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1、实验四：进程管理二实验内容 : 1编写一个程序，打印进程的如下信息：进程标识符，父进程标识符，真实用户ID，有效用户ID，真实用户组ID，有效用户组ID。并分析真实用户ID 和有效用户ID 的区别。源代码及结果：真实用户 ID 和有效用户ID 的区别：真实用户ID ：这个 ID 就是我们登陆unix 系统时的身份ID。有效用户ID ：定义了操作者的权限。有效用户 ID 是进程的属性， 决定了该进程对文件的访问权限。2阅读如下程序， 编译并运行， 分析进程执行过程的时间消耗总共消耗的时间和CPU消耗的时间 ，并解释执行结果。再编写一个计算密集型的程序替代grep，比较两次时间的花销。注释程序主要
2、语句。/*process using time */#include#include#include#include#includevoid time_print(char *,clock_t);精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 1 页，共 15 页int main(void)/ 取得进程运行相关的时间clock_t start,end; struct tms t_start,t_end; start = times(&t_start);system( “ grep the /usr/doc/*/* /dev/null 2 /dev/
3、null” );/*command /dev/null的作用是将是command 命令的标准输出丢弃，而标准错误输出还是在屏幕上。一般来讲标准输出和标准错误输出都是屏幕，因此错误信息还是会在屏幕上输出。 /dev/null 2 /dev/null 标准输出与标准错误输出都会被丢弃*/ 0 1 2 标准输入标准输出错误输出/ 将信息放到该文件null 中end=times(&t_end);time_print(“ elapsed ” ,end-start);puts( “ parent times” );time_print(“ tuser CPU” ,);time_print(“ tsys C
4、PU” ,);puts( “ child times” );time_print(“ tuser CPU” ,);time_print(“ tsys CPU” ,);exit(EXIT_SUCCESS);void time_print(char *str, clock_t time)long tps = sysconf(_SC_CLK_TCK);/* 函数 sysconf()的作用为将时钟滴答数转化为秒数，_SC_CLK_TCK 为定义每秒钟精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 2 页，共 15 页有多少个滴答的宏*/ printf(“
5、%s: %6.2f secsn” ,str,(float)time/tps);程序运行结果：因为该程序计算量很小，故消耗的时间比较少，CPU消耗时间均为0.00secs 不足为奇。而进程的执行时间等于用户CPU时间和系统CPU时间加从硬盘读取数据时间之和。密集型的程序替代grep：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 3 页，共 15 页更改为计算密集型的之后就较容易观察出消耗时间的差异。3阅读以下程序，编译并多次运行，观察执行输出次序，说明次序相同或不同的原因；观察进程ID ，分析进程ID 的分配规律。总结fork() 的使用方法。注释
6、程序主要语句。/* fork usage */#include#include#includeint main(void)pid_t child;if(child=fork()=-1)perror(“ fork ” );exit(EXIT_FAILURE);else if(child=0)puts( “ in child” );printf(“ tchild pid = %dn” ,getpid();精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 4 页，共 15 页printf(“ tchild ppid = %dn” ,getppid();ex
7、it(EXIT_SUCCESS);elseputs( “ in parent” );printf(“ tparent pid = %dn” ,getpid();printf(“ tparent ppid = %dn” ,getppid();exit(EXIT_SUCCESS);程序运行结果：？创建进程ID 开始时一般随机分配，但假设多次运行，或创建子进程时，会顺序分配内存。此外，当父进程结束时，子进程尚未结束，则子进程的父进程ID 变为 1。fork() 函数的实质是一个系统调用(和 write 函数类似 )，其作用是创建一个新的进程，当一个进程调用它 ,完成后就出现两个几乎一模一样的进程，其
8、中由 fork() 创建的新进程被称为子进精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 5 页，共 15 页程，而原来的进程称为父进程。子进程是父进程的一个拷贝，即子进程从父进程得到了数据段和堆栈的拷贝，这些需要分配新的内存；而对于只读的代码段，通常使用共享内存方式进行访问。4阅读以下程序，编译并运行，等待或者按C，分别观察执行结果并分析，注释程序主要语句。 flag 有什么作用？通过实验说明。/* usage of kill,signal,wait */#include#include#include#includeint flag;void
