第8章 实例分析： Linux操作系统 本章讲述内容： 8.1 Linux的处理机管理； 8.2 Linux的存储管理； 8.3 Linuⅸ的文件管理； 8.4 Linux的设备管理
第8章 实例分析： Linux操作系统 8.1 8.2 8.3 本章讲述内容： 8.4 Linux的处理机管理； Linux的存储管理 ； Linux的文件管理 ； Linux 的设备管理
8.1Liux的处理机管理 。8.1.1 Linux的进程 1.Linuxi进程的两种运行模式 .Liux里，当进程运行用户程序时，称为“用户模式”；当进程运行中出现系统 调用或中断事件，转去执行操作系统内核程序时，称为“核心模式”。进程在核心模式 时，从事资源管理及各种控制活动：在用户模式时，在操作系统管理和控制下做自己的 工作：在Liux里处理机有两种运行状态：在核心态，CPU执行操作系统的程序；在用户 态，CPU执行用户程序。这两种运行状态，会在一定时机按需要进行转换。 .Lix把进程定义为是“程序运行的一个实例”。进程竞争并占用系统资源，向 系统提出各种请求服务；进程也是调度单位，任何时刻只有一个进程在CPU上运行。 2.Linuxi进程实体的组成 。Linux进程的四个部分 Linux中，每个进程是一个任务(task),有四个部分：进程描述符，即进程控制块： 进程专用的系统堆栈空间：正文段，即供进程执行的程序段：进程专用的数据段和用户 堆栈空间
8.1 Linux的处理机管理 • 8.1.1 Linux的进程 1. Linux进程的两种运行模式 Linux里，当进程运行用户程序时，称为“用户模式”；当进程运行中出现系统 调用或中断事件，转去执行操作系统内核程序时，称为“核心模式”。进程在核心模式 时，从事资源管理及各种控制活动；在用户模式时，在操作系统管理和控制下做自己的 工作。 . . 在Linux里处理机有两种运行状态：在核心态，CPU执行操作系统的程序；在用户 态，CPU执行用户程序。这两种运行状态，会在一定时机按需要进行转换。 . Linux把进程定义为是“程序运行的一个实例”。进程竞争并占用系统资源，向 系统提出各种请求服务；进程也是调度单位，任何时刻只有一个进程在CPU上运行。 2. Linux进程实体的组成 . Linux中，每个进程是一个任务(task)，有四个部分：进程描述符，即进程控制块； 进程专用的系统堆栈空间；正文段，即供进程执行的程序段；进程专用的数据段和用户 堆栈空间。 Linux进程的四个部分
。进程描述符和核心栈 产生一个新进程时，系统就分配总量为8KB的空间 堆栈 (即两个连续的内存块)，用于存放进程描述符和组成系统 进程的核 堆栈。进程因系统调用进入Linux内核时（这时CPU被切换 两个连续的 心栈(7KB) 成核心态)，就使用系统堆栈。 物理块(8KB) ,Linux对进程描述符的管理 Linux在内核存储区里开辟一个指针数组 进程描述绮 (IKB) task,长度为NR TASKS,每个数组元素里 存放一个已创建进程的进程描述符地址。即 指针数组task 每个数组元素都指向一个己创建进程的进程 →一个进程描述符 描述符，通过它，就可以找到当前系统中所 个进程描述符 有进程的进程描述符。 3.Linux进程描述符的内容 NR TASKS +一个进程描述符 个元素 在Liux中，进程描述符是一个结构类型的数 据结构：task struct,.主要有以下信息： ·进程标识·进程状态 ·进程调度信息 ·接收的信号·进程家族关系·进程队列指针 CPU的现场保护区 ·与文件系统有关的信息
. 在Linux中，进程描述符是一个结构类型的数 据结构：task_struct，主要有以下信息： 接收的信号 进程队列指针 CPU的现场保护区 与文件系统有关的信息 产生一个新进程时，系统就分配总量为8KB的空间 (即两个连续的内存块)，用于存放进程描述符和组成系统 堆栈。进程因系统调用进入Linux内核时(这时CPU被切换 成核心态)，就使用系统堆栈。 . . 进程描述符和核心栈 两个连续的 物理块(8KB) 堆栈 进程描述符 进程的核 心栈(7KB) (1KB) Linux对进程描述符的管理 Linux在内核存储区里开辟一个指针数组 task，长度为NR_TASKS，每个数组元素里 存放一个已创建进程的进程描述符地址。即 每个数组元素都指向一个已创建进程的进程 描述符，通过它，就可以找到当前系统中所 有进程的进程描述符。 一个进程描述符 一个进程描述符 NR_TASKS 一个进程描述符 个元素 指针数组task 3. Linux进程描述符的内容 . . 进程标识 . 进程状态 . . . . 进程调度信息 进程家族关系
