操作系统课程实验指导.docx
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操作系统课程实验指导
实验一UNIX/LINUX及其使用环境
（二）LINUX下C语言使用、编译与调试实验
实验目的1、复习C语言程序基本知识
2、练习并掌握UNIX提供的vi编辑器来编译C程序
3、学会利用gcc、gdb编译、调试C程序
实验内容1、用vi编写一个简单的、显示"Hello,World!
"的C程序，用gcc编译并观察编译后的结果
2、利用gdb调试该程序
3、运行生成的可执行文件。
实验指导一、C语言使用简介
LINUX中包含了很多软件开发工具。
它们中的很多是用于C和C++应用程序开发的。
C是一种能在UNIX的早期就被广泛使用的通用编程语言。
它最早是由Bell实验室的DennisRitchie为了UNIX的辅助开发而写的，从此C就成为世界上使用最广泛的计算机语言。
C能在编程领域里得到如此广泛支持的原因有：
（1）它是一种非常通用的语言，并且它的语法和函数库在不同的平台上都是统一的，对开发者非常有吸引力；
（2）用C写的程序执行速度很快；
（3）C是所有版本UNIX上的系统语言；
二、文件编辑器vi
vi是在UNIX上被广泛使用的中英文编辑软件。
vi是visualeditor的缩写，是UNIX提供给用户的一个窗口化编辑环境。
进入vi，直接执行vi编辑程序即可。
例：
$vitest.c
显示器出现vi的编辑窗口，同时vi会将文件复制一份至缓冲区（buffer）。
vi先对缓冲区的文件进行编辑，保留在磁盘中的文件则不变。
编辑完成后，使用者可决定是否要取代原来旧有的文件。
1、vi的工作模式
vi提供二种工作模式：
输入模式（insertmode）和命令模式（commandmode）。
使用者进入vi后，即处在命令模式下，此刻键入的任何字符皆被视为命令，可进行删除、修改、存盘等操作。
要输入信息，应转换到输入模式。
（1）命令模式
在输入模式下，按ESC可切换到命令模式。
命令模式下，可选用下列指令离开vi：
：
q!
离开vi，并放弃刚在缓冲区内编辑的内容
：
wq将缓冲区内的资料写入磁盘中，并离开vi
：
ZZ同wq：
x同wq：
w
将缓冲区内的资料写入磁盘中，但并不离开vi
：
q离开vi，若文件被修改过，则要被要求确认是否放弃修改的内容，此指令可与：
w配合使用
（2）命令模式下光标的移动
H左移一个字符
J下移一个字符
K上移一个字符
L右移一个字符
0移至该行的首
$移至该行的末
^移至该行的第一个字符处
H移至窗口的第一列
M移至窗口中间那一列
L移至窗口的最后一列
G移至该文件的最后一列
W,W下一个单词（W忽略标点）
B,B上一个单词（B忽略标点）
+移至下一列的第一个字符处
-移至上一列的第一个字符处
（移至该句首）移至该句末
{移至该段首}移至该段末
NG移至该文件的第n列
N+移至光标所在位置之后第n列
n-移至光标所在位置之前第n列
（3）输入模式
输入以下命令即可进入vi输入模式：
a（append）在光标之后加入资料
A在该行之末加入资料
i（insert）在光标之前加入资料
I在该行之首加入资料
o（open）新增一行于该行之下，供输入资料用
O新增一行于该行之上，供输入资料用
Dd删除当前光标所在行
X删除当前光标字符
X删除当前光标之前字符
U撤消·重做F查找
s替换,例如:
将文件中的所有"FOX"换成"duck",用":
%s/FOX/duck/g"
ESC离开输入模式
更多用法见infovi
三、GNUC编译器
LINUX上可用的C编译器是GNUC编译器，它建立在自由软件基金会编程许可证的基础上，因此可以自由发布。
LINUX上的GNUC编译器（GCC）是一个全功能的ANCIC兼容编译器，而一般UNIX（如SCOUNIX）用的编译器是CC。
下面介绍GCC和一些GCC编译器最常用的选项。
1、使用GCC通常后跟一些选项和文件名来使用GCC编译器。
GCC命令的基本用法如下：
gcc[options][filenames]
命令行选项指定的编译过程中的具体操作
2、GCC常用选项
GCC有超过100个的编译选项可用，这些选项中的许多可能永远都不会用到，但一些主要的选项将会频繁使用。
