操作系统基础

操作系统的概念
操作系统（Operating System，OS）是指控制和管理整个计算机系统的硬件和软件资源，并合理地组织调度计算机的工作和资源的分配；以提供给用户和其他软件方便的接口和环境；它是计算机系统中最基本的系统软件。

• 操作系统是系统资源的管理者
• 是最接近硬件的一层软件
• 向上层提供方便易用的服务

操作系统的特征 --- 并发

并发：指两个或多个事件在同一时间间隔内发生。这些事件宏观上是同时发生的，但微观上是交替发生的
操作系统的并发性指计算机系统中“同时”运行着多个程序，这些程序宏观上看是同时运行着的，而微观
上看是交替运行的。

单核CPU同一时刻只能执行一个程序，各个程序只能并发地执行。

一个核可以简单认为是一个处理机。

并行

多核CPU同一时刻可以同时执行多个程序，多个程序可以并行地执行。比如Intel的第八代i3处理器就是4核CPU，意味着可以并行地执行4个程序

操作系统的特征 一一 共享

操作系统的特征 一一 虚拟化

2 进程

程序：是静态的，就是个存放在磁盘里的可执行文件，就是一系列的指令集合。
进程（Process）：是动态的，是程序的一次执行过程。同一个程序多次执行会对应多个进程。

2.1 PCB

一个程序开始运行前，需要创建对应的进程，要创建相应的PCB，（ProcessControl Block）中，即进程控制块，里面包含进程的多个信息，
比如：
PID，进程ID，一个唯一的PID(Process ID）；

进程所属用户ID（UID）；

记录给进程分配了哪些资源（如：分配了多少内存、正在使用哪些/O设备、正在使用哪些文件）；

记录进程的运行情况（如：CPU使用时间、磁盘使用情况、网络流量使用情况等），可用于实现操作系统对进程的控制、调度；

处理机相关信息，如PSW、PC等等各种寄存器的值（用于实现进程切换）；

当进程结束时，会回收其PCB。

2.2

一个进程实体（进程映像）由PCB、程序段、数据段组成。进程是动态的，进程实体（进程映像）是静态的，进程映像可以理解成运行过程中某个时刻的快照，即进程实体反应了进程在某一时刻的状态（如：X++后，x=2）。

程序段：程序的代码(指令序列)
数据段：运行过程中产生的各种数据（如：程序中定义的变量）

进程的状态

pcb中有变量表示进程当前所处的状态。
创建态：进程正在被创建时，在这个阶段操作系统会为进程分配资源、初始化PCB。
就绪态：当进程创建完成后，便进入“就绪态”，处于就绪态的进程已经具备运行条件，但由于没有空闲CPU，就暂时不能运行。
运行态：当CPU空闲时，操作系统，就会选择一个就绪进程，让它上处理机运行。
阻塞态：在进程运行的过程中，可能会请求等待某个事件的发生（如等待某种系统资源的分配，或者等待其他进程的响应）。在这个事件发生之前，进程无法继续往下执行，此时操作系统会让这个进程下CPU，并让它进入“阻塞态”。
终止态：一个进程可以执行exit系统调用，请求操作系统终止该进程。此时该进程会进入“终止态”，操作系统会让该进程下CPU，并回收内存空间等资源，最后还要回收该进程的PCB。

进程的转换

进程的组织 ---- 链接方式

进程的控制

进程控制的主要功能是对系统中的所有进程实施有效的管理，如创建新进程、撤销已有进程、实现进程状态转换等。进程的控制必须是原子的，可以使用原语，因为原语是原子的。

例如下面的图示，进程2从阻塞转为就绪，至少有两步，第一，state由2变为1，第二，从阻塞链表到就绪链表上，这两步必须是原子的。

原语是原子的。可以用“关中断指令”和“开中断指令”这两个特权指令实现原子性。

CPU执行了关中断指令之后，就不再例行检查中断信号，直到执行开中断指令之后才会恢复检查。这样，关中断、开中断之间的这些指令序列就是不可被中断的，这就实现了“原子性”

创建原语

申请空白PCB；为新进程分配所需资源，如内存；初始化PCB，如建立PID和UID；将PCB插入就绪队列，进程从创建态转为就绪态。

触发场景

• 用户登录：分时系统中，用户登录成功，系统会建立为其建立一个新的进程，比如创建一个与用户有关的管理进程或者是通信进程。
• 作业调度：多道批处理系统中，有新的作业放入内存时，会为其建立一个新的进程。作业：在外存中还未放到内存的程序。作业调度就是把程序放到内存转为进程。
• 提供服务：用户向操作系统提出某些请求时，会新建一个进程处理该请求
• 应用请求：由用户进程主动请求创建一个子进程