4.Linux的进程状态 暂停状态、 ,可运行状态：进程已做好了 信号 信号 运行的准备。该状态实际上包含两 可运行状态 个状态，要么在CPU上运行（为执 调度 创健 就绪 执行 僵死状态 行状态)，要么已经做好准备，随 被抢宪 终止 时可以投入运行（为就绪状态）。 事件 信号或事件 ·可中断状态：进程由于等待某些条 可中断状态 件，而处于这种阻塞状态，直到那些条件出 不可中断状态 现将其唤醒。 。不可中断状态：这是另外一种阻塞状态。处于这种状态的进程，表示进程不能 被信号中断，而是在等待硬件条件的到来。 。暂停状态：运行进程由于接收到一个信号，执行被暂时停止。处于该状态的进 程，只能由来自另一个进程发来的信号改变成就绪状态。 。僵死状态：进程已经被终止，正在结束中。 5.Linux的进程族系 Liux系统初启时，自动建立系统的第一个进程：初始化进程。之后，所有的进程都 由它以及它的子孙创建。因此，Liux系统中的各个进程，相互之间构成了一个树型的 进程族系
暂停状态：运行进程由于接收到一个信号，执行被暂时停止。处于该状态的进 程，只能由来自另一个进程发来的信号改变成就绪状态。 不可中断状态：这是另外一种阻塞状态。处于这种状态的进程，表示进程不能 被信号中断，而是在等待硬件条件的到来。 可中断状态：进程由于等待某些条 件，而处于这种阻塞状态，直到那些条件出 现将其唤醒。 4. Linux的进程状态 可运行状态：进程已做好了 运行的准备。该状态实际上包含两 个状态，要么在CPU上运行（为执 行状态），要么已经做好准备，随 时可以投入运行（为就绪状态）。 暂停状态 可中断状态 不可中断状态 僵死状态 可运行状态 就绪 执行 调度 被抢先 创建 事件 信号 终止 信号或事件 . 信号 . . . . 僵死状态：进程已经被终止，正在结束中。 5. Linux的进程族系 Linux系统初启时，自动建立系统的第一个进程：初始化进程。之后，所有的进程都 由它以及它的子孙创建。因此，Linux系统中的各个进程，相互之间构成了一个树型的 进程族系
。8.1.2 Linux的进程调度 1.Linux的三种调度策略 。SCHED FIFO一实时进程的先进先出调度策略 SCHED FIFO是一种抢占式的调度策略。原则上，把CPU分给进程后，该进程就 占用CPU直到释放为止。但若在此期间另有更高优先级的FFO进程就绪，那就会把 CPU抢夺过来。若有多个进程都有最高优先级，那就选择等待时间最长的投入运行。 该调度策略适合实时进程，它们对时间性要求较强，每次运行所需的时间较短。 .SCHED RR一实时进程的轮转调度 SCHED RR是一种抢占式的调度策略。分配给进程一个时间片后，若在此期间有 另一个更高优先级的RR进程就绪，那么就允许它抢夺过CPU投入运行。若有多个进程 都具有最高优先级，那就选择其中等待时间最长的投入运行。可见，SCHED RR调度 策略适合于每次运行需要时间较长的实时进程。 .SCHED OTHER一非实时进程的轮转调度 SCHED OTHER是基于动态优先级的轮转调度策略，它适合于交互式的分时应用。 在这种调度策略里，进程的动态优先级用所谓的优先数来表示：优先数越小，相应的 优先级越高。操作系统对核心态进程和对用户态进程，采取不同的方法来改变其优先 数，从而改变优先级
• 8.1.2 Linux的进程调度 1. SCHED_FIFO—实时进程的先进先出调度策略 SCHED_FIFO是一种抢占式的调度策略。原则上，把CPU分给进程后，该进程就 占用CPU直到释放为止。但若在此期间另有更高优先级的FIFO进程就绪，那就会把 CPU抢夺过来。若有多个进程都有最高优先级，那就选择等待时间最长的投入运行。 该调度策略适合实时进程，它们对时间性要求较强，每次运行所需的时间较短。 SCHED_RR—实时进程的轮转调度 SCHED_RR是一种抢占式的调度策略。分配给进程一个时间片后，若在此期间有 另一个更高优先级的RR进程就绪，那么就允许它抢夺过CPU投入运行。若有多个进程 都具有最高优先级，那就选择其中等待时间最长的投入运行。可见，SCHED_RR调度 策略适合于每次运行需要时间较长的实时进程。 SCHED_OTHER—非实时进程的轮转调度 SCHED_OTHER是基于动态优先级的轮转调度策略，它适合于交互式的分时应用。 在这种调度策略里，进程的动态优先级用所谓的优先数来表示：优先数越小，相应的 优先级越高。操作系统对核心态进程和对用户态进程，采取不同的方法来改变其优先 数，从而改变优先级 。 Linux的三种调度策略 . .