很多的GCC选项包括一个以上的字符，因此必须为每个选项指定各自的连字符，并且就像大多数LINUX命令一样不能在一个单独的连字符后跟一组选项。
例如，下面的命令是不同的：
gcc-p-gtest.c
gcc-pgtest.c
第一条命令告诉GCC编译test.c时为prof命令建立剖析（profile）信息并且把调试信息加入到可执行文件里。
第二条命令告诉GCC只为gprof命令建立剖析信息。
当不用任何选项编译一个程序时，GCC将建立（假定编译成功）一个名为a.out的可执行文件。
例如，
gcctest.c编译成功后，当前目录下就产生了一个a.out文件。
也可用-o选项来为即将产生的可执行文件指定一个文件名来代替a.out。
例如：
gcc–ocountcount.c
此时得到的可执行文件就不再是a.out，而是count。
GCC也可以指定编译器处理步骤多少。
-c选项告诉GCC仅把源代码编译为目标代码而跳过汇编和连接步骤。
这个选项使用得非常频繁因为它编译多个C程序时速度更快且更易于管理。
默认时GCC建立的目标代码文件有一个.o的扩展名。
3、执行文件
格式：
./可执行文件名
例：
./a.out
./count三、gdb调试工具
LINUX包含了一个叫gdb的GNU调试程序。
gdb是一个用来调试C和C++程序的强有力调试器。
它使你能在程序运行时观察程序的内部结构和内存的使用情况。
它具有以下一些功能：
·监视程序中变量的值；
·设置断点以使程序在指定的代码行上停止执行；
·一行行的执行代码。
以下是利用gdb进行调试的步骤：
1、调试编译代码
为了使gdb正常工作，必须使你的程序在编译时包含调试信息。
调试信息里包含你程序里的每个变量的类型和在可执行文件里的地址映射以及源代码的行号。
gdb利用这些信息使源代码和机器码相关联。
在编译时用–g选项打开调试选项。
2、gdb基本命令
命令描述file装入欲调试的可执行文件
kill终止正在调试的程序
list列出产生执行文件的源代码部分
next执行一行源代码但不进入函数内部
step执行一行源代码并进入函数内部
run执行当前被调试的程序
quit终止gdbwatch监视一个变量的值而不管它何时被改变
break在代码里设置断点，使程序执行到这里时被挂起
make不退出gdb就可以重新产生可执行文件
shell不离开gdb就执行UNIXshell命令
3、应用举例
（1）设有一源程序greet.c
（2）编译，gcc-ggdb–ogreetgreet.c，出错
（3）gdbgreet，出现提示符（gdb），此时可在提示符下输入gdb的命令了，如：
（gdb）run（gdb）list
（4）退出调试状态，返回系统提示符下，（gdb）quit
四、参考程序
main（）{printf（"Hello,world!
\n"）;
}实验二进程管理
（一）进程的创建实验
实验目的1、掌握进程的概念，明确进程的含义
2、认识并了解并发执行的实质
实验内容1、编写一段程序，使用系统调用fork（）创建两个子进程。
当此程序运行时，在系统中有一个父进程和两个子进程活动。
让每一个进程在屏幕上显示一个字符：
父进程显示'a'，子进程分别显示字符'b'和字符'c'。
试观察记录屏幕上的显示结果，并分析原因。
2、修改上述程序，每一个进程循环显示一句话。
子进程显示'daughter…'及'son……'，父进程显示'parent……'，观察结果，分析原因。
实验准备
（1）阅读LINUX的fork.c源码文件（见附录二），分析进程的创建过程。
（2）阅读LINUX的sched.c源码文件（见附录三），加深对进程管理概念的认识。
实验指导一、进程UNIX中，进程既是一个独立拥有资源的基本单位，又是一个独立调度的基本单位。
一个进程实体由若干个区（段）组成，包括程序区、数据区、栈区、共享存储区等。
每个区又分为若干页，每个进程配置有唯一的进程控制块PCB，用于控制和管理进程。
PCB的数据结构如下：
1、进程表项（ProcessTableEntry）。
包括一些最常用的核心数据：
进程标识符PID、用户标识符UID、进程状态、事件描述符、进程和U区在内存或外存的地址、软中断信号、计时域、进程的大小、偏置值nice、指向就绪队列中下一个PCB的指针P_Link、指向U区进程正文、数据及栈在内存区域的指针。
