操作系统实验(2-5)
实验二单处理器系统的进程调度
1．实验目的
加深对进程概念的理解，明确进程和程序的区别；
深入了解系统如何组织进程、创建进程；
进一步认识如何实现处理器调度。
2．实验预备知识
进程的概念；
进程的组织方式；
进程的创建；
进程的调度。
3．实验内容
编写程序完成单处理机系统中的进程调度，要求采用时间片轮转调度算法。实验具体包括：首先确定进程控制块的内容，进程控制块的组成方式；然后完成进程创建原语和进程调度原语；最后编写主函数对所作工作进程测试。
4．提示与讲解
这个实验主要要考虑三个问题：如何组织进程、如何创建进程和如何实现处理器调度。
考虑如何组织进程，首先就要设定进程控制块的内容。进程控制块PCB记录各个进程执行时的情况。不同的操作系统，进程控制块记录的信息内容不一样。操作系统功能越强，软件也越庞大，进程控制块记录的内容也就越多。这里的实验只使用了必不可少的信息。一般操作系统中，无论进程控制块中信息量多少，信息都可以大致分为以下四类：
①标识信息
每个进程都要有一个惟一的标识符，用来标识进程的存在和区别于其他进程。这个标识符是必不可少的，可以用符号或编号实现，它必须是操作系统分配的。在后面给出的参考程序中，采用编号方式，也就是为每个进程依次分配一个不相同的正整数。
②说明信息
用于记录进程的基本情况，例如进程的状态、等待原因、进程程序存放位置、进程数据存放位置等等。实验中，因为进程没有数据和程序，仅使用进程控制块模拟进程，所以这部分内容仅包括进程状态。
③现场信息
现场信息记录各个寄存器的内容。当进程由于某种原因让出处理器时，需要将现场信息记录在进程控制块中，当进行进程调度时，从选中进程的进程控制块中读取现场信息进行现场恢复。现场信息就是处理器的相关寄存器内容，包括通用寄存器、程序计数器和程序状态字寄存器等。在实验中，可选取几个寄存器作为代表。用大写的全局变量AX、BX、CX、DX模拟通用寄存器、大写的全局变量PC模拟程序计数器、大写的全局变量PSW模拟程序状态字寄存器。
④管理信息
管理信息记录进程管理和调度的信息。例如进程优先数、进程队列指针等。实验中，仅包括队列指针。
因此可将进程控制块结构定义如下：
struct pcb
{int name; //进程标识符
int status; //进程状态
int ax, bx, cx,dx; //进程现场信息，通用寄存器内容
int pc; //进程现场信息，程序计数器内容
int psw; //进程现场信息，程序状态字寄存器内容
int next; //下一个进程控制块的位置
}
确定进程控制块内容后，要考虑的就是如何将进程控制块组织在一起。多道程序设计系统中，往往同时创建多个进程。在单处理器的情况下，每次只能有一个进程处于运行态，其他的进程处于就绪状态或等待状态。为了便于管理，通常把处于相同状态的进程的进程控制块链接在一起。单处理器系统中，正在运行的进程只有一个。因此，单处理器系统中进程控制块分成一个正在运行进程的进程控制块、就绪进程的进程控制块组织成的就绪队列和等待进程的进程控制块组成的等待队列。由于实验模拟的是进程调度，没有对等待队列的操作，所以实验中只有一个指向正在运行进程的进程控制块指针和一个就绪进程的进程控制块队列指针。操作系统的实现中，系统往往在主存中划分出一个连续的专门区域存放系统的进程控制块，实验中应该用数组模拟这个专门的进程控制块区域，定义如下：
#define n 10 //假定系统允许进程个数为10
struct pcb pcbarea[n]; //模拟进程控制块区域的数组
这样，进程控制块的链表实际上是数据结构中使用的静态链表。进程控制块的链接方式可以采用单向和双向链表，实验中，进程控制块队列采用单向不循环静态链表。为了管理空闲进程控制块，还应该将空闲控制块链接成一个队列。
实验中采用时间片轮转调度算法，这种算法是将进程控制块按照进入就绪队列的先后次序排成队列。关于就绪队列的操作就是从队头摘下一个进程控制块和从队尾挂入一个进程控制块。因此为就绪队列定义两个指针，一个头指针，指向就绪队列的第一个进程控制块；一个尾指针，指向就绪队列的最后一个进程控制块。
实验中指向运行进程的进程控制块指针、就绪队列指针和空闲进程控制块队列指针定义如下：
int run; //定义指向正在运行进程的进程控制块的指针
struct
