OS lab总结

Linux命令

基本shell命令

mount
cp：将一个档案copy到另一档案，或将数个档案copy至另一目录
通过VFS提供的系统调用接口进行文件操作
pwd：
cat
grep
find
ls
man: 帮助手册的章节，1-用户命令，2-系统调用，5-文件格式，8-关于系统维护的命令

Linux编译基本命令

make
config

基本概念

/proc：虚拟文件系统，在这里可以获取系统状态信息并且修改系统的某些配置信息
如内存情况在/proc/meminfo文件中
vfs：存在于内存空间，根据不同的文件系统抽象出了一个通用的文件模型，由四种数据对象组成：

• 超级块对象superblock：存储已安装文件系统的信息，通常对应磁盘文件系统的文件系统超级块或者控制块
• 索引节点对象inode object：存储某个文件的信息。通常对应磁盘文件系统的文件控制块。
• 目录项对象dentry object：dentry对象主要是描述一个目录项，是路径的组成部分。
• 文件对象file object：存储一个打开文件和一个进程的关联信息。只要文件一直打开，这个对象就一直存在。
  task_struct：进程控制块PCB，是进程存在的唯一标志。
  
  • struct mm_struct *mm //进程的虚存信息
  • struct fs_struct *fs //进程的可执行映象所在的文件系统
  • struct files_struct *files //进程打开的文件

内核编译

添加系统调用mysyscall：每发生一次缺页都要进入缺页中断服务函数do_page_fault一次，所以可以认为该函数的次数就是发生缺页的次数

缺页中断调用机理

缺页中断矢量设置（3分）
区分是页面异常（地址非法，访问权限等）还是缺页（3分）
Linux的页面管理，虚拟地址段管理，换页等（4分）

进程状态转换

进程是由正文段、用户数据段和系统数据段、堆栈段组成的一个动态实体

fork（）函数进程创建过程

• 为新进程分配task_struct内存空间
• 把父进程task_struct拷贝到子进程的task_struct
• 为新进程在其虚拟内存建立内核堆栈
• 对子进程task_struct中部分进行初始化设置
• 把父进程的有关信息拷贝给子进程，建立共享关系
• 把子进程的counter设为父进程counter值的一半
• 把子进程加入到可运行队列中
• 结束do_fork（）函数返回PID值

do_fork（）函数

三个系统调用实现创建子进程都会调用do_fork（）函数

• sys_clone（）：对应的clone_flags可能是多个标志位的组合，取决于具体情况
• sys_vfork（）：对应的clone_flags值是SIGCHIILD。SIGCHILD的作用是子进程终结或暂停时给父进程发信号。
• sys_fork（）：对应的clone_flags值是CLONE_VFORK|CLONE_VM|SIGCHILD

do_fork（）的执行过程

• 调用alloc_task_struct（）分配子进程task_struct空间。
• 把父进程task_struct的值全部赋给子进程task_struct。
• 检查是否超过了资源限制，如果是，则结束并返回出错信息。更改一些统计量的信息。
• 修改子进程task_struct的某些成员的值使其正确反映子进程的状况，如进程状态被置成TASK_UNINTERRUPTIBLE。
• 调用get_pid（）函数为子进程得到一个pid号。
• 共享或复制父进程文件处理、信号处理及进程虚拟地址空间等资源。
• 调用copy_process（）初始化子进程的内核栈，内核栈保存了进程返回用户空间的上文。（以i386为例，其中很重要的一点是寄存器eax值的位置被置0，这个值就是执行系统调用后子进程的返回值。）
• 将父进程的当前的时间配额counter分一半给子进程。
• 利用宏SET_LINKS将子进程插入所有进程都在其中的双向链表。调用hash_pid（），将子进程加入相应的hash队列。
• 调用wake_up_process（），将该子进程插入可运行队列。至此，子进程创建完毕，并在可运行队列中等待被调度执行。
• 如果clone_flags包含有CLONE_VFORK标志，则将父进程挂起直到子进程释放进程空间。（进程控制块中有 一个信号量vfork_sem可以起到将进程挂起的作用。）
• 返回子进程的pid值，该值就是系统调用后父进程的返回值。

文件系统mount命令

语法：

mount [-t fstype] [-o options] device dirname 

内核与之对应的系统调用是sys_mount()。该函数根据文件 系统类型得到相应的file_system_type 对象,再取得该分区 的超级块对象。

系统中断

导致缺页异常（缺页中断）的原因有：

• 编程错误。可分为内核程序错误和用户程序错误
• 操作系统故意引发的异常。操作系统利用硬件机制，在适当时间触发异常，使得该异常的处理程序被调用，以达到预期目的。

补充：

• do_page_fault（）得到的异常发生虚拟地址对于IA32在CR2寄存器中；此函数执行次数可认为系统发生缺页
• 每个进程都有一个页目录，当进程运行时，寄存器CR3指向该页目录的地址。
• 系统三级页表：
  
  • 页目录PGD
  • 页中间目录PMD
  • 页表PTE
• 2.6.11以后Linux采用四级页表模型来使用硬件分页机制，分别是：pgd_t，pud_t，pmd_t，pte_t
• Linux使用两个运行模式：特权级0和特权级3，即内核模式和用户模式
• 每个系统调用号至少有一个参数，即通过eax寄存器传递来的系统调用号
• Linux利用守护进程kswapd定期检查系统内的空闲页帧数是否小于预定义的极限，一旦发现空闲帧数太少，就先将若干页换出。kswapd相当于一个进程，它有自己的进程控制块task_struct结构，与其他进程一样同样受内核调度，但没有独立的地址空间

• 写时拷贝的处理过程

  • 首先改写对应页表项的访问标志位,表明其刚被访问过,
    这样在页面调度时该页面就不会被优先考虑。
  • 如果该页帧目前只为一个进程单独使用,则只需把页表项置为可写。
  • 如果该页帧为多个进程共享,则申请一个新的物理页帧并 标记为可写,复制原来物理页帧的内容,更改当前进程相应的页表项,同时原来的物理页帧的共享计数减一。

• 按需调页的处理过程

  • 第一种情况页面从未被进程访问，这种情况页表项的值全部为0
  • 另一种情况是该页面被进程访问过,但是目前已被写到交换 分区, 页表项的存在标志位为0,但其他位被用来记录该页 面在交换分区中的信息。

• 伙伴系统的操作：

  • 申请空间的函数为alloc_pages( );
  • 释放函数为free_pages( );
  • 当在申请内存发现页帧短缺时,还会唤醒kswapd内核线程运行,该线程会腾出一些空间以满足要求。