撤销原语

就绪态/阻塞态/运行态→终止态→无，从PCB集合中找到终止进程的PCB，若进程正在运行，立即剥夺CPU，将CPU分配给其他进程，终止其所有子进程，将该进程拥有的所有资源归还给父进程或操作系统，删除PCB

触发场景

• 正常结束，进程自己请求终止（exit系统调用）
• 异常结束，整数除以0、非法使用特权指令，然后被操作系统强行干掉
• 外界干预，Ctrl+Alt+delete，用户选择干掉进程

阻塞和唤醒

阻塞原语和唤醒原语必须成对使用，即阻塞了某某进程，在之后就要唤醒该进程。

阻塞原语

运行态→阻塞态，找到要阻塞的进程对应的PCB，保护进程运行现场，将PCB状态信息设置为“阻塞态”，暂时停止进程运行，将PCB插入相应事件的等待队列，这会导致进程下处理机。

触发事件

• 需要等待系统分配某种资源
• 需要等待相互合作的其他进程完成工作

唤醒原语

运行态→阻塞态，在事件等待队列中找到PCB，将PCB从等待队列移除，设置进程为就绪态，将PCB插入就绪队列，等待被调度
触发事件
等待的事件发生（因何事阻塞，就应由何事唤醒）

切换原语

运行态→就绪态、就绪态→运行态，将运行环境信息存入PCB，PCB移入相应队列，选择另一个进程执行，并更新其PCB，根据PCB恢复新进程所需的运行环境
触发事件

• 当前进程时间片到
• 有更高优先级的进程到达
• 当前进程主动阻塞
• 当前进程终止

进程通信

进程间通信（Inter-ProcessCommunication，IPC）是指两个进程之间产生数据交互。

进程通信的方式：共享存储、消息传递、管道通信

共享存储

分两种

一.基于存储区的共享

操作系统在内存中划出一块共享存储区，数据的形式、存放位置都由通信进程控制，而不是操作系统。这种共享方式速度很快，是一种高级通信方式。

进程P在公共内存区（没人用的）申请一片内存，先往里写数据，然后进程Q从那读数据。

linux中实现共享内存的方式
int shm_open(…)；//通过shm_open系统调用，申请一片共享内存区
void * mmap （…)；//通过mmap系统调用，将共享内存区映射到进程自己的地址空间

P调用shm_open申请共享内存，然后P和Q都要调用mmap。为避免出错，各个进程对共享空间的访问是互斥的，即P在写，Q就不能写（疑问，能读吗？）。各个进程可使用操作系统内核提供的同步互斥工具（如P、V操作）

二.基于数据结构的共享

比如共享空间里只能放个长度为10的数组。这种共享方式速度慢、限制多，是一种低级通信方式

如下图所示，划分一个长度3的int数组，相当于全局变量，进程P和进程Q往里读写。

消息传递

进程间的数据交换以格式化的消息（Message）为单位。进程通过操作系统提供的“发送消息”、“接收消息”两个原语进行数据交换。

格式化的消息即含消息头、消息体的消息。消息头包括：发送进程ID、接受进程ID、消息长度等格式化的信息；消息体即要发送的数据。

分为直接通信和间接通信。直接通信方式指，消息发送进程要指明接收进程的ID，间接通信方式指，通过“信箱”间接地通信。因此又称“信箱通信方式”

直接通信

举例说明，操作系统内核中有进程Q的PCB，Q的PCB里有消息队列，进程P使用发送原语给Q发消息，要指明给Q，然后操作系统讲消息挂到进程Q的PCB的消息队列上，进程Q使用接收原语，接收P的消息，要指明接收P，接着系统便会检查队列上是否有P的消息，最后操作系统会把消息体复制到Q的地址空间。