{int head;
int tail;
}ready; //定义指向就绪队列的头指针head和尾指针tail
int pfree; //定义指向空闲进程控制块队列的指针
以上是如何组织进程，下面考虑如何创建进程。
进程创建是一个原语，因此在实验中应该用一个函数实现，进程创建的过程应该包括：
①申请进程控制块：进程控制块的数量是有限的，如果没有空闲进程控制块，则进程不能创建，如果申请成功才可以执行第②步；
②申请资源：除了进程控制块外，还需要有必要的资源才能创建进程，如果申请资源不成功，则不能创建进程，并且归还已申请的进程控制块；如果申请成功，则执行第三步，实验无法申请资源，所以模拟程序忽略了申请资源这一步；
③填写进程控制块：将该进程信息写入进程控制块内，实验中只有进程标识符、进程状态可以填写，每个进程现场信息中的寄存器内容由于没有具体数据而使用进程（模拟进程创建时，需输入进程标识符字，进程标识符本应系统建立，并且是惟一的，输入时注意不要冲突），刚刚创建的进程应该为就绪态，然后转去执行第四步；
④挂入就绪队列：如果原来就绪队列不为空，则将该进程控制块挂入就绪队列尾部，并修改就绪队列尾部指针；如果原来就绪队列为空，则将就绪队列的头指针、尾指针均指向该进程控制块，进程创建完成。
进程创建流程图如图2.2所示。
多道程序设计的系统中，处于就绪态的进程往往是多个，它们都要求占用处理器，可是单处理器系统的处理器只有一个，进程调度就是解决这个处理器竞争问题的。进程调度的任务就是按照某种算法从就绪进程队列中选择一个进程，让它占有处理器。因此进程调度程序就应该包括两部分，一部分是在进程就绪队列中选择一个进程，并将其进程控制块从进程就绪队列中摘下来，另一部分工作就是分配处理器给选中的进程，也就是将指向正在运行进程的进程控制块指针指向该进程的进程控制块，并将该进程的进程控制
块信息写入处理器的各个寄存器中。
图2.2 进程创建流程图
实验中采用时间片轮转调度算法。时间片轮转调度算法让就绪进程按就绪的先后次序排成队列，每次总是选择就绪队列中的第一个进程占有处理器，但是规定只能使用一个“时间片”。时间片就是规定进程一次使用处理器的最长时间。实验中采用每个进程都使用相同的不变的时间片。
采用时间片轮转调度算法的进程调度流程图如图2.3所示。
完成上述功能后，编写主函数进行测试：首先建立一个就绪队列，手工输入信息建立几个进程；然后进行进程调度；最后将指向正在运行进程的指针指向的进程控制块的内容输出，察看结果。
5．课外题
编程实现采用优先数调度算法的进程调度。
6．参考程序
图2.3 进程调度流程图
#include "stdio.h"
#define running 1//用running表示进程处于运行态
#define aready 2//用aready表示进程处于就绪态
#define blocking 3//用blocking表示进程处于等待态
#define sometime 5//用sometime表示时间片大小
#define n 10//假定系统允许进程个数为n
struct
{int name;//进程标识符
int status;//进程状态
int ax,bx,cx,dx;//进程现场信息，通用寄存器内容
int pc;//进程现场信息，程序状态寄存器内容
int psw;//下一个进程控制块的位置
int next;//模拟进程控制块的数组
}pcbarea[n];//模拟进程控制块区域的数组
int PSW,AX,BX,CX,DX,PC,TIME;//模拟寄存器
int run;//定义指向正在运行进程的进程控制块的指针
struct
{int head;
int tail;
}ready;//定于就绪队列的头指针head和尾指针tail
int pfree;//定义指向空闲进程控制块队列的指针
sheduling()//进程调度函数
{int i;
if(ready.head==-1)
{printf("无就绪进程\n");
return;
}
i=ready.head;//就绪队列头指针赋给i
ready.head=pcbarea[ready.head].next;//就绪队列头指针后移
if(ready.head==-1)ready.tail=-1;//就绪队列为空，修正尾指针ready.tail pcbarea[i].status=running;//修改进程控制块状态
