操作系统导论

1 CPU虚拟化

1. 关键底层机制

        保持控制权的同时获得高性能

1).受限制的操作

        划分用户模式（user mode）和内核模式（kernel mode）

        用户模式下：不能直接访问硬件资源或者引用内存，必须通过系统API来实现

        内核模式下：可以执行任何指令和操作任何内存地址

2).进程之间切换

（1）如何保证操作系统对CPU的控制权

        协作方式下：等待进程进行系统调用，将CPU控制权交给OS

        非协作方式下：进程拒绝系统调用，通过时钟中断

（2）保存和恢复上下文

        简单来说，就是在发生中断时，系统如何知道上一个程序执行到哪里，并且在处理完这个中断之后，接着运行上一个程序。

        为了保存当前正在运行的进程的上下文，操作系统会执行一些底层汇编代码，来保存通用寄存器、程序计数器，以及当前正在运行的进程的内核栈指针，然后恢复寄存器、程序计数器，并切换内核栈，供即将运行的进程使用。通过切换栈，内核在进入切换代码调用时，是一个进程（被中断的进程）的上下文，在返回时，是另一进程（即将执行的进程） 的上下文。当操作系统最终执行从陷阱返回指令时，即将执行的进程变成了当前运行的进 程。至此上下文切换完成。

3).并发情况

        在中断处理过程中发生另外一个中断

2. 动态重定位

         将虚拟地址转换为物理地址，需要两个硬件寄存器，基址寄存器（base）和界限寄存器（bound），此过程没有有操作系统的接入，完全由硬件处理

基址寄存器：虚拟地址为0处的实际加载地址

映射实现：进程中使用的内存引用都是虚拟地址，硬件将虚拟地址加上基址寄存器中的内容得到物理地址，界限寄存器提供访问保护，确保进程产生的所有地址都在进程的地址界限中。

内存管理单元（Memory Managemen Unit，MMU）:CPU中负责地址转换的部分

        将整个地址空间放入物理内存，那么栈和堆之间的空间并 没有被进程使用，却依然占用了实际的物理内存

存在问题：容易产生内存碎片，图15.2中重定位的进程内部堆栈占用空间很少

3. 分段

        在MMU中引入不止 一个基址和界限寄存器对，而是给地址空间内的每个逻辑段（segment）一对。一个段只是地址空间里的一个连续定长的区域，在典型的地址空间里有 3 个逻辑不同的段：代码、栈 和堆。分段的机制使得操作系统能够将不同的段放到不同的物理内存区域，从而避免了虚拟地址空间中的未使用部分占用物理内存。

4. 分页

• 分页：将进程的地址空间分成固定大小的单元，每个单元成为1页，一页大小为4kb，存储4096个字节
• 页表（page）：记录地址空间的每个虚拟页放在物理内存中的位置，为地址空间的每个虚拟页面保存地址转换（address translation），从而让我们知道每个页在物理内存中的位置

        注：每个进程都有相应的页表

• TLB（translation-lookaside buffer）:频繁发生的虚拟到物理地址转换的硬件缓存（cache）

        作用：提高访问效率，对每次内存访问，硬件先检查TLB，看看其中是否有期望的转换映射，如果有，就完成转换，不用访问页表（其中有全部的转换映射）

多级页表：将线性页表变成类似于树的结构

页表的存放位置：CPU内

5. 超越物理内存

1）交换空间：

        将当前不用的地址空间存在硬盘中，而不占用内存，需要的时候在交换回内存中

存在位：设置为1表示该页存在于物理内存中，为0则表示在硬盘上

页错误：访问的页不在物理内存中，页错误由操作系统来管理

2 进程

1.  定义：

2. 进程状态：

• 运行（running)：此时正在占用CPU，执行指令中
• 就绪(ready)：等待调度器调度任务，随时可以进入运行状态
• 阻塞(blocked)：等待事件唤醒，使其进入就绪态（注意阻塞状态不能直接进入运行态）