2、U区（UArea）。
用于存放进程表项的一些扩充信息。
每一个进程都有一个私用的U区，其中含有：
进程表项指针、真正用户标识符u-ruid（readuserID）、有效用户标识符u-euid（effectiveuserID）、用户文件描述符表、计时器、内部I/O参数、限制字段、差错字段、返回值、信号处理数组。
由于UNIX系统采用段页式存储管理，为了把段的起始虚地址变换为段在系统中的物理地址，便于实现区的共享，所以还有：
3、系统区表项。
以存放各个段在物理存储器中的位置等信息。
系统把一个进程的虚地址空间划分为若干个连续的逻辑区，有正文区、数据区、栈区等。
这些区是可被共享和保护的独立实体，多个进程可共享一个区。
为了对区进行管理，核心中设置一个系统区表，各表项中记录了以下有关描述活动区的信息：
区的类型和大小、区的状态、区在物理存储器中的位置、引用计数、指向文件索引结点的指针。
4、进程区表
系统为每个进程配置了一张进程区表。
表中，每一项记录一个区的起始虚地址及指向系统区表中对应的区表项。
核心通过查找进程区表和系统区表，便可将区的逻辑地址变换为物理地址。
二、进程映像
UNIX系统中，进程是进程映像的执行过程，也就是正在执行的进程实体。
它由三部分组成：
1、用户级上、下文。
主要成分是用户程序；
2、寄存器上、下文。
由CPU中的一些寄存器的内容组成，如PC，PSW，SP及通用寄存器等；
3、系统级上、下文。
包括OS为管理进程所用的信息，有静态和动态之分。
三、所涉及的系统调用
1、fork（）创建一个新进程。
系统调用格式：
pid=fork（）
参数定义：
intfork（）
fork（）返回值意义如下：
0：
在子进程中，pid变量保存的fork（）返回值为0，表示当前进程是子进程。
>0：
在父进程中，pid变量保存的fork（）返回值为子进程的id值（进程唯一标识符）。
-1：
创建失败。
如果fork（）调用成功，它向父进程返回子进程的PID，并向子进程返回0，即fork（）被调用了一次，但返回了两次。
此时OS在内存中建立一个新进程，所建的新进程是调用fork（）父进程（parentprocess）的副本，称为子进程（childprocess）。
子进程继承了父进程的许多特性，并具有与父进程完全相同的用户级上下文。
父进程与子进程并发执行。
核心为fork（）完成以下操作：
（1）为新进程分配一进程表项和进程标识符
进入fork（）后，核心检查系统是否有足够的资源来建立一个新进程。
若资源不足，则fork（）系统调用失败；否则，核心为新进程分配一进程表项和唯一的进程标识符。
（2）检查同时运行的进程数目
超过预先规定的最大数目时，fork（）系统调用失败。
（3）拷贝进程表项中的数据
将父进程的当前目录和所有已打开的数据拷贝到子进程表项中，并置进程的状态为“创建”状态。
（4）子进程继承父进程的所有文件
对父进程当前目录和所有已打开的文件表项中的引用计数加1。
（5）为子进程创建进程上、下文
进程创建结束，设子进程状态为“内存中就绪”并返回子进程的标识符。
（6）子进程执行
虽然父进程与子进程程序完全相同，但每个进程都有自己的程序计数器PC（注意子进程的PC开始位置），然后根据pid变量保存的fork（）返回值的不同，执行了不同的分支语句。
例：
…..pid=fork（）;
if（!
pid）printf（"I'mthechildprocess!
\n"）;
elseif（pid>0）
printf（"I'mtheparentprocess!
\n"）;
elseprintf（"Forkfail!
\n"）;
……fork（）调用前
fork（）调用后
…..pid=fork（）;
if（!
pid）printf（"I'mthechildprocess!
\n"）;
elseif（pid>0）
printf（"I'mtheparentprocess!
\n"）;
elseprintf（"Forkfail!
\n"）;
………..pid=fork（）;
if（!
pid）printf（"I'mthechildprocess!
\n"）;
elseif（pid>0）
printf（"I'mtheparentprocess!
\n"）;
elseprintf（"Forkfail!
