操作系统实验报告
课程设计(综合实验)报告( 2014-- 2015年度第一学期)
名称：操作系统综合实验
题目： OS lab 综合实验
院系：计算机系
班级：计科1202
学号：
学生姓名：
指导教师：赵文清王新颖
设计周数：第八、九周
成绩：
日期：2014 年 10月29日
实验3 进程的创建
一、实验目的
练习使用EOS API函数CreateProcess创建一个进程，掌握创建进程的方法，理解进程和程序的区别。
调试跟踪CreateProcess函数的执行过程，了解进程的创建过程，理解进程是资源分配的单位。
二、实验内容
1 准备实验
2 练习使用控制台命令创建EOS应用程序的进程
3 练习通过编程的方式让应用程序创建另一个应用程序的进程
4 调试CreateProcess函数
5 调试PsCreateProcess函数
6 练习通过编程的方式创建应用程序的多个进程
三、问题答案及参考代码
1. 在源代码文件NewTwoProc.c提供的源代码基础上进行修改，要求使用hello.exe同时创建10个进程。提示：可以使用PROCESS_INFORMATION类型定义一个有10个元素的数组，每一个元素对应一个进程。使用一个循环创建10个子进程，然后再使用一个循环等待10个子进程结束，得到退出码后关闭句柄。
STARTUPINFO StartupInfo;
PROCESS_INFORMATION ProcInfo[10];
ULONG ulExitCode;
INT nResult=0;。
int i,j;//#ifdef_DEBUG__asm("int $3\n nop");#endif printf("Create10p//rocessesand wait for the processes exit...\n\n");
StartupInfo.StdInput = GetStdHandle(STD_INPUT_HANDLE);
StartupInfo.StdOutput = GetStdHandle(STD_OUTPUT_HANDLE);
StartupInfo.StdError = GetStdHandle(STD_ERROR_HANDLE);
for(i =0; i < 10; i++)
if(CreateProcess("A:\\Hello.exe",NULL,0,&StartupInfo,&ProcInfo[i]));
else {
for(j = 0; j < i; j++){
WaitForSingleObject(ProcInfo[j].ProcessHandle, INFINITE);
GetExitCodeProcess(ProcInfo[j].ProcessHandle, &ulExitCode);
printf("\nThe process %d exit with %d.\n",j,ulExitCode);
CloseHandle(ProcInfo[j].ProcessHandle);
CloseHandle(ProcInfo[j].ThreadHandle); }
printf("CreateProcess Failed,Error code:0x%X.\n",
GetLastError());
nResult = 1;
return nResult; }
for(i=0;i<10;i++){
WaitForSingleObject(ProcInfo[i].ProcessHandle, INFINITE);
GetExitCodeProcess(ProcInfo[i].ProcessHandle, &ulExitCode); }
for(i=0i<10;i++){
printf("\nThe process %d exit with %d.\n",i,ulExitCode);
CloseHandle(ProcInfo[i].ProcessHandle);
CloseHandle(ProcInfo[i].ThreadHandle); }
return nResult;
}
3. 在PsCreateProcess函数中调用了PspCreateProcessEnvironment函数后又先后调用了PspLoadProcessImage和PspCreateThread函数，学习这些函数的主要功能。能够交换这些函
数被调用的顺序吗？思考其中的原因。
PspCreateProcessEnvironment 的主要功能是创建进程控制块，并且为进程创建了地址
空间和分配了句柄表。PspLoadProcessImage 是将进程的可执行映像加载到了进程的地址
空间中。PspCreateThread 创建了进程的主线程。这三个函数被调用的顺序是不能够改变的。
就向上面描述的加载可执行映像之前必须已经为进程创建了地址空间，这样才能够确定可执