2.Linux的等待队列 因某事件等待 的队列头指针 next next NULL 处理各种等待时，Linux把等待 task task task 队列和等待的事件联系在一起。需 要等待事件的进程，根据等待的事 件进入不同的等待队列。 进程描述符 进程描述符 进程描述符 8.1.3 Linux进程间的通信一消息队列 。Liux为进程间的通信提供多种机制，如有消息队列、信号、信号量、管道以及 共享内存储区等。信号用于一个进程向另一个进程发通知，有某个事件发生：信号量 用于进程间取得同步：消息队列、管道、共享存储区，都用于在进程之间传递数据。 ·消息队列是进程间的一种异步通信方法。所谓“异步”，即发送消息的进程在消 息发出之后，不必等待接收进程做出反应，就可以去做其他的事情了。 。在进程间通信前，先要建立消息队列。有了消息队列，进程就可以向（或从）消 息队列发送（或接收）消息了。消息在消息队列里，按照到达的先后顺序排成队。类 型相同的消息，先进入队列的先被接收。Lux对消息的长度没有限制。消息队列使用 完毕后，应该予以释放（即删除）
消息队列是进程间的一种异步通信方法。所谓“异步”，即发送消息的进程在消 息发出之后，不必等待接收进程做出反应，就可以去做其他的事情了。 Linux为进程间的通信提供多种机制，如有消息队列、信号、信号量、管道以及 共享内存储区等。信号用于一个进程向另一个进程发通知，有某个事件发生；信号量 用于进程间取得同步；消息队列、管道、共享存储区，都用于在进程之间传递数据。 处理各种等待时，Linux把等待 队列和等待的事件联系在一起。需 要等待事件的进程，根据等待的事 件进入不同的等待队列。 . 2. Linux的等待队列 因某事件等待 的队列头指针 next task next task NULL task 进程描述符 进程描述符 进程描述符 • 8.1.3 Linux进程间的通信—消息队列 . . 在进程间通信前，先要建立消息队列。有了消息队列，进程就可以向（或从）消 息队列发送（或接收）消息了。消息在消息队列里，按照到达的先后顺序排成队。类 型相同的消息，先进入队列的先被接收。Linux对消息的长度没有限制。消息队列使用 完毕后，应该予以释放（即删除）
8.2 Linux的存储管理 。 8.2.1 Linux的虚拟存储空间 1.Linux的虚拟存储空间 在Liux中，虚拟地址用32个二进制位表示。这意味系统向每个进程提供的虚存 空间，最多可以高达22字节=4GB。 .Liux把4GB的虚拟空间划分为两部分：最高的1GB用于内核本身，称为“系统 空间”，为所有的进程共享：较低的3GB供进程使用，称为“用户空间” 。进程都有自己的正文段，数据段， 堆栈段等。Linux按这种逻辑单位，把虚 进程A的 进程B的 进程N的 拟空间划分成若干分区，然后进行分页。 用户空间 用户空间 用户空间 4GB (3GB) (3GB) (3GB) 这样，进程每一个分区段位于一个连续 的虚拟空间 的虚拟空间里，那里的内容有相同的特 性，有利于对它们分别实行存储保护和 共享的系统空间(3GB) 共享。另外，虚拟空间在各个分区之间 可以不连续。即进程所用的虚拟地址并不一定是连成一片的，可以有空洞存在
进程都有自己的正文段，数据段， 堆栈段等。Linux按这种逻辑单位，把虚 拟空间划分成若干分区，然后进行分页。 这样，进程每一个分区段位于一个连续 的虚拟空间里，那里的内容有相同的特 性，有利于对它们分别实行存储保护和 共享。另外，虚拟空间在各个分区之间 可以不连续。即进程所用的虚拟地址并不一定是连成一片的，可以有空洞存在。 • 8.2.1 Linux的虚拟存储空间 1. Linux的虚拟存储空间 在Linux中，虚拟地址用32个二进制位表示。这意味系统向每个进程提供的虚存 空间，最多可以高达2 32 字节 = 4GB。 8.2 Linux的存储管理 . . Linux把4GB的虚拟空间划分为两部分：最高的1GB用于内核本身，称为“系统 空间”，为所有的进程共享；较低的3GB供进程使用，称为“用户空间”。 . 进程A的 用户空间 (3GB) 进程B的 用户空间 (3GB) 进程N的 用户空间 (3GB) 共享的系统空间(3GB) 4GB 的虚拟空间