        三种状态的转换：

        注：除了上述三种状态，系统还有初始状态、僵尸状态以及终止状态

        初始状态：比较短暂，进程在创建时处于的状态

        僵尸状态：进程已经结束，但是其PCB（进程控制块）为被清理

        终止状态：

3.进程创建

1）fork()系统调用

        创建子进程，并复制父进程的内存地址，寄存器，程序计数器等，如图下

        注意：父进程和子进程的PID不同

        int pid = fork()，当pid大于0时为父进程，pid等于0时为子进程

        或者通过getpid()函数，获取当前进程的PID

        getppid()可以得到当前进程的父进程的PID

2）wait()系统调用

        作用：在父进程中调用wait()，延迟自己的执行，等待子进程先执行完毕

        在进程结束时回收资源很关键

3）exec()系统调用

        是创建进程API（应用程序接口）的重要部分，通过exec()可以使得子进程和父进程执行不同的程序

        具体操作：将当前运行的程序替换为不同的运行程序，成功调用后不会返回

4.进程调度

1.简单调度策略

1）先进先出（First In First Out，FIFO）/ 先到先服务（First Come First Served， FCFS）

        对于某些执行时间很长的任务却先到时，采用FIFO会使得系统平均周转时间很长

2）最短任务优先（Shortest Job First ，SJF）

        最短的任务可能很晚才到达，仍然要运行时间长的任务

3）最短完成时间优先（Shortest Time-Comletion First，STCF）

        抢占式调度

        新任务进入系统时，确定在剩余的任务和新任务中，哪个任务的距离完成的剩余时间最短，并执行这个剩余时间最短的

4）轮转调度（Round-Robin,，RR）

  在一个时间片内运行一个任务，然后切换到运行队列中的下一个任务，而不是一直运行一个任务直到结束（时间片是时钟中断周期的倍数）

        对于前述的调度策略来说，在响应时间上，性能不是很好

时间片的选取：太短上下文切换的成本大影响整体性能，太长也会使得系统响应时间下降

2.度量指标

平均周转时间：所有任务从到达到完成任务的总时间 / 任务数量

响应时间：从任务到达系统到任务首次运行的时间

        综合上述调度策略：

• SJF和STCF可以优化周转时间，但是对响应时间不利
• RR可以优化响应时间，但是对于周转时间不利

3. 调度结合I/O   

        任务在I/O期间是不使用CPU的

        当任务运行中需要请求I/O时，在执行I/O的期间，可以执行其他任务，使得系统得到更好的利用，这一操作也称为重叠（overlap）

4. 多级反馈队列调度

  多级反馈队列 （Multi-level Feedback Queue， MLFQ），解决上述周转时间和响应时间的矛盾

1.MLFQ基本规则

        MLFQ中有许多独立的队列，每个队列优先级不同，且一个任务智能存在于一个队列中，MLFQ总是执行高优先级队列中的工作，对于一个队列中的任务，优先级相同，采用轮转调度

• 规则1：A的优先级 > B的优先级，运行A
• 规则2：A的优先级 = B的优先级，轮转运行

关键：设置优先级

        MLFQ 没有为每个任务指定不变其优先级，而是在进程运行过程中观察行为来调整优先级

        如果仅仅只有上述两个规则，可能会出现一下情况，任务A、B、C、D，只有A和B任务交替运行，C和D永远没有机会

因此，必须增加其他的规则，实现更加相对公平且有效的调度算法

2. 尝试1：

改变优先级：

        规则3：当任务进入系统时，优先级至于最高，

        规则4a：用完整个时间片后降低优先级

        规则4b：任务在时间片内主动释放CPU，保持优先级不变

存在漏洞：

1.对于I/O操作密集的工作，总在时间片内释放CPU，因此优先级总是比较高，导致时间长的任务饿死

2. 利用规则4b漏洞，总在时间片运行完之前，调用I/O操作，极端情况可以占用99%的时间片，近似于完全掌控CPU权力

3.一个程序可能在不同的时间表现不同，可能只在某些时段I/O操作密集

3.尝试2：

 提升优先级：周期性提升所有工作的优先级

规则5：每隔一段时间S，系统中的工作重新加入最高优先级队列

难题：S的值如何设定，也称之为“voo-doo const”

4.尝试3：

防止规则4b漏洞，MLFQ的每层队列提供更完善的CPU计时方式

规则4(New)：一旦工作用完了它在某一层的时间分配额度（无论中途它主动放弃了多少次CPU）,就降低优先级（移入低一级队列）

5.MLFQ调优

        大多数MLFQ都支持不同队列可变的时间片长度，高优先级队列通常只有较短的时间片（10ms或更少），低优先级队列中更多是CPU密集型工作，配置更长的时间片。

Ousterhout定律：避免巫毒常量，通常会有一个写满各种参数默认值的配置文件，使得系统管理员可以方便进行修改调整，然而大多数不修改配置文件直接使用默认值

 6.总结

        一组优化的MLFQ规则

• 规则1：如果A的优先级 > B的优先级，运行A（不运行B）
• 规则2：如果A的优先级 = B的优先级，轮转运行A和B
• 规则3：工作进入系统时，放在最高优先级（最上层队列）
• 规则4：一旦工作用完了其在某一层中的时间配额（无论中间主动放弃了多少次 CPU），就降低其优先级（移入低一级队列）
• 规则5：经过一段时间S，就将系统中所有工作重新加入最高优先级队列

MLFQ不需要对工作的运行方式有先验知识，而是通过观察工作的运行来给出对应的优先级

5.比例份额调度

比例份额（proportional-share）,也称为公平份额调度（fair-share），有两种实现

1.彩票调度：选取随机值，，每个进程具有一定的彩票数，确定当前的运行进程

2.步长调度：每个进程都有自己的步长，并且与票数成反比，调度时选取目前拥有最小行程值的进程，运行该进程后，将当前的行程值加上步长

但比例份额调度并没有被CPU调度广泛使用（一是不能很好的适合I/O，二是票数分配是个难题）