9、stop(); /自定义函数，使flag=0，供 signal 调用int main(void)int pid1,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); /程序等待成功创建子进程事件的发生if(pid10)/当前进程为父进程while(pid2=fork() =-1);if(pid20)/当前进程为父进程，父进程发出两个中断信号Kill 子进程flag=1;sleep(5);kill(pid1,16); /将 16 指定的信号传给进程ID 为 pid1 的进程kill(pid
10、2,17); /将 17 指定的信号传给进程ID 为 pid2 的进程wait(0); /暂时停止目前进程的执行，直到有信号来到或子进程结束wait(0);printf(“ n parent is killedn” );精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 6 页，共 15 页exit(EXIT_SUCCESS);else/当前进程为子进程，则发送子进程kill 信号，杀死该子进程2flag=1;signal(17,stop);printf(“ n child2 is killed by parentn” );exit(EXIT_SUCC
11、ESS);else/当前进程为子进程，则发送子进程kill 信号，杀死该子进程1flag=1;signal(16,stop);printf(“ n child1 is killed by parentn” );exit(EXIT_SUCCESS);void stop()flag = 0;程序运行结果：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 7 页，共 15 页每个进程父进程，子进程都有一个flag，起状态标志作用，flag=1 时，表示进程在运行， flag=0，表示进程结束。5编写程序，要求父进程创建一个子进程，使父进程和个子进程各自在屏
12、幕上输出一些信息，但父进程的信息总在子进程的信息之后出现。程序源代码：程序运行结果：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 8 页，共 15 页6编写程序，要求父进程创建一个子进程，子进程执行shell 命令 find / -name hda* 的功能，子进程结束时由父进程打印子进程结束的信息。执行中父进程改变子进程的优先级。程序源代码：程序运行结果：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 9 页，共 15 页精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - -
13、 - - -第 10 页，共 15 页7/* 编写程序，要求父进程创建一个子进程，子进程对一个50*50 的字符数组赋值，由父进程改变子进程的优先级，观察不同优先级进程使用CPU 的时间。 */8查阅 Linux 系统中 struct task_struct 的定义，说明每项成员的作用。注： search in /usr/srclinux/广义上， 所有的进程信息被放在一个叫做进程控制块的数据结构中，可以理解为进程属性的集合。每个进程在内核中都有一个进程控制块(PCB) 来维护进程相关的信息,Linux 内核的进程控制块是task_struct 结构体。 task_struct 是 Linux
14、 内核的一种数据结构，它会被装载到 RAM里并且包含着进程的信息。每个进程都把它的信息放在task_struct 这个数据结构里， task_struct 包含了这些内容：1标示符：描述本进程的唯一标示符，用来区别其他进程。2状态：任务状态，退出代码，退出信号等。3优先级：相对于其他进程的优先级。4程序计数器：程序中即将被执行的下一条指令的地址。精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 11 页，共 15 页5内存指针：包括程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针。6上下文数据：进程执行时处理器的寄存器中的数据。7IO
15、状态信息：包括显示的I/O 请求 ,分配给进程的IO 设备和被进程使用的文件列表。8记账信息：可能包括处理器时间总和，使用的时钟数总和，时间限制，记账号。 保存进程信息的数据结构叫做task_struct，并且可以在include/linux/ 里找到它。所有运行在系统里的进程都以task_struct 链表的形式存在内核里。进程的信息可以通过/proc 系统文件夹查看。task_struct一些字段的介绍：1. 调度数据成员(1) volatile long states;表示进程的当前状态(2) unsigned long flags;进程标志(3) long priority;进程优先级
