操作系統(tǒng)實驗報告

操作系統(tǒng)實驗報告學(xué)號姓名班級實驗一實驗報告【實驗名稱】：并發(fā)程序設(shè)計（實驗1）【實驗?zāi)康摹浚赫莆赵诔绦蛑袆?chuàng)立新進程的辦法，觀察并理解多道程序并發(fā)執(zhí)行的現(xiàn)象?！緦嶒炘怼浚篺ork():建立子進程。子進程得到父進程地址空間的一種復(fù)制。返回值：成功時，該函數(shù)被調(diào)用一次，但返回兩次，fork（）對子進程返回0，對父進程返回子進程標記符（非0值）。不成功時對父進程返回-1，沒有子進程?！緦嶒瀮?nèi)容】：首先分析一下程序運行時其輸出成果有哪幾個可能性，然后實際調(diào)試該程序觀察其實際輸出狀況，比較兩者的差別，分析其中的因素。voidmain(void){intx=5;if(fork()){x+=30;printf(“%d\n”,x);}elseprintf(“%d\n”,x);printf((“%d\n”,x);}【實驗規(guī)定】：每個同窗必須獨立完畢本實驗、提交實驗報告、源程序和可執(zhí)行程序。實驗報告中必須包含預(yù)計的實驗成果，核心代碼的分析，調(diào)試統(tǒng)計，實際的實驗成果，實驗成果分析等內(nèi)容?！绢A(yù)計的實驗成果】 35 5 35 5【核心代碼分析】代碼重要由fork()函數(shù)和一種ifelse條件分支語句構(gòu)成。fork()函數(shù)，它是Linux的系統(tǒng)調(diào)用。函數(shù)定義：intfork(void);返回值：子進程中返回0，父進程中返回子進程ID，出錯返回-1函數(shù)闡明：一種現(xiàn)有進程能夠調(diào)用fork函數(shù)創(chuàng)立一種新進程。由fork創(chuàng)立的新進程被稱為子進程（childprocess）。fork函數(shù)被調(diào)用一次但返回兩次。兩次返回的唯一區(qū)別是子進程中返回0值而父進程中返回子進程ID。子進程是父進程的副本，它將獲得父進程數(shù)據(jù)空間、堆、棧等資源的副本。注意，子進程持有的是上述存儲空間的“副本”，這意味著父子進程間不共享這些存儲空間，它們之間共享的存儲空間只有代碼段。linux將復(fù)制父進程的地址空間內(nèi)容給子進程，因此，子進程有了獨立的地址空間。父進程和子進程的代碼段都是上面的全部代碼，由定義可知但是子進程的代碼只從創(chuàng)立此子進程那里開始執(zhí)行。也就是從if(fork())語句開始，出現(xiàn)了子進程，兩個進程并發(fā)執(zhí)行。當這個程序執(zhí)行if(fork())時，操作系統(tǒng)創(chuàng)立一種新的進程（子進程），并且在進程表中對應(yīng)為它建立一種新的PCB表項。其中子進程從父進程繼承到了大部分的參數(shù)。也有獨有的參數(shù)，如進程號等。但是此后他們是獨立的兩個進程。在子進程里創(chuàng)立的東西是子進程的，在父進程創(chuàng)立的東西是父進程的。能夠完全當作普通的兩個進程。因此在執(zhí)行printf((“%d\n”,x);的時候，父子進程固然都會執(zhí)行它，由于他們本身程序段里都有這句代碼?！菊{(diào)試統(tǒng)計】 在紅帽終端里做gdb調(diào)試在第五行加入斷點，執(zhí)行run得到55,這是子進程執(zhí)行的成果。再執(zhí)行next得到3535，這是父進程的成果。這里能夠看出，由父進程創(chuàng)立的子進程先執(zhí)行完畢，但是宏觀上是并發(fā)執(zhí)行?！緦嶋H的實驗成果】553535【實驗成果分析】從實際成果來看，子進程比父進程先執(zhí)行完，但是由fork函數(shù)，我們可知，兩者優(yōu)先級應(yīng)當是同樣的。至于哪個可能先執(zhí)行，可能和操作系統(tǒng)的具體調(diào)度算法有關(guān)。當實驗超出一定次數(shù)時，應(yīng)當會出現(xiàn)其它成果。實驗二實驗報告【實驗名稱】：進程通信（實驗2）【實驗?zāi)康摹浚赫莆沼绵]箱方式進行進程通信的辦法，并通過設(shè)計實現(xiàn)簡樸郵箱理解進程通信中的同時問題以及解決該問題的辦法。【實驗原理】：郵箱機制類似于日常使用的信箱。對于顧客而言使用起來比較方便，顧客只需使用send（）向?qū)Ψ洁]箱發(fā)郵件receive（）從自己郵箱取郵件，send（）和receive（）的內(nèi)部操作顧客無需關(guān)心。由于郵箱在內(nèi)存中實現(xiàn)，其空間有大小限制。