TIME=sometime;//设置相对时钟寄存器
//恢复该进程现场信息：
AX=pcbarea[run].ax;
BX=pcbarea[run].bx;
CX=pcbarea[run].cx;
DX=pcbarea[run].dx;
PC=pcbarea[run].pc;
PSW=pcbarea[run].psw;
run=i;//修改指向运行进程的指针
}//进程调度函数结束
create(int x)
//创建进程
{int i;
if(pfree==-1)//空闲进程控制块队列为空
{printf("无空闲进程控制块，进程创建失败\n");
return;
}
i=pfree;//取空闲进程控制块队列的第一个
pfree=pcbarea[pfree].next;//pfree后移
//填写该进程控制块内容：
pcbarea[i].name=x;
pcbarea[i].status=aready;
pcbarea[i].ax=x;
pcbarea[i].bx=x;
pcbarea[i].cx=x;
pcbarea[i].dx=x;
pcbarea[i].pc=x;
pcbarea[i].psw=x;
if(ready.head!=-1)//就绪队列不空时，挂入就绪队列方式
{pcbarea[ready.tail].next=i;
ready.tail=i;
pcbarea[ready.tail].next=-1;
}
else //就绪队列空时,挂入就绪队列方式
{ready.head=i;
ready.tail=i;
pcbarea[ready.tail].next=-1;
}
}//进程创建函数结束
main()
{//系统初始化
int num,i,j,block;
run=ready.head=ready.tail=block=-1;
pfree=0;
for(j=0;j pcbarea[j].next=j+1; pcbarea[n-1].next=-1; printf("输入进程编号(避免编号的冲突,以负数输入结束,最多可以创建10个进程):\n"); scanf("%d",&num); while(num>=0) {create(num); scanf("%d",&num); } sheduling();//进程调度 if(run!=-1) {printf("进程标识符进程状态寄存器内容:ax bx cx dx pc psw:\n"); printf("%8d%10d%3d%3d%3d%3d%3d%3d\n",pcbarea[run].name,pcbarea[run].status,pcbarea[run].ax,pcbarea[ru n].bx,pcbarea[run].cx,pcbarea[run].dx,pcbarea[run].pc,pcbarea[run].psw); } }//main()结束 实验三动态分区存储管理方式的主存分配回收 1．实验目的 深入了解动态分区存储管理方式的主存分配回收的实现。 2．实验预备知识 存储管理中动态分区的管理方式。 3．实验内容 编写程序完成动态分区存储管理方式的主存分配回收的实现。实验具体包括：首先确定主存空间分配表；然后采用最优适应算法完成主存空间的分配，完成主存空间的回收；最后编写主函数对所作工作进程测试。 4．提示与讲解 动态分区管理方式预先不将主存划分成几个区域，而把主存除操作系统占用区域外的空间看作一个大的空闲区。当作业要求装入主存时，根据作业需要的主存空间的大小查询主存内各个空闲区，当从主存空间中找到一个大于或等于该作业大小的主存空闲区时，选择其中一个空闲区，按作业需求量划出一个分区装入该作业。作业执行完后，它所占的主存分区被收回，成为一个空闲区。如果该空闲区的相邻分区也是空闲区，则需要将相邻空闲区合并成一个空闲区。 实现动态分区的分配和回收，主要考虑的问题有三个：第一，设计记录主存使用情况的数据表格，用来记录空闲区和作业占用的区域；第二，在设计的数据表格基础上设计主存分配算法；第三，在设计的数据表格基础上设计主存回收算法。 首先，考虑第一个问题：设计记录主存使用情况的数据表格，用来记录空闲区和作业占用的区域。 由于动态分区的大小是由作业需求量决定的，故分区的长度是预先不固定的，且分区的个数也随主存分配和回收变动。