16、。优先级可通过系统调用sys_setpriorty 改变。(4) unsigned long rt_priority;rt_priority 给出实时进程的优先级，rt_priority+1000给出进程每次获取CPU 后可使用的时间(同样按jiffies计 )。实时进程的优先级可通过系统调用sys_sched_setscheduler()改变 (见kernel/)。(5) long counter;在轮转法调度时表示进程当前还可运行多久。在进程开始运行是被赋为priority 的值，以后每隔一个tick(时钟中断 )递减 1，减到 0 时引起新一轮调度。重新调度将从run_queue 队列选
17、出 counter 值最大的就绪进程并给予CPU 使用权，因此counter 起到了进程的动态优先级的作用 (priority 则是静态优先级)。(6) unsigned long policy;该进程的进程调度策略，可以通过系统调用sys_sched_setscheduler()更改 (见 kernel/)。调度策略有 :?SCHED_OTHER0非实时进程，基于优先权的轮转法(round robin) 。?SCHED_FIFO1实时进程，用先进先出算法 。?SCHED_RR2实时进程，用基于优先权的轮转法。2. 信号处理(1) unsigned long signal;进程接收到的信号。每
18、位表示一种信号，共32 种。置位有效。(2) unsigned long blocked;进程所能接受信号的位掩码。置位表示屏蔽，复位表示不屏蔽。(3) struct signal_struct *sig;因为 signal 和 blocked 都是 32 位的变量， Linux 最多只能接受32 种信号。对每种信号，各进程可以由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。指派各种信息处理函数的结构定义在include/linux/ 中。对信号的检查安排在系统调用结束后，以及“ 慢速型 ” 中断服务程序结束后(IRQ#_interrupt() 。精选学习资料 -
19、- - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 12 页，共 15 页3. 进程队列指针(1) struct task_struct *next_task ，*prev_task;所有进程 (以 PCB 的形式 )组成一个双向链表。next_task 和就是链表的前后指针。链表的头和尾都是init_task( 即 0 号进程 )。(2) struct task_struct *next_run ，*prev_run;由正在运行或是可以运行的，其进程状态均为TASK_RUNNING的进程所组成的一个双向循环链表，即run_queue 就绪队列。该链表的前后向指针用ne
20、xt_run 和 prev_run，链表的头和尾都是init_task( 即 0 号进程 )。(3) struct task_struct *p_opptr ，*p_pptr; 和 struct task_struct *p_cptr ，*p_ysptr ， *p_osptr;以上分别是指向原始父进程(original parent)、父进程 (parent)、子进程 (youngest child)及新老兄弟进程 (younger sibling ， older sibling) 的指针。4. 进程标识(1) unsigned short uid， gid;uid 和 gid 是运行进程的用
21、户标识和用户组标识。(2) int groupsNGROUPS;与多数现代UNIX操作系统 一样， Linux 允许进程同时拥有一组用户组号。在进程访问文件时，这些组号可用于合法性检查。(3) unsigned short euid，egid;euid 和 egid 又称为有效的uid 和 gid。出于系统安全的权限的考虑，运行程序时要检查euid和 egid 的合法性。通常，uid 等于 euid，gid 等于 egid。有时候，系统会赋予一般用户暂时拥有 root 的 uid 和 gid(作为用户进程的euid 和 egid)，以便于进行运作。(4) unsigned short fsui
22、d ，fsgid;fsuid 和 fsgid 称为文件系统的uid 和 gid，用于文件系统操作时的合法性检查，是 Linux 独特的标识类型。它们一般分别和euid 和 egid 一致，但在NFS 文件系统中NFS 服务器需要作为一个特殊的进程访问文件，这时只修改客户进程的fsuid 和 fsgid。(5) unsigned short suid，sgid;suid 和 sgid 是根据 POSIX 标准引入的，在系统调用改变uid 和 gid 时，用于保留真正的uid和 gid。(6) int pid ，pgrp，session;进程标识号、进程的组织号及session标识号，相关系统调用
23、(见程序 kernel/)有 sys_setpgid、sys_getpgid、sys_setpgrp、 sys_getpgrp、sys_getsid 及 sys_setsid几种。(7) int leader;是否是 session的主管，布尔量。5. 时间数据成员(1) unsigned long timeout;用于软件定时，指出进程间隔多久被重新唤醒。采用tick 为单位。(2) unsigned long it_real_value ，it_real_iner;用于 itimer(interval timer)软件定时。采用jiffies 为单位，每个tick 使 it_real_va