行映像可以被加载到内存的什么位置。在创建主线程之前必须已经加载了可执行映像，这
样主线程才能够知道自己要从哪里开始执行，执行哪些指令。因此不能交换他们的顺序。
实验4 线程的状态和转换
一、实验目的
调试线程在各种状态间的转换过程，熟悉线程的状态和转换。
通过为线程增加挂起状态，加深对线程状态的理解。
二、实验内容
1 准备实验
2 调试线程状态的转换过程（阻塞—就绪、运行—就绪、就绪—运行、运行—阻塞）
3 为线程增加挂起状态
三、问题答案及参考代码
PsResumThread(IN HANDLE hThread){
STATUS Status;
BOOL IntState;
PTHREAD Thread;
Status=ObRefObjectByHandle(hThread,PspThreadType,(PVOID*)&Thread);
if (EOS_SUCCESS(Status)){
IntState = KeEnableInterrupts(FALSE);
if (Zero == Thread->State) {
ListRemoveEntry(&Thread->StateListEntry);
PspReadyThread(Thread);
PspThreadSchedule();
Status = STATUS_SUCCESS;}
else{
Status = STATUS_NOT_SUPPORTED; }
KeEnableInterrupts(IntState);//开中断
ObDerefObject(Thread); }
return Status;
} resume命令执行的效果如图：
1.思考一下，在本实验中，当loop线程处于运行状态时，EOS中还有哪些线程，它们分别处于什么状态。可以使用控制台命令pt查看线程的状态。
2.当loop线程在控制台1中执行，并且在控制台2中执行suspend命令时，为什么控制台1中的loop线程处于就绪状态而不是运行状态？
答：当在控制台2 中执行suspend命令时，实质上是优先级为24的控制台2线程抢占了处理器，也就是控制台2线程处于运行状态，所以此时loop线程处于就绪状态了。
4. 总结一下在图5-3中显示的转换过程，哪些需要使用线程控制块中的上下文（将线程控制块中的上下文恢复到处理器中，或者将处理器的状态复制到线程控制块的上下文中），哪些不需要使用，并说明原因。
答：一个进程在运行过程中或执行系统调用，或产生了一个中断事件，处理器都进行一次模式切换，操作系统接收控制权，有关系统例程完成必须的操作后，或恢复被中断进程或切换到新进程。当系统调度新进程占有处理器时，新老进程随之发生上下文切换，因此，进程的运行被认为是在进程的上下文中执行，这时的控制权在操作系统手中，它在完成必要的
操作后，可以恢复被中断的进程或切换到别的进程。
实验5 进程的同步
一、实验目的
使用EOS的信号量，编程解决生产者—消费者问题，理解进程同步的意义。
调试跟踪EOS信号量的工作过程，理解进程同步的原理。
修改EOS的信号量算法，使之支持等待超时唤醒功能（有限等待），加深理解进程同步的原理。
二、实验内容
1 、准备实验
2 、使用EOS的信号量解决生产者－消费者问题
3 、调试EOS信号量的工作过程
4、修改EOS的信号量算法
if (Semaphore->Count>0){
Semaphore->Count--;
flag=STATUS_SUCCESS;
}//如果信号量大于零，说明尚有资源，可以为线程分配
else
flag=PspWait(&Semaphore->WaitListHead, Milliseconds);
KeEnableInterrupts(IntState); // 原子操作完成，恢复中断。
return flag;
}//否则，说明资源数量不够，不能再为线程分配资源，因此要使线程等待
if (Semaphore->Count + ReleaseCount > Semaphore->MaximumCount) {Status = STATUS_SEMAPHORE_LIMIT_EXCEEDED;}
Else{
//记录当前的信号量的值//
if(NULL!=PreviousCount){*PreviousCount=Semaphore->Count;}
int mm=Semaphore->Count;
//目前仅实现了标准记录型信号量，每执行一次信号量的释放操作
只能使信号量的值增加1.//
while ((!ListIsEmpty(&Semaphore->WaitListHead))&&(ReleaseCount)){ PspWakeThread(&Semaphore->WaitListHead, STATUS_SUCCESS);
PspThreadSchedule();
ReleaseCount--; }