总之，所有分区情况随时可能发生变化，数据表格的设计必须和这个特点相适应。由于分区长度不同，因此设计的表格应该包括分区在主存中的起始地址和长度。由于分配时空闲区有时会变成两个分区：空闲区和已分分区，回收主存分区时，可能会合并空闲分区，这样如果整个主存采用一张表格记录已分分区和空闲区，就会使表格操作繁琐。主存分配时查找空闲区进行分配，然后填写已分配区表，主要操作在空闲区；某个作业执行完后，将该分区变成空闲区，并将其与相邻的空闲区合并，主要操作也在空闲区。由此可见，主存的分配和回收主要是对空闲区的操作。这样为了便于对主存空间的分配和回收，就建立两张分区表记录主存使用情，一张表格记录作业占用分区的“已分配区表”；一张是记录空闲区的“空闲区表”。这两张表的实现方法一般有两种，一种是链表形式，一种是顺序表形式。在实验中，采用顺序表形式，用数组模拟。由于顺序表的长度必须提前固定，所以无论是“已分配区表”还是“空闲区表”都必须事先确定长度。它们的长度必须是系统可能的最大项数，系统运行过程中才不会出错，因而在多数情况下，无论是“已分配区表”还是“空闲区表”都有空闲栏目。已分配区表中除了分区起始地址、长度外，也至少还要有一项“标志”，如果是空闲栏目，内容为“空”，如果为某个作业占用分区的登记项，内容为该作业的作业名；空闲区表中除了分区起始地址、长度外，也要有一项“标志”，如果是空闲栏目，内容为“空”，如果为某个空闲区的登记项，内容为“未分配”（。在实际系统中，这两表格的内容可能还要多，实验中仅仅使用上述必须的数据。为此,“已分配区表”和“空闲区表”在实验中有如下的结构定义。 已分配区表的定义： #define n 10 //假定系统允许的最大作业数量为n struct {float address; //已分分区起始地址 float length; //已分分区长度，单位为字节 int flag; //已分配区表登记栏标志，“0”表示空栏目，实验中只支持一个字符的作业名 }used_table[n]; //已分配区表 空闲区表的定义： #define m 10 //假定系统允许的空闲区表最大为m struct {float address; //空闲区起始地址 float length; //空闲区长度，单位为字节 int flag; //空闲区表登记栏标志，用“0”表示空栏目，用“1”表示未分配 }free_table[m]; //空闲区表 其中分区起始地址和长度数值太大，超出了整型表达范围，所以采用了float类型。 然后，就要考虑如何在设计的数据表格上进行主存的分配。 当要装入一个作业时，从空闲区表中查找标志为“未分配”的空闲区，从中找出一个能容纳该作业的空闲区。如果找到的空闲区正好等于该作业的长度，则把该分区全部分配给作业。这时应该把该空闲区登记栏中的标志改为“空”，同时在已分配区表中找到一个标志为“空”的栏目登记新装入作业所占用分区的起始地址、长度和作业名。如果找到的空闲区大于作业长度，则把空闲区分成两部分，一部分用来装入作业，另外一部分仍为空闲区。这时只要修改原空闲区的长度，且把新装入的作业登记到已分配区表中。 实验中主存分配算法采用“最优适应”算法。最优适应算法是按作业要求挑选一个能满足作业要求的最小空闲区，这样保证可以不去分割一个大的区域，使装入大作业时比较容易得到满足。但是最优适应算法容易出现找到的一个分区可能只比作业所要求的长度略大一点的情况，这时，空闲区分割后剩下的空闲区就很小，这种很小的空闲区往往无法使用，却影响了主存的使用。为了一定程度上解决这个问题，如果空闲区的大小比作业要求的长度略大一点，不再将空闲区分成已分分区和空闲区两部分，而是将整个空闲区分配给作业。在实现最优适应算法时，可把空闲区按长度以递增方式登记在空闲区表中。分配时顺序查找空闲表，查找到的第一个空闲区就是满足作业要求的最小分区。这样查找速度快，但是为使空闲区按长度以递增顺序登记在空闲表中，就必须在分配回收时进行空闲区表的调整。空闲区表调整时移动表目的代价要高于查询整张表的代价，所以实验中不采用空闲区有序登记在空闲表中的方法。 动态分区方式的主存分配流程图如图2.4所示。 最后是动态分区方式下的主存回收问题。 动态分区方式下回收主存空间时，应该检查是否有与归还区相邻的空闲区。若有，则应该合并成一个空闲区。