间接通信

间接通信方式，以“信箱”作为中间实体进行消息传递。

举例说明，内存里有多个信箱，P往信箱A发送消息，Q要拿信箱A里的消息，操作系统就把消息给Q

可以多个进程往同一个信箱send消息，也可以多个进程从同一个信箱中receive消息。

管道通信

“管道”是一个特殊的共享文件，又名pipe文件。其实就是在内存中开辟一个大小固定的内存缓冲区，本质是是一个环形队列，遵循FIFO，即先进先出。

下图为简易图

下图为环形示意图

管道只能采用半双工通信，某一时间段内只能实现单向的传输。上面的简易图中，Q也可以写，P也可以读。

如果要实现双向同时通信，则需要设置两个管道。

各进程要互斥地访问管道（由操作系统实现）

当管道写满时，写进程将阻塞，直到读进程将管道中的数据取走，即可唤醒写进程。

当管道读空时，读进程将阻塞，直到写进程往管道中写入数据，即可唤醒读进程。

管道中的数据一旦被读出，就彻底消失。因此，当多个进程读同一个管道时，可能会错乱。对此，通常有两种解决方案：一个管道允许多个写进程，一个读进程。允许有多个写进程，多个读进程，但系统会让各个读进程轮流从管道中读数据（Linux的方案）。

信号

用于通知进程某个特定事件已经发生。进程收到一个信号后，对该信号进行处理。是为了实现进程间的通信。

linux系统的信号举例

序号	信号名	信号对应的事件	默认处理事件
2	SIGINT	来自键盘的中断（Control-C)	终止
8	SIGFPE	浮点异常（如：除以0）	终止并转储内存
9	SIGKILL	杀死进程（如：父进程杀子进程)	终止
28	SIGWINCH	窗口大小变化	忽略

原理

进程的PCB中有两个位向量，用来记录要处理的信号和屏蔽的信号，0是false，1是true，置1表示要处理该类型的事件

• 上图示例中有八位，表示支持八类信号

常用的系统调用函数，用来发送信号给进程，pid是进程ID，sig是信号类型
int kill(pid_t pid , int sig)

现在有进程2、进程3、OS内核进程，调用kill，进程1的pid是2066
进程2调用，kill(2066,1)；
进程3调用，kill(2066,8)；
内核进程调用，kill(2066,1)；

进程1的PCB里的两个信号位向量变成下图，信号类型1置为1，8置为1，由于8被阻塞，所以8不用处理，只有1要处理。注意，进程2和内核进程都是kill(2066,1)，重复收到的同类信号，将丢弃，所以进程1是无法区分是哪个进程发送过来的信号类型1。

每种信号对应一个默认处理事件，默认处理事件是系统默认设置的，各个进程可以自定义自己的处理事件。

当进程从内核态转为用户态时（如：系统调用返回、或中断处理返回时），例行检查是否有待处理信号，如果有，就处理信号。

例如一，进程执行了trap，陷入内核态

例如二，IO中断

运行信号处理程序后会继续执行进程的下一条指令，除非处理程序将进程阻塞或终止了，并且将pending位重置为0，比如将上面位置1置为0。

当同时收到多个不同类信号时，通常先处理序号更小的信号。比如pending位有1、2、5、8，优先处理1

信号与异常

线程

有的进程可能需要“同时”做很多事，而传统的进程只能串行地执行一系列程序。为此，引入了“线程”，来增加并发度。

传统进程机制中，进程是资源分配、调度的基本单位；引入线程后，进程是资源分配的基本单位，线程是调度的基本单位。

传统进程机制中，只能进程间并发；引入线程后，各线程间也能并发，提升了并发度。

传统的进程间并发，需要切换进程的运行环境，系统开销很大；线程间并发，如果是同一进程内的线程切换，则不需要切换进程环境，系统开销小；引入线程后，并发所带来的系统开销减小

内核级线程

内核级线程，Kernel-Level Thread,KLT,又称“内核支持的线程”

内核级线程是基本的调度单位，进程作为资源分配的基本单位。
操作系统只“看得见”内核级线程，操作系统在分配处理机资源时，是以内核级线程为单位的。

用户级线程是“代码逻辑”的载体
内核级线程是“运行机会”的载体

不同的内核级线程可以跑不同的代码逻辑。比如上图中，左边的跑文字聊天，中间的跑视频聊天，右边跑文件传输。

多线程模型

一对一

一对一模型：一个用户级线程映射到一个内核级线程。每个用户进程有与用户级线程同数量的内核级线程。

优点：当一个线程被阻塞后，别的线程还可以继续执行，并发能力强。多线程可在多核处理机上并行执行。

缺点：一个用户进程会占用多个内核级线程，线程切换由操作系统内核完成，需要切换到核心态，因此线程管理的成本高，开销大。

多对一

多对一模型：多个用户级线程映射到一个内核级线程。且一个进程只被分配一个内核级线程。

优点：用户级线程的切换在用户空间即可完成，不需要切换到核心态，线程管理的系统开销小，效率高
缺点：当一个用户级线程被阻塞后，整个进程都会被阻塞，并发度不高。多个线程不可在多核处理机上并行运行