Semaphore->Count=mm+ReleaseCount;
//可能有线程被唤醒，执行线程调度。//
Status=STATUS_SUCCESS:}
三、问题答案及参考代码
1.思考在ps/semaphore.c文件内的PsWaitForSemaphore和PsReleaseSemaphore函数中，为什么要使用原子操作？
答：在执行释放信号量和等待信号量时，是不允许CPU响应外部中断的，否则，会产生不可预料的结果。
4.根据本实验3.3.2节中设置断点和调试的方法，自己设计一个类似的调试方案来验证消费者线程在消费24号产品时会被阻塞，直到生产者线程生产了24 号产品后，消费者线程才被唤醒并继续执行的过程。
答：调试方案如下：①删除所有的断点。②按F5启动调试。OS Lab会首先弹出一个调试异常对话框。③在调试异常对话框中选择“是”，调试会中断。④在Consumer 函数中等待Full信号量的代码行（第173行） WaitForSingleObject(FullSemaphoreHandle, INFINITE); 添加一个断点。⑤在“断点”窗口（按Alt+F9打开）中此断点的名称上点击右键。⑥在弹出的快捷菜单中选择“条件”。⑦在“断点条件”对话框（按F1获得帮助）的表达式编辑框中，输入表达式“i == 24”。⑧点击“断点条件”对话框中的“确定”按钮。⑨按F5继续调试。只有当消费者线程尝试消费24号产品时才会在该条件断点处中断。
实验6 时间片轮转调度
一、实验目的
调试EOS的线程调度程序，熟悉基于优先级的抢先式调度。
为EOS添加时间片轮转调度，了解其它常用的调度算法。
二、实验内容
1 、准备实验
2、阅读控制台命令“rr”相关的源代码
3、调试线程调度程序
4 、为EOS添加时间片轮转调度
VOID
PspRoundRobin(VOID)
{
if(NULL!=PspCurrentThread&&Running==PspCurrentThread->State)
{
PspCurrentThread->RemainderTicks--;
if(0==PspCurrentThread->RemainderTicks){
PspCurrentThread->RemainderTicks=TICKS_OF_TIME_SLICE;
if(BIT_TEST(PspReadyBitmap, PspCurrentThread->Priority)) {PspReadyThread(PspCurrentThread);}}
二、问题答案及参考代码
1. 结合线程调度执行的时机，说明在ThreadFunction函数中，为什么可以使用“关中断”和“开中断”的方法来保护控制台这种临界资源。一般情况下，应该使用互斥信号量（MUTEX）来保护临界资源，但是在ThreadFunction函数中却不能使用互斥信号量，而只能使用“关中断”和“开中断”的方法，结合线程调度的对象说明这样做的原因。
答：关中断后CPU就不会响应任何由外部设备发出的硬中断（包括定时计数器中断和键盘中断等）了，也就不会发生线程调度了，从而保证各个线程可以互斥的访问控制台。这里绝对不能使用互斥信号量（mutex）保护临界资源的原因：如果使用互斥信号量，则那些由于访问临界区而被阻塞的线程，就会被放入互斥信号量的等待队列，就不会在相应优先级的就绪列中了，而时间轮转调度算法是对就绪队列的线程进行轮转调度，而不是对这些被阻塞的线程进行调度，也就无法进行实验了。使用“关中断”和“开中断”进行同步就不会改变线程的状态，可以保证那些没有获得处理器的线程都在处于就绪队列中。
3.使用低优先级线程也能获得执行机会的调度算法：在ke/sysproc.c文件中的ConsoleCmdRoundRobin函数调用Sleep函数语句的后面添加下面的语言，即可以演优先级线程抢占处理器后，低优先级线程无法运行的情况，待高优先级线程结束后，低优先级线程才能够继续运行。
HANDLE ThreadHandle;
THREAD_PARAMETER ThreadParameter;
_asm(“cli”);
ThreadParameter.Y=20;
ThreadParameter.StdHandle=StdHandle;
ThreadParameter=(HANDLE)CreateThread{
0,ThreadFunction,(PVOID)&ThreadParameter,0,NULL);
PsSetThreadPriority(ThreeadHandle,9);
_asm(“sti”);
Sleep(10*1000);
TerminateThread(ThreadHandle,0);
CloseHandle(ThreadHandle);
Sleep(10*1000);