\n"）;
……四、参考程序
1、#include
main（）{intp1,p2;
while（（p1=fork（））==-1）;/*创建子进程p1*/
if（p1==0）putchar（'b'）;
else{while（（p2=fork（））==-1）;/*创建子进程p2*/
if（p2==0）putchar（'c'）;
elseputchar（'a'）;
}}2、#include
main（）{intp1,p2,i;
while（（p1=fork（））==-1）;/*创建子进程p1*/
if（p1==0）
for（i=0;i<10;i++）
printf（"daughter%d\n",i）;
else{while（（p2=fork（））==-1）;/*创建子进程p2*/
if（p2==0）for（i=0;i<10;i++）
printf（"son%d\n",i）;
elsefor（i=0;i<10;i++）
printf（"parent%d\n",i）;
}}五、运行结果
1、bca，bac,abc,……都有可能。
2、parent…
son…daughter..daughter..
或parent…
son…parent…daughter…等
六、分析原因
除strace外，也可用ltrace-f-i-S./executable-file-name查看以上程序执行过程。
1、从进程并发执行来看，各种情况都有可能。
上面的三个进程没有同步措施，所以父进程与子进程的输出内容会叠加在一起。
输出次序带有随机性。
2、由于函数printf（）在输出字符串时不会被中断，因此，字符串内部字符顺序输出不变。
但由于进程并发执行的调度顺序和父子进程抢占处理机问题，输出字符串的顺序和先后随着执行的不同而发生变化。
这与打印单字符的结果相同。
补充：
进程树
在UNIX系统中，只有0进程是在系统引导时被创建的，在系统初启时由0进程创建1进程，以后0进程变成对换进程，1进程成为系统中的始祖进程。
UNIX利用fork（）为每个终端创建一个子进程为用户服务，如等待用户登录、执行SHELL命令解释程序等，每个终端进程又可利用fork（）来创建其子进程，从而形成一棵进程树。
可以说，系统中除0进程外的所有进程都是用fork（
）创建的。
七、思考题
（1）系统是怎样创建进程的？
（2）当首次调用新创建进程时，其入口在哪里？
实验二进程管理
（二）进程的控制实验
实验目的1、掌握进程另外的创建方法
2、熟悉进程的睡眠、同步、撤消等进程控制方法
实验内容1、用fork（）创建一个进程，再调用exec（）用新的程序替换该子进程的内容
2、利用wait（）来控制进程执行顺序
实验指导一、所涉及的系统调用
在UNIX/LINUX中fork（）是一个非常有用的系统调用，但在UNIX/LINUX中建立进程除了fork（）之外，也可用与fork（）配合使用的exec（）。
1、exec（）系列
系统调用exec（）系列，也可用于新程序的运行。
fork（）只是将父进程的用户级上下文拷贝到新进程中，而exec（）系列可以将一个可执行的二进制文件覆盖在新进程的用户级上下文的存储空间上，以更改新进程的用户级上下文。
exec（）系列中的系统调用都完成相同的功能，它们把一个新程序装入内存，来改变调用进程的执行代码，从而形成新进程。
如果exec（
）调用成功，调用进程将被覆盖，然后从新程序的入口开始执行，这样就产生了一个新进程，新进程的进程标识符id与调用进程相同。
exec（）没有建立一个与调用进程并发的子进程，而是用新进程取代了原来进程。
所以exec（）调用成功后，没有任何数据返回，这与fork（）不同。
exec（）系列系统调用在UNIX系统库unistd.h中，共有execl、execlp、execle、execv、execvp五个，其基本功能相同，只是以不同的方式来给出参数。
一种是直接给出参数的指针，如：
intexecl（path,arg0[,arg1,...argn],0）;
char*path,*arg0,*arg1,...,*argn;
另一种是给出指向参数表的指针，如：
intexecv（path,argv）;
char*path,*argv[];
具体使用可参考有关书。
2、exec（）和fork（）联合使用
系统调用exec和fork（）联合使用能为程序开发提供有力支持。
用fork（）建立子进程，然后在子进程中使用exec（），这样就实现了父进程与一个与它完全不同子进程的并发执行。
一般，wait、exec联合使用的模型为：
intstatus;
............