多对多

多对多模型：n用户及线程映射到m个内核级线程（n>=m）。每个用户进程对应m个内核
级线程。
克服了多对一模型并发度不高的缺点（一个阻塞全体阻塞），又克服了一对一模型中一个用户进程占用太多内核级线程，开销太大的缺点。

用户级线程是“代码逻辑”的载体
内核级线程是“运行机会”的载体

内核级线程中可以运行任意一个有映射关系的用户级线程代码

举例说明映射，在上图中，当视频聊天比较耗费CPU资源时，可以让视频聊天线程映射到左边的内核级线程，让文字聊天和文件传输映射到右边的内核级线程；然后过一段时间，当文件传输比较耗费CPU资源时，可以让文件传输线程映射到左边的内核级线程，让文字聊天和视频聊天映射到右边的内核级线程。可以由线程库来改变映射。

只有两个内核级线程中正在运行的代码逻辑都阻塞时，这个进程才会阻塞。

调度

高级调度

又称作业调度，作业，即一个具体的任务，用户向系统提交一个作业，大概就是用户让操作系统启动一个程序，来处理一个具体的任务。高级调度，即按一定的原则从外存的作业后备队列中挑选一个作业调入内存，并创建进程。每个作业只调入一次，调出一次。作业调入时会建立PCB，调出时才撤销PCB，调出即完成。
大意是，用户双击了好些个程序，然后内存有时会不足，操作系统需要看下先启动哪个，然后接着启动哪个，接着启动哪个。

低级调度

低级调度，又称进程调度、处理机调度，即，按照某种策略（算法）从就绪队列中选取一个进程，将处理机分配给它。
进程调度的频率很高，一般几十毫秒一次。

大意是，内存里有很多作业，处理器的核心就那么几个（甚至一个），操作系统要按照某某策略从就绪队列里选作业到处理机上运行。

中级调度

内存不够时，可将某些进程的数据调出外存。等内存空闲或者进程需要运行时再重新调入内存。暂时调到外存等待的进程状态为挂起状态。
被挂起的进程PCB会被组织成挂起队列。
中级调度（内存调度）一一按照某种策略决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存。
一个进程可能会被多次调出、调入内存，因此中级调度发生的频率要比高级调度更高。

七状态模型

暂时调到外存等待的进程状态为挂起状态（挂起态，suspend）；
挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态；

注意“挂起”和“阻塞”的区别，两种状态都是暂时不能获得CPU的服务，但挂起态是将进程映像调到外存去了，而阻塞态下进程映像还在内存中；
有的操作系统会把就绪挂起、阻塞挂起分为两个挂起队列，甚至会根据阻塞原因不同再把阻塞挂起进程进一步细分为多个队列。

联系与对比

进程调度概览

1.进程调度的时机
2.进程调度时的方式（非剥夺调度方式(非抢占式）与剥夺调度方式(抢占式））
3.进程调度与进程切换的过程
注意，调度的目的是为了进程切换。

进程调度（进程切换）的时机

1. 当前运行的进程主动放弃处理机

• 进程正常终止（即完成了，结束了）
• 运行过程中发生异常而终止
• 进程主动请求阻塞（如等待I/O）

2. 当前运行的进程主动放弃处理机

• 分给进程的时间片用完
• 有更紧急的事需要处理（如I/O中断）
• 有更高优先级的进程进入就绪队列

注意：以下情形发生时，不能调度

• 在处理中断的过程中。中断处理过程复杂，与硬件密切相关，很难做到在中断处理过程中进行进程切换。
• 进程在操作系统内核程序临界区中。
• 在原子操作过程中（原语）。

调度器

调度器即调度程序

闲逛进程

调度程序永远的备胎，没有其他就绪进程时，运行闲逛进程（idle）

闲逛进程的特性：

• 优先级最低
• 可以是0地址指令，占一个完整的指令周期（指令周期末尾例行检查中断）
• 能耗低

调度算法

有各种算法，要学习体会算法的思想，
是可用于进程调度还是作业调度，还是都可用；
是抢占式还是非抢占式，处理机上的进程主动放弃处理机，才会轮到下个进程上处理机，这就是非抢占式；、
会不会导致饥饿，饥饿就是进程长时间得不到处理机的服务（上不了处理机）