24、lue 减到 0 时向进程发信号SIGALRM ，并重新置初值。初值由 it_real_incr 保存。具体代码见kernel/中的函数 it_real_fn() 。(3) struct timer_list real_timer;一种定时器结构(Linux共有两种定时器结构，另一种称作old_timer) 。 数据结构 的定义在include/linux/ 中，相关操作函数见kernel/中 add_timer() 和 del_timer() 等。(4) unsigned long it_virt_value ，it_virt_incr;精选学习资料 - - - - - - - - - 名师
25、归纳总结 - - - - - - -第 13 页，共 15 页关于进程用户态执行时间的itimer 软件定时。采用jiffies 为单位。进程在用户态运行时，每个 tick 使 it_virt_value 减 1，减到 0 时向进程发信号SIGVTALRM ，并重新置初值。初值由it_virt_incr 保存。具体代码见kernel/中的函数do_it_virt() 。(5) unsigned long it_prof_value ，it_prof_incr;同样是 itimer 软件定时。采用jiffies 为单位。不管进程在用户态或内核态运行，每个tick 使it_prof_value 减
26、 1，减到0 时向进程发信号SIGPROF，并重新置初值。初值由it_prof_incr保存。具体代码见kernel/中的函数 do_it_prof 。(6) long utime ，stime， cutime，cstime，start_time;以上分别为进程在用户态的运行时间、进程在内核态的运行时间、所有层次子进程在用户态的运行时间总和、所有层次子进程在核心态的运行时间总和，以及创建该进程的时间。6. 信号量数据成员(1) struct sem_undo *semundo;进程每操作一次信号量，都生成一个对此次操作的undo 操作，它由sem_undo 结构描述。这些属于同一进程的undo
27、 操作组成的链表就由semundo 属性指示。当进程异常终止时，系统会调用undo 操作。 sem_undo的成员 semadj 指向一个数据数组，表示各次undo 的量。结构定义在include/linux/ 。(2) struct sem_queue *semsleeping;每一信号量集合对应一个sem_queue等待队列 (见 include/linux/) 。进程因操作该信号量集合而阻塞时，它被挂到semsleeping 指示的关于该信号量集合的sem_queue 队列。反过来，semsleeping。sleeper 指向该进程的PCB。7. 进程上下文环境(1) struct de
28、sc_struct *ldt;进程关于 CPU 段式存储管理的局部描述符表的指针，用于仿真WINE Windows 的程序。其他情况下取值NULL ，进程的 ldt 就是 arch/i386/ 定义的 default_ldt 。(2) struct thread_struct tss;任务状态段，其内容与INTEL CPU 的 TSS 对应，如各种通用寄存器.CPU 调度时，当前运行进程的TSS 保存到 PCB 的 tss，新选中进程的tss 内容复制到CPU 的 TSS。结构定义在include/linux/ 中。(3) unsigned long saved_kernel_stack;为
29、MS-DOS 的仿真程序 (或叫系统调用vm86)保存的堆栈指针。(4) unsigned long kernel_stack_page;在内核态运行时，每个进程都有一个内核堆栈，其基地址就保存在kernel_stack_page 中。8. 文件系统数据成员(1) struct fs_struct *fs;fs 保存了进程本身与VFS 的关系消息， 其中 root 指向根目录结点，pwd 指向当前目录结点，umask 给出新建文件的访问模式(可由系统调用umask 更改 )，count 是 Linux 保留的属性， 如下页图所示。结构定义在include/linux/ 中。(2) struct
30、 files_struct *files;files 包含了进程当前所打开的文件(struct file *fdNR_OPEN) 。在 Linux 中，一个进程最多只能同时打开NR_OPEN 个文件。 而且， 前三项分别预先设置为标准输入、标准输出和出错消息输出文件。(3) int link_count;文件链 (link) 的数目。Array. 内存数据成员精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 14 页，共 15 页(1) struct mm_struct *mm;在 linux 中，采用按需分页的策略解决进程的内存需求。task_struct 的数据成员mm 指向关于存储管理的mm_struct 结构。其中包含了一个虚存队列mmap， 指向由假设干vm_area_struct描述的虚存块。 同时，为了加快访问速度，mm 中的 mmap_avl 维护了一个AVL 树。在树中，所有的 vm_area_struct 虚存块均由左指针指向相邻的低虚存块，右指针指向相邻的高虚存块。结构定义在include/linux/ 中。精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 15 页，共 15 页