2.多级页表的地址变换 .Liux向用户提供的最大虚拟空间为4GB。由于内存块长度是4KB,因此一个虚拟 地址空间最多可有22(4GB/4KB=M)个页面。即用户虚拟地址空间的页表，最多要用一 百万个表项来记录页面与物理块的对应关系，不利于存储空间的利用。 .Liux在对虚拟地址空间进行分页时，采用两级页表的机制：先是对虚拟地址空间 进行分页，形成页表：再对页表进行分页，形成页表的页表。 页面索引号 页号 位移量 32位虚拟地址： pI p2 10位→一 10位一 12位 用户虚拟 地址空间 个页面 页表 页表索引 1M个表项 1024个表项 M个页面口 (1024个页面) 个页面
2. 多级页表的地址变换 Linux向用户提供的最大虚拟空间为4GB。由于内存块长度是4KB，因此一个虚拟 地址空间最多可有2 20(4GB/4KB=1M)个页面。即用户虚拟地址空间的页表，最多要用一 百万个表项来记录页面与物理块的对应关系，不利于存储空间的利用。 . . Linux在对虚拟地址空间进行分页时，采用两级页表的机制：先是对虚拟地址空间 进行分页，形成页表；再对页表进行分页，形成页表的页表。 页面索引号 p1 页号 p2 位移量 32位虚拟地址： d 10位 10位 12位 一个页面 一个页面 用户虚拟 地址空间 1M个页面 1M个表项 (1024个页面) 1024个表项 页表 页表索引
3.二级页表的地址转换过程 。在知道一个虚拟地址后，就可根据地址的前10位，先去查页表索引，以便得到 该索引所对应的页表放在哪一个内存块 。再由地址中间的10位，去查这个页表，得到该页所对应的内存块的起始地址。 ·最后，与位移量d相加后，就得到最终所需要的物理地址。 p2 页表 内存 页表索引 1页 块 索项 p2 表项 1块 物理 地址 页
3. 二级页表的地址转换过程 在知道一个虚拟地址后，就可根据地址的前10位，先去查页表索引，以便得到 该索引所对应的页表放在哪一个内存块。 . . 再由地址中间的10位，去查这个页表，得到该页所对应的内存块的起始地址。 . 最后，与位移量d相加后，就得到最终所需要的物理地址。 p1 p2 d 索引项 页表索引 p1 1页 1页 表项 页表 p2 d 内存 物理 地址 1块 1块
。8.2.2管理虚拟存储空间的数据结构 ,Liux进程的各个分区可以是不连续的，因此形成了若干个离散的虚拟区间。为 了对它们加以管理，定义了vm area_struct型及mm struct型数据结构。 ,vm area_struct用于管理进程的每一个虚拟区间，mm struct用于管理进程的整个 虚拟空间、页表索引和页表。因此，一个进程可以有多个vm area struct?型数据结构， 但只有一个mm struct型数据结构。 vm area struct vm area struct task struct mm struct *mmap *vm next *vm next *ped *vm start *vm start mm map count vm end vm end : 页表 页表索引 一段 一段 虚拟区间 虚拟区间 页表
Linux进程的各个分区可以是不连续的，因此形成了若干个离散的虚拟区间。为 了对它们加以管理，定义了vm_area_struct型及mm_struct型数据结构。 • 8.2.2 管理虚拟存储空间的数据结构 . . vm_area_struct用于管理进程的每一个虚拟区间，mm_struct用于管理进程的整个 虚拟空间、页表索引和页表。因此，一个进程可以有多个vm_area_struct型数据结构， 但只有一个mm_struct型数据结构。 task_struct mm *mmap *pgd map_count mm_struct *vm_next *vm_start vm_end vm_area_struct *vm_next *vm_start vm_end vm_area_struct 一段 虚拟区间 一段 虚拟区间 页表 页表 页表索引