其實send（）和receive（）的內(nèi)部實現(xiàn)重要還是要解決生產(chǎn)者與消費者問題。進程A進程A進程B信箱A信箱BSend()Send()receive()receive()【實驗內(nèi)容】：進程通信的郵箱方式由操作系統(tǒng)提供形如send（）和receive（）的系統(tǒng)調(diào)用來支持，本實驗規(guī)定學(xué)生首先查找資料理解所選用操作系統(tǒng)平臺上用于進程通信的系統(tǒng)調(diào)用品體形式，然后使用該系統(tǒng)調(diào)用編寫程序進行進程間的通信，規(guī)定程序運行成果能夠直觀地體現(xiàn)在界面上。在此基礎(chǔ)上查找所選用操作系統(tǒng)平臺上支持信號量機制的系統(tǒng)調(diào)用品體形式，運用生產(chǎn)者與消費者模型設(shè)計實現(xiàn)一種簡樸的信箱，該信箱需要有創(chuàng)立、發(fā)信、收信、撤銷等函數(shù)，最少能夠支持兩個進程互相交換信息，比較自己實現(xiàn)的信箱與操作系統(tǒng)本身提供的信箱，分析兩者之間存在的異同。【實驗規(guī)定】：每個同窗必須獨立完畢本實驗、提交實驗報告、源程序和可執(zhí)行程序。實驗報告中必須包含背景知識介紹，設(shè)計方案，預(yù)計的實驗成果，核心代碼的分析，調(diào)試統(tǒng)計，實際的實驗成果，實驗成果分析等內(nèi)容?！颈尘爸R介紹】：1、sembuf數(shù)據(jù)構(gòu)造structsembuf{unsignedshortintsem_num;//semaphorenumbershortintsem_op;//semaphoreoperationshortintsem_flg;//operationflag};sem_num：是相對應(yīng)的信號量集中的某一種資源，因此其值是一種從0到對應(yīng)的信號量集的資源總數(shù)（ipc_perm.sem_nsems）之間的整數(shù)。sem_op:指明所要執(zhí)行的操作。如果其值為正數(shù)，該值會加到現(xiàn)有的信號內(nèi)含值中。普通用于釋放所控資源的使用權(quán)；如果sem_op的值為負數(shù)，而其絕對值又不不大于信號的現(xiàn)值，操作將會阻塞，直到信號值不不大于或等于sem_op的絕對值。普通用于獲取資源的使用權(quán)；如果sem_op的值為0，則操作將臨時阻塞，直到信號的值變?yōu)?。sem_flg：信號操作標志，可能的選擇有兩種

IPC_NOWAIT//對信號的操作不能滿足時，semop()不會阻塞，并立刻返回，同時設(shè)定錯誤信息。

IPC_UNDO//程序結(jié)束時(不管正?；虿徽?，確保信號值會被重設(shè)為semop()調(diào)用前的值。這樣做的目的在于避免程序在異常狀況下結(jié)束時未將鎖定的資源解鎖，造成該資源永遠鎖定。2、semop函數(shù)函數(shù)原型：intsemop(intsemid,structsembuf*sops,unsignednsops);參數(shù)闡明：semid：信號集的識別碼，可通過semget獲取。sops：指向存儲信號操作構(gòu)造的數(shù)組指針。nsops：信號操作構(gòu)造的數(shù)量，恒不不大于或等于1。返回闡明：成功執(zhí)行時，兩個系統(tǒng)調(diào)用都返回0。失敗返回-1，錯誤信息保存在errno中。3、semget函數(shù)函數(shù)原型：intsemget(key_tkey,intnsems,intsemflg);參數(shù)闡明：key：核心字值普通是由系統(tǒng)調(diào)用ftok()返回的nsems：指出了一種新的信號量集中應(yīng)當創(chuàng)立的信號量的個數(shù)semflg：打開和存取操作與參數(shù)semflg中的內(nèi)容有關(guān)。返回闡明：如果成功，則返回信號量集的IPC標記符。如果失敗，返回-1，錯誤信息保存在errno中。4、semctl函數(shù)函數(shù)原型：intsemctl(intsemid,intsemnum,intcmd,unionsemunarg);參數(shù)闡明：senid：核心字值semnum：信號量數(shù)目cmd：要操作的具體命令arg：semnu的一種聯(lián)合類型的副本。返回闡明：返回值：如果成功，則為一種正數(shù)。如果失敗，則為-1。錯誤信息保存在errno中。5、pthread_create函數(shù)函數(shù)原型：intpthread_create(pthread_t*restricttidp,constpthread_attr_t*restrictattr,void*（*start_rtn)(void*),void*restrictarg);參數(shù)闡明：tidp：指向線程標記符的指針。