解决该问题的最简单的方法是实现动态优先级算法。动态优先级是指在创建进程时所赋予的优先级，可以随线程的推进而改变，以便获得良好的调度性能。例如，可用规定，在就绪队列中的线程，随着其等待时间的增长，其优先级以速率X增加，并且正在执行的线程，其优先级以速率y下降。这样，在各个线程具有不同优先级的情况下，对于优先级低的线程，在等待足够的时间后，其优先级便可能升为最高，从而获得被执行的机会。此时，在基于优先级的抢占式调度算法、时间片轮转调度算法和动态优先级算法的共同作用下，可防止一个
高优先级的长作业长期的垄断处理器。
4.EOS内核时间片大小取60ms（和Windows操作系统完全相同），在线程比较多时，就可以观察出线程轮流执行的情况（因为此时一次轮转需要60ms，20个线程轮流执行一次需要60×20＝1200ms，也就是需要1秒多的时间，所以EOS的控制台上可以清楚地观察到线程轮流执行的情况）。但是在Windows、Linux等操作系统启动后，正常情况下都有上百个线程在并发执行，为什么觉察不到它们被轮流执行，
并且每个程序都运行的很顺利呢？
答：在Windows、linux等操作系统中，虽然都提供了时间片轮转调度算法却很少真正被派上用场，下面解释原因，在Windows任务管理器中，即使系统中已经运行了数百个线程，但CPU的利用率仍然很低，甚至为0.因为这些线程在大部分时间都处于阻塞状态，阻塞的原因是各种各样的，最主要的原因是等待I/O完成或者等待命令消息的到达。例如，在编辑Word 文档时，每敲击一次键盘，Word就会立即作出反应，并且文档中插入字符。此时会感觉Word 运行的非常流畅。事实上，并非如此，Word主线程大部分时间都处于阻塞等待状态，等待用户敲击键盘。在用户没有敲击键盘或没有使用鼠标点击时，Word主线程处于阻塞状态，它将让出处理器给其它需要的线程。当用户敲击一个按键后，Word主线程将会立刻被操作系统唤醒，此时Word开始处理请求。Word在处理输入请求时所用的CPU时间是非常短的（因为CPU 非常快），是微秒级的，远远低于时间片轮转调度的时间片大小（Windows下是60毫秒），处理完毕后Word又立刻进入阻塞状态，等待用户下一次敲击键盘。或者拿音乐播放器来分析，表面上感觉播放器在不停地播放音乐，但是CPU的利用率仍然会很低。这是由于播放器将一段声音编码交给声卡，由声卡来播放，在声卡播放完这段声音之前，播放器都是处于阻塞等待状态的。当声卡播放完片段后，播放器将被唤醒，然后它将下一个声音片段交给声卡继续播放。掌握了上面的知识后，就可以很容易解释为什么这么多线程同时在运行而一点都感觉不到轮替现象。
实验7 物理存储器与进程逻辑地址空间的管理
一、实验目的
通过查看物理存储器的使用情况，并练习分配和回收物理内存，从而掌握物理存储器的管理方法。
通过查看进程逻辑地址空间的使用情况，并练习分配和回收虚拟内存，从而掌握进程逻辑地址空间的管理方法。
二、实验内容
1 、准备实验
2 、阅读控制台命令“pm”相关的源代码，并查看其执行的结果（pm命令的执行结果）
3 、分配物理页和释放物理页（配物理页或者释放物理页后物理存储器的变化情况）
4、阅读控制台命令“vm”相关的源代码，并查看其执行的结果使用“vm”命令查看系统进程虚拟地址描述符的结果
5 、在系统进程中分配虚拟页和释放虚拟页
6 、在应用程序进程中分配虚拟页和释放虚拟页
三、问题答案及参考代码
INT *d;
if(d=VirtualAlloc(0,sizeof(int),MEM_RESERVE|MEM_COMMIT)){// 调用API函数VirtualAlloc，分配一个整型变量所需的空间，并使用一个整型变量的指针指向这个空间printf("Allocated %d bytes virtual memory of 0x%x\n\n",sizeof(int),d);
printf("virtual memory original value:0x%x\n\n",*d);
*d = 0xFFFFFFFF;// 修改整型变量的值为0xFFFFFFFF
printf("virtual memory new value:0x%x\n\n",*d);
printf("\nWait for 10 seconds\n");
Sleep(10000);// 调用API函数Sleep，等待10秒钟。
if(VirtualFree(d,0,MEM_RELEASE))// 调用API函数VirtualFree，释放之前分配的整型变量的空间
printf("\nRealease virtual memory success!\n");
else
printf("realease error\n");
printf("\nEndless loop!");
for(;;);
}
else
{
printf("error\n");
return -1;//若不能成功分配，打印出error ，返回-1.