先来先服务

FCFS，按照到达的先后顺序调度。属于非抢占式。不会导致饥饿。

用于作业调度时，考虑的是哪个作业先到达后备队列；用于进程调度时，考虑的是哪个进程先到达就绪队列

示例，调度顺序为：P1→P2→P3→P4

短作业优先

SJF, Shortest Job First，运行时长最短的作业/进程优先上处理机，每次调度时选择当前已到达且运行时间最短的作业/进程。非抢占式。会导致饥饿。

即可用于作业调度，也可用于进程调度。用于进程调度时，称为“短进程优先（SPF,Shortest ProcessFirst)算法”

示例，调度顺序为：P1→P3→P2→P4

最短剩余时间优先算法

SRTN,Shortest Remaining Time Next，每当有进程加入就绪队列改变时就需要调度，如果新到达的进程剩余时间比当前运行的进程剩余时间更短，则由新进程抢占处理机，当前运行进程重新回到就绪队列。另外，当一个进程完成时也需要调度，即主动放弃CPU。会导致饥饿。抢占式。

当有新进程到达时就绪队列就会改变，就要按照上述规则进行检查。以下P。（m）表示当前P。进程剩余时间为m。各个时刻的情况如下：
0时刻（P1到达）: P（7)
2时刻（P2到达）: P（5）、P2(4)
4时刻(P3到达): P1(5)、P2(2)、P.（1)
5时刻（P3完成且P4刚好到达）：P（5)、P2（2）、P4（4)
7时刻（P2完成）: P1(5)、 P4(4)
11时刻（P4完成）： P（5）

高响应比优先

HRRN，Highest Response Ratio Next，

时间片调度算法

按照各进程到达就绪队列的顺序，轮流让各个进程执行一个时间片（如100ms），先到先执行，若进程未在一个时间片内执行完，则下处理机，将进程重新放到就绪队列的队尾，重新排队，故是抢占式的，若进程在一个时间片内执行完则进行调度，即让队头的进程上处理机；用于进程调度，只有作业放入内存建立了相应的进程后，才能被分配处理机时间片；由时钟装置发出时钟中断来通知CPU时间片已到。

其实就是队列的先进先出，这里是先进先上处理机。

举例1，时间片为2

0时刻，只有p1到达，进就绪队列，上处理机

2时刻，p1运行了2，下处理机，p2到达，p2排前面，p1排后面，p2上处理机

4时刻，p2运行了2，下处理机，p3到达，p2排在p3后，p1上处理机

剩余的情况以此类推，下图为运行示意图。

非抢占式优先级调度算法

每次调度时选择当前已到达且优先级最高的进程。当前进程主动放弃处理机时发生调度。

举例，优先数大的表示优先级高

注：以下括号内表示当前处于就绪队列的进程
0时刻（P1）：只有P1到达，P1上处理机。
7时刻（P2、P3、P4）：P1运行完成主动放弃处理机，其余进程都已到达，P3优先级最高，P3上处理机。
8时刻（P2、P4）：P3完成，P2、P4优先级相同，由于P2先到达，因此P2优先上处理机
12时刻（P4）：P2完成，就绪队列只剩P4，P4上处理机。

抢占式优先级调度算法

每次调度时选择当前已到达且优先级最高的进程。当前进程主动放弃处理机时发生调度。另外，当就绪队列发生改变时也需要检查是会发生抢占。

示例

注：以下括号内表示当前处于就绪队列的进程
0时刻（P1）：只有P1到达，P1上处理机。
2时刻（P2）：P2到达就绪队列，优先级比P1更高，发生抢占。P1回到就绪队列，P2上处理机。
4时刻（P1、P3）：P3到达，优先级比P2更高，P2回到就绪队列，P3抢占处理机。
5时刻（P1、P2、P4）：P3完成，主动释放处理机，同时，P4也到达，由于P2比P4更先进入就绪队列，
因此选择P2上处理机
7时刻（P1、P4）：P2完成，就绪队列只剩P1、P4，P4上处理机。
11时刻（P1）：P4完成，P1上处理机

优先级调度算法的补充

多级反馈队列调度算法