attr：用來設(shè)立線程屬性。

第三個參數(shù)是線程運行函數(shù)的起始地址。

arg：運行函數(shù)的參數(shù)。【設(shè)計方案】：采用兩個程序并行的方式，打開兩個終端，為兩個進程都創(chuàng)立一種郵箱。并且，規(guī)定先輸入操作命令，使信箱執(zhí)行哪種操作，以完畢兩個進程間的郵件通信。同時，還應(yīng)采用pv操作，使當郵箱滿和空的時候，分別不能執(zhí)行發(fā)送和接受的工作?！緦嶒烆A(yù)計成果】：A_Receive（）和B_Receive（）分別接受B_Send（）和A_Send（）發(fā)出的信息，發(fā)送的信息和接受的信息應(yīng)當同樣?！竞诵拇a分析】：PV操作實現(xiàn)：intp(intsem_id){structsembufsem_b;sem_b.sem_num=0;sem_b.sem_op=-1;//V操作只需將-1改為0。sem_b.sem_flg=SEM_UNDO;if(semop(sem_id,&sem_b,1)==-1){return0;}return1;}A向B發(fā)送信息：void*A_Send(void*arg){ inti;for(i=0;i<10;i++){ semaphore_P(sem_idAs); //P操作 semaphore_P(a_mutex_semaphore); //互斥 intnumber=rand(); //隨機數(shù)為發(fā)送的郵件 printf("AsendtoB：%d\n",number); b_buf[b_buf_top]=number;//郵箱B中接受A發(fā)送的郵件 b_buf_top+=1;//A向B發(fā)送郵件，B的郵件數(shù)量加一 semaphore_V(a_mutex_semaphore); //互斥 semaphore_V(sem_idBr);//V操作 sleep(1);}}【調(diào)試統(tǒng)計】：pthread庫不是Linux系統(tǒng)默認的庫，連接時需要使用庫libpthread.a,因此在使用pthread_create創(chuàng)立線程時，在編譯中要加-lpthread參數(shù)gcc-w-lpthreadsemaphore.c【實驗的實際成果】：yuiuiui@yuiuiui-desktop:-$gcc-w-osemaphore-lpthreadsemaphore.cyuiuiui@yuiuiui-desktop:-$./semaphoreBsendtoA：2AreceivefromB：2AsendtoB：56BreceivefromA:56BsendtoA：37AreceivefromB：37AsendtoB：45BreceivefromA:45BsendtoA：97AreceivefromB：97AsendtoB：145BreceivefromA:145BsendtoA：564AreceivefromB：564AsendtoB：5647BreceivefromA:5647BsendtoA：23123AreceivefromB：23123AsendtoB：asdfBreceivefromA:asdfBsendtoA：rtAreceivefromB：rt【實驗成果分析】：四個線程并發(fā)運行，A_Send（）和B_Send（）發(fā)出信息，同時打印出發(fā)出的信息內(nèi)容；A_Receive（）和B_Receive（）分別接受B_Send（）和A_Send（）發(fā)出的信息，并打印出接受的信息內(nèi)容。發(fā)出的內(nèi)容和接受的內(nèi)容同樣，符合時間狀況。實驗三實驗報告【實驗?zāi)康摹浚赫莆沾疟P的工作原理和操作系統(tǒng)進行文獻管理的原理【實驗原理】：硬盤的MBR：MBR（MainBootRecord）,按其字面上的理解即為主引導(dǎo)統(tǒng)計區(qū)，位于整個硬盤的0磁道0柱面1扇區(qū)。在總共512字節(jié)的主引導(dǎo)扇區(qū)中，MBR只占用了其中的446個字節(jié)（偏移0000--偏移01BD），另外的64個字節(jié)（偏移01BE--偏移01FD）交給了DPT(DiskPartitionTable硬盤分區(qū)表),最后兩個字節(jié)"55，AA"（偏移01FE-偏移01FF）是分區(qū)的結(jié)束標志。