}
printf("Hello world!\n");
return 0;
1. 在本实验3.3中，如果分配了物理页后，没有回收，会对EOS操作系统造成什么样的影响？目前EOS操作系统内核函数MiAllocateAnyPages能处理所有物理页被分配完毕的情况吗？例如在没有可分配的物理页的情况下调用该内核函数，是否会返回失败？如果内核函数MiAllocateAnyPages还不能处理这种极端情况，尝试修改代码解决这个问题。
答：如果分配了物理页后没有回收，EOS 操作系统将不能再使用未回收的物理页，如果分配的物理页都没有进行回收可能会造成EOS没有可用的物理页，从而导致EOS停止运行。目前EOS操作系统内核函数MiAllocateAnyPages还没有处理没有物理页可分配的情况。2. 在本实验3.3中，在分配物理页时是调用的内核函数MiAllocateAnyPages，该函数会优先分配空闲页，尝试修改代码，调用内核函数MiAllocateZeroedPages优先分配零页，并调试分配零页的情况。尝试从性能的角度分析内核函数MiAllocateAnyPages和
MiAllocateZeroedPages。尝试从安全性的角度分析分配零页的必要性。
答：从性能的角度来分析，调用MIAllocateAnyPages函数分配物理页在某些情况下比调用MIAllocateZeroedPages.函数要快速。
从安全行的角度来分析，分配零页更加安全。例如，一个物理页被操作系统存储过重要的密码信息后被释放，如果没有清零就被分配给用户程序，则用户程序就可能从这个物理页中获得重要的密码信息。
3. 观察本实验3.4中使用“vm”命令输出的系统进程的虚拟地址描述符（图15-3），可以看到在2号描述符和3号描述符之间有两个虚拟页的空隙，尝试结合虚拟页的分配和释放说明产生这个空隙的原因。
答：产生的空隙是由于有虚拟页被释放造成的，在EOS启动时有一个初始化线程在初始化完毕后就退出了，线程的堆栈所占用的虚拟页就被释放了。
5. 在本实验 3.5中，调用MmAllocateVirtualMemory函数分配虚拟页时只使用了MEM_RESERVE标志，没有使用MEM_COMMIT标志，尝试说明这两个标志的区别。修改代码，在调用MmAllocateVirtualMemory函数时增加使用MEM_COMMIT标志，并调试为虚拟页映射物理页的过程。
答：使用MEM_RESERVE标志分配虚拟页时，没有为其映射实际的物理页。使用MEM_COMMIT 表示分配虚拟页时，会为其映射实际的物理页。
实验8 分页存储器管理
一、实验目的
学习i386处理器的二级页表硬件机制，理解分页存储器管理原理。
查看EOS应用程序进程和系统进程的二级页表映射信息，理解页目录和页表的管理方式。
编程修改页目录和页表的映射关系，理解分页地址变换原理。
二、实验内容
1 、准备实验
2 、查看EOS应用程序进程的页目录和页表
三、问题答案及参考代码
1. 观察之前输出的页目录和页表的映射关系，可以看到页目录的第0x300个PDE映射的页框号就是页目录本身，说明页目录被复用为了页表。而恰恰就是这种映射关系决定了4K的页目录映射在虚拟地址空间的0xC0300000-0xC0300FFF,4M的页表映射在0xC0000000-0xC03FFFFF。现在，假设修改了页目录，使其第0x100个PDE映射的页框号是页目录本身，此时页目录和页表会映射在4G虚拟地址空间的什么位置呢？说明计算方法。
答：假设修改了页目录，使其第0x100个PDE映射的页框号是页目录本身，此时页目录
和页表会映射在4G虚拟地址空间的什么位置呢？说明计算方法。页目录：PDE标号0x100做为虚拟地址的高10位，PTE标号0x100做为虚拟地址的12-22位，得到虚拟地址0x 40100000。页表：PDE标号0x100做为虚拟地址的高10位，PTE标号0x0做为虚拟地址的12-22位，得到虚拟地址0x 40000000。