一个归还区可能有上邻空闲区，也可能有下邻空闲区，或者既有上邻空闲区又有下邻空闲区，或者既无上邻空闲区也无下邻空闲区。在实现回收时，首先将作业归还的区域在已分配表中找到，将该栏目的状态变为“空”，然后检查空闲区表中标志为“未分配”的栏目，查找是否有相邻空闲区；最后，合并空闲区，修改空闲区表。假定作业归还的分区起始地址为S，长度为L，则： ①归还区有下邻空闲区 如果S+L正好等于空闲区表中某个登记栏目（假定为第j栏）的起始地址，则表明归还区有一个下邻空闲区。这时只要修改第j栏登记项的内容： 起始地址=S； 第j栏长度=第j栏长度+L； 则第j栏指示的空闲区是归还区和下邻空闲区合并后的大空闲区； ②归还区有上邻空闲区 如果空闲区表中某个登记栏目（假定为第k栏）的“起始地址+长度”正好等于S，则表明归还区有一个上邻空闲区。这时要修改第k栏登记项的内容（起始地址不变）： 第k栏长度=第k栏长度+L； 于是第k栏指示的空闲区是归还区和上邻空闲区合并后的大空闲区； ③归还区既有上邻空闲区又有下邻空闲区 如果S+L正好等于空闲区表中某个登记栏目（假定为第j栏）的起始地址，同时还有某个登记栏目（假定为第k栏）的“起始地址+长度”正好等于S，这表明归还区既有一个上邻空闲区又有一个下邻空闲区。此时对空闲区表的修改如下： 第k栏长度=第k栏长度+第j栏长度+L；（第k栏起始地址不变） 第j栏状态=“空”；（将第j栏登记项删除） 这样，第k栏指示的空闲区是归还区和上、下邻空闲区合并后的大空闲区；原来的下邻空闲区登记项（第j栏）被删除，置为“空”。 2.4 动态分区最优分配算法流程图 图2.5 动态分区回收流程图 ④归还区既无上邻空闲区又无下邻空闲区 如果在检查空闲区表时，无上述三种情况出现，则表明归还区既无上邻空闲区又无下邻空闲区。这时，应该在空闲区表中查找一个状态为“空”的栏目（假定查到的是第t栏），则第t栏的内容修改如下： 第t栏起始地址=S； 第t栏长度=L； 第t栏状态=“未分配” 这样，第t栏指示的空闲区是归还区。 按上述方法归还主存区域的流程图如图2.5所示。 由于是实验，没有真正的主存要分配，所以在实验中，首先应建立一张空闲区表，初始状态只有一个空闲登记项（假定的主存空闲区）和一张所有状态都为“空”的已分配区表，假定主存空间110KB，操作系统占用10KB,其余为空闲区；然后，可以选择进行主存分配或主存回收，如果是分配，要求输入作业名和所需主存空间大小，如果是回收，输入回收作业的作业名，循环进行主存分配和回收后，如果需要，则显示两张表的内容，以检查主存的分配和回收是否正确。 5.．课外题 ①编程实现页式存储管理的主存分配和回收。 ②用链表方式表示主存空间分配情况，完成动态分区管理方式下的主存空间的分配和回 收。 #define n 10 //假定系统允许的最大作业数量为n #define m 10 //假定系统允许的空闲区表最大为m #define minisize 100 struct { float address; //已分分区起始地址 float length; //已分分区长度，单位为字节 int flag; //已分配区表登记栏标志，用"0"表示空栏目，实验中只支持一个字符的作业名 }used_table[n]; //已分配区表 struct {float address; //空闲区起始地址 float length; //空闲区长度，单位为字节 int flag; //空闲区表登记栏标志，用"0"表示空栏目，用"1"表示未分配 }free_table[m]; //空闲区表 allocate(J,xk) //采用最优分配算法分配xk大小的空间 char J; float xk; {int i,k; k=-1; for(i=0;i if(free_table[i].length>=xk&&free_table[i].flag==1) if(k==-1||free_table[i].length k=i; if(k==-1) //未找到可用空闲区，返回 {printf("无可用空闲区\n"); return; } //找到可用空闲区，开始分配：若空闲区大小与要求分配的空间差小于minisize大小，则空闲区全部分配；若空闲区大小与要求分配的空间差大于minisize大小，则从空闲区划出一部分分配 if(free_table[k].length-xk<=minisize) {free_table[k].flag=0; ad=free_table[k].address; xk=free_table[k].length; } else {free_table[k].length=free_table[k].length-xk; ad=free_table[k].address+free_table[k].length; } //修改已分配区表 i=0; while(used_table[i].flag!