這個整體構(gòu)成了硬盤的主引導(dǎo)扇區(qū)。大致的構(gòu)造如圖所示：硬盤根據(jù)分區(qū)表中的信息把硬盤劃分為最多四個分區(qū)（對于擴展分區(qū)，可進一步劃分為多個邏輯分區(qū)）。U盤采用類似的辦法劃分分區(qū)。每個分區(qū)或軟盤上可建立獨立的文獻系統(tǒng)。下圖是FAT文獻系統(tǒng)空間分布構(gòu)造。引導(dǎo)扇區(qū)引導(dǎo)扇區(qū)FAT1FAT2根目錄區(qū)文獻數(shù)據(jù)區(qū)【實驗內(nèi)容】：在掌握磁盤的工作原理和操作系統(tǒng)進行文獻管理原理的基礎(chǔ)上，自行設(shè)計實現(xiàn)在磁盤上建立文獻系統(tǒng)的軟件，該軟件應(yīng)當含有與Format類似的功效，最少支持一種文獻系統(tǒng)格式，如FAT、NTFS或EXT2，最少能夠?qū)σ环N媒體進行格式化，如軟盤，U盤或硬盤（不得在實驗室的機器上進行硬盤格式化的實驗）等。不能直接調(diào)用操作系統(tǒng)提供的格式化工具或類似SHFormatDrive（）的高層系統(tǒng)函數(shù)實現(xiàn)該軟件。在DOS環(huán)境可使用biosdisk()函數(shù)完畢底層盤操作，在Windows環(huán)境可使用WriteFile()函數(shù)完畢底層盤操作，在Linux環(huán)境上可參考format的源代碼。比較自己設(shè)計實現(xiàn)的軟件與FORMAT，分析存在什么異同?！緦嶒炓?guī)定】每個同窗必須獨立完畢本實驗、提交實驗報告、源程序和可執(zhí)行程序。實驗報告中必須包含背景知識介紹，設(shè)計方案，預(yù)計的實驗成果，核心代碼的分析，調(diào)試統(tǒng)計，實際的實驗成果，實驗成果分析等內(nèi)容。背景知識介紹一種分區(qū)或磁盤能作為文獻系統(tǒng)使用前，需要初始化，并將統(tǒng)計數(shù)據(jù)構(gòu)造寫到磁盤上。這個過程就叫建立文獻系統(tǒng)。大部分linux文獻系統(tǒng)種類含有類似的通用構(gòu)造。其中心概念是超級塊superblock,i節(jié)點inode,數(shù)據(jù)塊datablock,目錄塊directoryblock,和間接塊indirectionblock。超級塊涉及文獻系統(tǒng)的總體信息。i節(jié)點涉及除了名字外的一種文獻的全部信息，名字與i節(jié)點數(shù)目一起存在目錄中，目錄條目涉及文獻名和文獻的i節(jié)點數(shù)目。i節(jié)點涉及幾個數(shù)據(jù)塊的數(shù)目，用于存儲文獻的數(shù)據(jù)。i節(jié)點中只有少量數(shù)據(jù)塊數(shù)的空間，如果需要更多，會動態(tài)分派指向數(shù)據(jù)塊的指針空間。這些動態(tài)分派的塊是間接塊；為了找到數(shù)據(jù)塊，這名字指出它必須先找到間接塊的號碼。Linux文獻系統(tǒng)普通允許在文獻中產(chǎn)生孔(hole),意思是文獻系統(tǒng)假裝文獻中有一種特殊的位置只有0字節(jié)，但沒有為這文獻的這個位置保存實際的磁盤空間。這對小的二進制文獻經(jīng)常發(fā)生，Linux共享庫、某些數(shù)據(jù)庫和其它某些特殊狀況。設(shè)計方案1、用一種文獻（3）模擬一種物理硬盤,通過對該文獻格式化操作，模擬linux文獻系統(tǒng)中的文獻操作。2、將文獻劃分為四個分區(qū)預(yù)計的實驗成果文獻會被格式化，原先文獻里的內(nèi)容都會刪除，創(chuàng)立新的文獻系統(tǒng)。核心代碼的分析1、i節(jié)點構(gòu)造structinode{ structinode*i_forw; structinode*i_back; chari_flag; unsignedinti_ino;//磁盤i節(jié)點標號 unsignedinti_count;//引用計數(shù) unsignedshortdi_number;//關(guān)聯(lián)文獻數(shù) unsignedshortdi_mode;//存取權(quán)限 unsignedshortdi_uid;//磁盤i節(jié)點顧客id unsignedshortdi_gid;//磁盤i節(jié)點住id unsignedintdi_size;//大小 unsignedintdi_addr[NADDR];//物理塊號};