3. 修改EOSApp.c中的源代码，通过编程的方式统计并输出页目录和页表的数目。注意页目录被复用为页表
答：编写代码将申请到的物理页从二级页表映射中移除，并让内核回收这些物理页。参见源代码文件MapNewPageEx.c。使用该文件中的ConsoleCmdMemoryMap函数替换ke/sysproc.c中的ConsoleCmdMemoryMap函数即可。在移除映射的物理页时，只需要将PTE/PDE的存在标志位设置为0即可，要先修改PTE，再修改PDE。另外，要注意刷新快表。调用MiFreePages函数即可回收物理页，具体的用法可以参考其函数定义处的注释和源代码(mm/pfnlist.c第248行)。
5. 既然所有1024个页表（共4M）映射在虚拟地址空间的0xC0000000-0xC03FFFFF，为什么不能从页表基址0xC0000000开始遍历，来查找有效的页表呢？而必须先在页目录中查找有效的页表呢？编写代码尝试一下，看看会有什么结果。
答：不能从页表基址0xC0000000开始遍历查找有效的页表因为：只有当一个虚拟地址通过二级页表映射关系能够映射到实际的物理地址时，该虚拟地址才能够被访问，否则会触发异常。由于并不是所有的页表都有效，所以不能从页表基址0xC0000000开始遍历。
6. 学习EOS操作系统内核统一管理未用物理页的方法（可以参考本书第6章的第6.5节）。尝试在本实验第3.5节中ConsoleCmdMemoryMap函数源代码的基础上进行修改，将申请到的物理页从二级页表映射中移除，并让内核回收这些物理页。
参见源代码文件MapNewPageEx.c。使用该文件中的ConsoleCmdMemoryMap函数替换ke/sysproc.c中的ConsoleCmdMemoryMap函数即可。在移除映射的物理页时，只需要将PTE/PDE的存在标志位设置为0即可，要先修改PTE，再修改PDE。调用MiFreePages函数即可回收物理页，具体的用法可以参考其函数定义处的注释和源代码(mm/pfnlist.c第248行)。
源代码：
ULONG PfnArray[2];
//
// 访问未映射物理内存的虚拟地址会触发异常。
// 必须注释或者删除该行代码才能执行后面的代码。
//
*((PINT)0xE0000000) = 100;
//
// 从内核申请两个未用的物理页。
// 由 PfnArray 数组返回两个物理页的页框号。
//
MiAllocateZeroedPages(2, PfnArray);
OutputFormat = "New page frame number: 0x%X, 0x%X\n";
fprintf(StdHandle, OutputFormat, PfnArray[0], PfnArray[1]);
KdbPrint(OutputFormat, PfnArray[0], PfnArray[1]);
//
// 使用 PfnArray[0] 页做为页表，映射基址为 0xE00000000 的 4M 虚拟地址。
//
IndexOfDirEntry = (0xE0000000 >> 22); // 虚拟地址的高 10 位是 PDE 标号
((PMMPTE_HARDWARE)0xC0300000)[IndexOfDirEntry].PageFrameNumber = PfnArray[0];
((PMMPTE_HARDWARE)0xC0300000)[IndexOfDirEntry].Valid = 1; // 有效
((PMMPTE_HARDWARE)0xC0300000)[IndexOfDirEntry].Writable = 1; // 可写
MiFlushEntireTlb(); // 刷新快表
//
// 根据 PDE 的标号计算其映射的页表所在虚拟地址的基址
//
