03-操作系统报告.ppt

操作系统原理 内存管理与cpu管理 基础知识 操作系统功能 程序运行 I/O设备访问 文件访问 系统访问 错误检测和反馈 系统使用纪录 程序开发 Linux Linux 作为一个典型的现代网络型操作系统，其中所涉及到的技术实现涵盖了操作系统技术的必威体育精装版成果。 它是一个多用户多任务操作系统，支持分时处理和软实时处理 ， 它带有微内核特征（如模块加载/卸载机制） ，具有很好的定制特性。 它是开放源码的，越来越多的新功能加入其中，比如说支持硬实时任务处理等。 Linux 作为一个现代操作系统的典型实现，它不断更新，不断完善，其新功能的加入和完善速度超过了现今世界任何一种操作系统。 操作系统内核 内存管理 一部分给操作系统的驻留程序 一部分细分给用户的不同进程 容纳更多的进程以提高CPU的利用率 内存管理的功能 内存分割 分页 分段 虚拟内存 Linux的内存管理机制 使用分页而非分段 当所有进程共享一个线性地址空间的话内存管理会变得更简单 这样可以让 Linux有更强的可移植性：有些RISC处理器对分段的支持很有限. 地址转换与进程分区表 一级页表 在现代计算机中，由于计算机寻址空间很大，每个进程可能占用很大的虚拟内存空间。比如说，在 Pentium 中，每个进程可有231字节的虚拟地址空间。而如果每个分页的大小为 29字节的话，每个进程的分页表的条目数就可能多达 222个。但是，分给每个分页表的物理内存空间不可能很大。为了解决这个问题，大多数虚拟内存解决方案是将分页表存放在虚拟内存空间，而不是直接放在物理内存空间。这就是说进程分页表像其它分页一样需要同样的分页管理机制。当一个进程在运行时，至少是它的分页表的一部分需要放在物理内存中，这其中包括正在运行的分页的分页表条目。 地址转换与进程分区表 二级页表 有些处理器，如 Intel x86系列，StrongARM系列，使用二级解决方案来组织大型的分页表。在这种方案中，针对每个进程有一个分页目录（第一级） ，用于管理指向分页表（第二级）的条目。这样如果每个分页目录的长度是 L1，而每个分页表的条目的最大数目是L2的话，那么每个进程就可以有多到 L1×L2的分页。 三级页表 而有些处理器，如 Alpha 处理器，则采用三级解决方案。显然，依照上面二级解决方案类推，如果每一级的参数依次为 L1、L2、L3，则每个进程就可以有多到 L1×L2×L3。 分页管理带来的新问题 动态加载 内存共享 虚拟内存（内存扩大） 分页加载请求（Page Demanding） 共享虚拟内存Sharing Virtual Memory 分页替换（Page Replacement） 页交换（Page Swapping） Linux中采用的是LRU分页替换算法 LRU 替换算法的效率非常接近最优替换算法 进程与中断管理 为进程分配资源 实现进程间共享和交换信息 保护进程资源 实现进程间同步 在一个单处理器多道程序设计系统中，多个进程是交替执行的。 而在一个多处理器系统中，多个进程不仅可以在某个处理器上交替执行，而且还可以在多个处理器上被并行处理。 不管是交替方式还是并行处理都会导致进程并发现象，这不仅给操作系统也给程序员带来一系列的麻烦。 进程描述与控制 进程状态 (1) 无 → 创建 一个新的进程被创建用于执行一个程序。 (2) 创建 → 就绪 当操作系统可以执行其它进程时，它会首先将以前创建的进程转为（准备）就绪状态。大多数操作系统都会对存在的进程数或者给它们分配的虚拟内存空间的大小有某些限制，以确保系统性能不至于降低。 (3) 就绪 → 运行 当轮到某个处于（准备）就绪状态的进程运行时，操作系统会将其状态转换为运行态。究竟哪个进程被选择运行，需要依据一定的控制算法，后面将会提到。 (4) 运行 → 退出 当某个进程已经完成自身的任务或者因为某种原因终止了的话，操作系统会将其状态从运行状态转换为退出状态。 (5) 运行 → 就绪 事实上在现代操作系统中，尤其是在单处理器系统中，系统并非是在一直执行某个进程，而是往往分配给每个进程一个处理器时间片，在这个时间片里，进程完全占有处理器。这样，在大多数情况下，一个处于运行状态的进程往往是因为操作系统分配给自己的时间片已经耗尽，需要从运行状态退出，一般的处理方法是按照超时处理将其状态转换为（准备）就绪状态。 (6) 运行 → 阻塞 当一个正在运行中的进程需要某个事件发生后才能继续运行时，操作系统将其状态从运行状态转换为阻塞状态。 这样操作系统可以运行其它进程。 (7) 阻塞 → 就绪 当某个处于阻塞状态的进程被告知它所等待事件已经发生之后，其状态就会被操作系统从阻塞状态转换为（准备）就绪状态，以便其下次继