=0&&i i++; if(i>=n) //无表目填写已分分区 {printf("无表目填写已分分区，错误\n"); //修正空闲区表 if(free_table[k].flag==0) //前面找到的是整个空闲区 free_table[k].flag=1; else //前面找到的是某个空闲区的一部分 free_table[k].length=free_table[k].length+xk; return; } else //修改已分配区表 {used_table[i].address=ad; used_table[i].length=xk; used_table[i].flag=J; } return; }//主存分配函数结束 //回收作业名为J的作业所占主存空间 char J; { int i,k,j,s,t; float S,L; //寻找已分配区表中对应登记项 s=0; while((used_table[s].flag!=J||used_table[s].flag==0)&&s s++; if(s>=n) //在已分配区表中找不到名字为J的作业 {printf("找不到该作业\n"); return; } //修改已分配区表 used_table[s].flag=0; //取得归还分区的起始地址S和长度L S=used_table[s].address; L=used_table[s].length; j=-1;k=-1;i=0; //寻找回收分区的上下邻空闲区，上邻表目k，下邻表目j while(i {if(free_table[i].flag==0) {if(free_table[i].address+free_table[i].length==S)k=i; //找到上邻 if(free_table[i].address==S+L)j=i; //找到下邻 } i++; } if(k!=-1) if(j!=-1) // 上邻空闲区，下邻空闲区，三项合并 {free_table[k].length=free_table[j].length+free_table[k].length+L; free_table[j].flag=0; } else // 上邻空闲区，下邻非空闲区，与上邻合并 free_table[k].length=free_table[k].length+L; else if(j!=-1) //上邻非空闲区，下邻为空闲区，与下邻合并 {free_table[j].address=S; free_table[j].length=free_table[j].length+L; } else //上下邻均为非空闲区，回收区域直接填入 { //在空闲区表中寻找空栏目 while(free_table[t].flag==1&&t t++; if(t>=m) //空闲区表满,回收空间失败,将已分配区表复原 {printf("主存空闲表没有空间,回收空间失败\n"); used_table[s].flag=J; return; } free_table[t].address=S; free_table[t].length=L; free_table[t].flag=1; } return(t); }//主存归还函数结束 main( ) {int i,a; float xk; char J; //空闲区表初始化 free_table[0].address=10240; free_table[0].length=102400; free_table[0].flag=1; for(i=1;i free_table[i].flag=0; //已分配区表初始化 for(i=0;i