PageTableBase = 0xC0000000 + IndexOfDirEntry * PAGE_SIZE;
//
// 将 PfnArray[1] 放入页表 PfnArray[0] 的两个 PTE 中，
// 分别映射基址为 0xE0000000 和 0xE0001000 的 4K 虚拟地址
//
IndexOfTableEntry = (0xE0000000 >> 12) & 0x3FF; // 虚拟地址的12-22 位是PTE 标号
((PMMPTE_HARDWARE)PageTableBase)[IndexOfTableEntry].PageFrameNumber = PfnArray[1];
((PMMPTE_HARDWARE)PageTableBase)[IndexOfTableEntry].Valid = 1; // 有效((PMMPTE_HARDWARE)PageTableBase)[IndexOfTableEntry].Writable = 1; // 可写MiFlushEntireTlb(); // 刷新快表
IndexOfTableEntry = (0xE0001000 >> 12) & 0x3FF; // 虚拟地址的12-22 位是
PTE 标号
((PMMPTE_HARDWARE)PageTableBase)[IndexOfTableEntry].PageFrameNumber =
PfnArray[1];
((PMMPTE_HARDWARE)PageTableBase)[IndexOfTableEntry].Valid = 1; // 有效
((PMMPTE_HARDWARE)PageTableBase)[IndexOfTableEntry].Writable = 1; // 可写
MiFlushEntireTlb(); // 刷新快表
//
// 测试
//
OutputFormat = "Read Memory 0xE0001000: %d\n";
fprintf(StdHandle, OutputFormat, *((PINT)0xE0001000));
KdbPrint(OutputFormat, *((PINT)0xE0001000));
*((PINT)0xE0000000) = 100; // 写共享内存
fprintf(StdHandle, OutputFormat, *((PINT)0xE0001000));
KdbPrint(OutputFormat, *((PINT)0xE0001000));
7. 思考页式存储管理机制的优缺点。
答：优点：
1、由于它不要求作业或进程的程序段和数据在内存中连续存放，从而有效地解决了碎片问题。
2、动态页式管理提供了内存和外存统一管理的虚存实现方式，使用户可以利用的存储空间大大增加。这既提高了主存的利用纽，又有利于组织多道程序执行。
缺点：
1、要求有相应的硬件支持。例如地址变换机构，缺页中断的产生和选择淘汰页面等都要求有相应的硬件支持。这增加了机器成本。
2、增加了系统开销，例如缺页中断处理机，
3、请求调页的算法如选择不当，有可能产生抖动现象。
4、虽然消除了碎片，但每个作业或进程的最后一页内总有一部分空间得不到利用果页面较大，则这一部分的损失仍然较大。
实验9 串口设备驱动程序
一、实验目的
调试EOS串口驱动程序向串口发送数据的功能，了解设备驱动程序的工作原理。
为EOS串口驱动程序添加从串口接收数据的功能，进一步加深对设备驱动程序工作原理的理解。
二、实验内容
1 准备实验
2 练习使用EOS应用程序向串口发送数据
3调试EOS串口驱动程序向串口发送数据的功能
4为EOS串口驱动程序添加从串口接收数据的功能
三、问题答案及参考代码
在向串口发送数据时可以不使用缓冲区，将SrlWite函数体修改为
{
CHAR Data;
ULONG Cout;
PDEVICE_EXTENSION Ext=
(PDEVICE_EXTENSION)DeviceObject->DeviceExtension;
