef struct{
  2. int value;
  3. struct process *L;
  4. } semaphore;

相应的wait(S)和signal(S)的操作如下：

  1. void wait (semaphore S) { //相当于申请资源
  2. S.value--;
  3. if(S.value<0) {
  4. add this process to S.L;
  5. block(S.L);
  6. }
  7. }

wait操作，S.value--，表示进程请求一个该类资源，当S.value<0时，表示该类资源已分配完毕，因此进程应调用block原语，进行自我阻塞，放弃处理机，并插入到该类资源的等待队列S.L中，可见该机制遵循了“让权等待”的准则。

  1. void signal (semaphore S) { //相当于释放资源
  2. S.value++;
  3. if(S.value<=0){
  4. remove a process P from S.L;
  5. wakeup(P);
  6. }
  7. }

signal操作，表示进程释放一个资源，使系统中可供分配的该类资源数增1，故S.value++。若加1后仍是S.value<=0，则表示在S.L中仍有等待该资源的进程被阻塞，故还应调用wakeup 原语，将S.L中的第一个等待进程唤醒。

****利用信号量实现同步

信号量机构能用于解决进程间各种同步问题。设S为实现进程P1、P2同步的公共信号量，初值为0。进程P2中的语句y要使用进程P1中语句x的运行结果，所以只有当语句x执行完成之后语句y才可以执行。其实现进程同步的算法如下：

  1. semaphore S = 0; //初始化信号量
  2. P1 ( ) {
  3. // …
  4. x; //语句x
  5. V(S); //告诉进程P2,语句乂已经完成
  6. }
  7. P2()）{
  8. // …
  9. P(S) ; //检查语句x是否运行完成
  10. y; // 检查无误，运行y语句
  11. // …
  12. }

****利用信号量实现进程互斥

信号量机构也能很方便地解决进程互斥问题。设S为实现进程Pl、P2互斥的信号量，由于每次只允许一个进程进入临界区，所以S的初值应为1（即可用资源数为1)。只需把临界区置于P(S)和V(S)之间，即可实现两进程对临界资源的互斥访问。其算法如下：

  1. semaphore S = 1; //初化信号量
  2. P1 ( ) {
  3. // …
  4. P(S); // 准备开始访问临界资源，加锁
  5. // 进程P1的临界区
  6. V(S); // 访问结束，解锁
  7. // …
  8. }
  9. P2() {
  10. // …
  11. P(S); //准备开始访问临界资源，加锁
  12. // 进程P2的临界区；
  13. V(S); // 访问结束，解锁
  14. // …
  15. }

互斥的实现是不同进程对同一信号量进行P、V操作，一个进程在成功地对信号量执行了 P操作后进入临界区，并在退出临界区后，由该进程本身对该信号量执行V操作,表示当前没有进程进入临界区，可以让其他进程进入。

 

操作系统学习---进程

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原文地址：http://www.cnblogs.com/fkissx/p/4644983.html
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