if（fork（）==0）
{...........;
execl（...）;
...........;
}wait（&status）;
3、wait（）
等待子进程运行结束。
如果子进程没有完成，父进程一直等待。
wait（）将调用进程挂起，直至其子进程因暂停或终止而发来软中断信号为止。
如果在wait（）前已有子进程暂停或终止，则调用进程做适当处理后便返回。
系统调用格式：
intwait（status）
int*status;
其中，status是用户空间的地址。
它的低8位反应子进程状态，为0表示子进程正常结束，非0则表示出现了各种各样的问题；高8位则带回了exit（）的返回值。
exit（）返回值由系统给出。
核心对wait（）作以下处理：
（1）首先查找调用进程是否有子进程，若无，则返回出错码；
（2）若找到一处于“僵死状态”的子进程，则将子进程的执行时间加到父进程的执行时间上，并释放子进程的进程表项；
（3）若未找到处于“僵死状态”的子进程，则调用进程便在可被中断的优先级上睡眠，等待其子进程发来软中断信号时被唤醒。
4、exit（）
终止进程的执行。
系统调用格式：
voidexit（status）
intstatus;
其中，status是返回给父进程的一个整数，以备查考。
为了及时回收进程所占用的资源并减少父进程的干预，UNIX/LINUX利用exit（）来实现进程的自我终止，通常父进程在创建子进程时，应在进程的末尾安排一条exit（），使子进程自我终止。
exit（0）表示进程正常终止，exit
（1）表示进程运行有错，异常终止。
如果调用进程在执行exit（）时，其父进程正在等待它的终止，则父进程可立即得到其返回的整数。
核心须为exit（）完成以下操作：
（1）关闭软中断
（2）回收资源
（3）写记帐信息
（4）置进程为“僵死状态”
二、参考程序
#include
#include
main（）{intpid;pid=fork（）;/*创建子进程*/
switch（pid）
{case-1:
/*创建失败*/
printf（"forkfail!
\n"）;
exit
（1）;case0:
/*子进程*/
execl（"/bin/ls","ls","-1","-color",NULL）;
printf（"execfail!
\n"）;
exit
（1）;default:
/*父进程*/
wait（NULL）;/*同步*/
printf（"lscompleted!
\n"）;
exit（0）;}}三、运行结果
执行命令ls-l-color，（按倒序）列出当前目录下所有文件和子目录；
lscompleted!
四、分析原因
程序在调用fork（）建立一个子进程后，马上调用wait（），使父进程在子进程结束之前，一直处于睡眠状态。
子进程用exec（）装入命令ls，exec（）后，子进程的代码被ls的代码取代，这时子进程的PC指向ls的第1条语句，开始执行ls的命令代码。
注意在这里wait（）给我们提供了一种实现进程同步的简单方法。
五、思考
（1）可执行文件加载时进行了哪些处理？
（2）什么是进程同步？
wait（）是如何实现进程同步的？
实验二进程管理
（三）进程互斥实验
实验目的1、进一步认识并发执行的实质
2、分析进程竞争资源的现象，学习解决进程互斥的方法
实验内容1、修改实验
（一）中的程序2，用lockf（）来给每一个进程加锁，以实现进程之间的互斥
2、观察并分析出现的现象
实验指导一、所涉及的系统调用
lockf（files,function,size）
用作锁定文件的某些段或者整个文件。
本函数的头文件为
#include"unistd.h"
参数定义：
intlockf（files,function,size）
intfiles,function;
longsize;其中：
files是文件描述符；function是锁定和解锁：
1表示锁定，0表示解锁。
size是锁定或解锁的字节数，为0，表示从文件的当前位置到文件尾。
二、参考程序
#include
#include
main（）{intp1,p2,i;
while（（p1=fork（））==-1）;/*创建子进程p1*/
if（p1==0）
{lockf（1,1,0）;/*加锁，这里第一个参数为stdout（标准输出设备的描述符）*/
for（i=0;i<10;i++）
printf（"daughter%d\n",i）;
lockf（1,0,0）;/*解锁*/
}else{while（（p2=fork（））==-1）;/*创建子进程p2*/
if（p2==0）
{lockf（1,1,0）;/*加锁*/
for（i=0;i<10;i++）
printf（"son%d\n",i）;
lockf（1,0,0）;/*解锁*/
}else{lockf（1,1,0）;/*加锁*/
for（i=0;i<10;i++）
printf（"parent%d\n",i）;
lockf（1,0,0）;/*解锁*/
}}}三、运行结果
parent…son…daughter..
daughter..或parent…
s
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