PsResetEvent(&Ext->CompietionEvent) ;
For(Count=0 ;Count Data=((PCHAR)Buffer)[count]; WRITE_PORT_UCHAR(REG_PORT(DeviceObjict,THR),Date); PsWaitForEven(&Ext->CompletionEvent,INFINITE); } *Result=Count; Return STATUS_SUCCESS; } 4.在io/driver/serial.c文件的SrlRead函数中，访问接收数据缓冲区时必须关闭中断，思考这样做的原因。在SrlWrite函数中访问缓冲区时为什么不需要关闭中断呢？思考中断在设备I/O中的重要作用和意义。 答：由于SrlWrite函数和Srllsr函数对发送数据缓冲区的访问是同步进行的，在SrlWrite函数中访问发送数据缓冲区时就不需要关闭中断了。 使用中断方式可以让进程在等待硬件设备的响应时让出处理器，调度程序会选择其他进程在处理器上继续执行，从而提高处理器的利用率，并支持多道程序和I/0设备并行操作。同时，由于中断方式是异步执行的，所以在访问临界资源时需要进行同步。 实验10 磁盘调度算法 一、实验目的 通过学习EOS实现磁盘调度算法的机制，掌握磁盘调度算法执行的条件和时机。 观察EOS实现的FCFS、SSTF和SCAN磁盘调度算法，了解常用的磁盘调度算法。 编写CSCAN和N-Step-SCAN磁盘调度算法，加深对各种扫描算法的理解。 二、实验内容 1 、准备实验 2 、验证先来先服务（FCFS）磁盘调度算法 3 、验证最短寻道时间优先（SSTF）磁盘调度算法 4 、验证SSTF算法造成的线程“饥饿”现象 三、问题答案及参考代码 1.在执行SCAN、N-Step-SCAN磁盘调度算法时，如果在EOS控制台中多次输入“ds”命令， 调度的顺序会发生变化，说明造成这种现象的原因（提示：注意这两种算法使用的全局变量）。 尝试修改源代码，使这两种算法在多次执行时，都能确保调度的顺序一致（提示：可以参考 io/block.c 文件中IopReceiveRequest函数和IopProcessNextRequest函数判断磁盘调度算法开始工作和结束工作的方法）。 答：SCAN算法使用了全局变量ScanInside记录磁头移动的方向，每次执行“ds”时，磁头的移动方向都可能不一样，所在磁道也可能不一样，所以在每次执行时距离最短的线程也不同，所以调度的顺序会发生变化，例如在第一次执行“ds”命令时，ScanInside初始化为true则开始磁头是从外向内移动的，结束时磁头变为从内向外移动，所以在下次执行“ds”命令时，开始磁头就继续从内向外移动了。要解决这个问题，可以IopProcessNextRequest函数中，每次检测到磁盘调度算法结束工作时，将这些全局变量恢复为默认值。 4. 分析已经实现的各种磁盘调度算法的优缺点，尝试实现更多其它的磁盘调度算法。 先来先服务FCFS：公平，简单，每个进程的请求都能依次得到处理。没有对寻道优化，平均寻道时间长。最短时间优先调度算法SSTF：要求访问的磁道是当前磁头所在的磁道最近，每次寻道时间最短，但不能保证平均寻道时间最短。可能导致一些请求无限期推延，产生饥饿现象。电梯调度算法SCAN：不仅考虑当前磁道的距离，优先考虑在磁道前进方向的最短时间，排除磁头在盘面上的往复运动，避免了出现“饥饿”现象。电梯原理。C-SCAN：磁头单项移动。 实验总结： 操作系统实验中我们亲自动手操作，分别实现了进程、存储器管理等功能，将课上所学到的知识与实际操作结合到一起，领会到了各个功能实现的过程原理，加深了对于操作系统意义、作用的理解，对于今后计算机的相关课程的学习打下了基础。实验的课程中思考题的部分更是对课程内容的进一步理解，让我们有许多收获。最后，感谢老师的悉心教导。