used_table[i].flag=0; while(1) {printf("选择功能项（0-退出,1-分配主存,2-回收主存,3-显示主存）\n"); printf("选择功项(0~3) :"); scanf("%d",&a); switch(a) {case 0: exit(0); //a=0程序结束 case 1: //a=1分配主存空间 printf("输入作业名J和作业所需长度xk: "); scanf("%*c%c%f",&J,&xk); allocate(J,xk) ;//分配主存空间 break; case 2: //a=2回收主存空间 printf("输入要回收分区的作业名"); scanf("%*c%c",&J); reclaim(J); //回收主存空间 case 3: //a=3显示主存情况，输出空闲区表和已分配区表 printf("输出空闲区表：\n起始地址分区长度标志\n"); for(i=0;i printf("%5.0f%10.0f%6d\n",free_table[i].address,free_table[i].length, free_table[i].flag); printf(" 按任意键,输出已分配区表\n"); getch(); printf(" 输出已分配区表：\n起始地址分区长度标志\n"); for(i=0;i if(used_table[i].flag!=0) printf("%6.0f%9.0f%6c\n",used_table[i].address,used_table[i].length, used_table[i].flag); else printf("%6.0f%9.0f%6d\n",used_table[i].address,used_table[i].length, used_table[i].flag); break; default:printf("没有该选项\n"); }//case }//while }//main( )结束 实验四页式虚拟存储管理中地址转换和缺页中断 1．实验目的 深入了解页式存储管理如何实现地址转换； 进一步认识页式虚拟存储管理中如何处理缺页中断。 2．实验预备知识 页式存储管理中的地址转换的方法； 页式虚拟存储的缺页中断处理方法。 3．实验内容 编写程序完成页式虚拟存储管理中地址转换过程和模拟缺页中断的处理。实验具体包括：首先对给定的地址进行地址转换工作，若发生缺页则先进行缺页中断处理，然后再进行地址转换；最后编写主函数对所作工作进程测试。 假定主存64KB，每个主存块1024字节，作业最大支持到64KB，系统中每个作业分得主存块4块。 4．提示与讲解 页式存储管理中地址转换过程很简单，假定主存块的大小为2n字节，主存大小为2m'字节和逻辑地址m位，则进行地址转换时，首先从逻辑地址中的高m-n位中取得页号，然后根据页号查页表，得到块号，并将块号放入物理地址的高m'-n位，最后从逻辑地址中取 得低n 位放入物理地址的低n 位就得到了物理地址，过程如图2.61所示。 图2.6 页式存储管理系统地址转换示意图 地址转换是由硬件完成的，实验中使用软件程序模拟地址转换过程，模拟地址转换的流程图如图2.7所示（实验中假定主存64KB ，每个主存块1024字节，即n=10,m'=16，物理地址中块号6位、块内地址10位；作业最大64KB ，即m=16，逻辑地址中页号6位、页内地址10位）。 在页式虚拟存储管理方式中，作业信息作为副本放在磁盘上，作业执行时仅把作业信息的部分页面装入主存储器，作业执行时若访问的页面在主存中，则按上述方式进行地址转换，若访问的页面不在主存中，则产生一个“缺页中断”，由操作系统把当前所需的页面装入主存储器后，再次执行时才可以按上述方法进行地址转换。页式虚拟存储管理方式中页表除页号和该页对应的主存块号外，至少还要包括存在标志（该页是否在主存），磁盘位置（该页的副本在磁盘上的位置）和修改标志（该页是否修改过）。这样，在实验中页表格式如图2.7所示。 页表用数组模拟，在实验中页表数据结构定义为： define n 32 //实验中假定的页表长度，页表的长度实际上是由系统按照作业长度决定的 struct {int lnumber; //页号 int flag; //表示该页是否在主存，“1”表示在主存，“0”表示不在主存 int pnumber; //该页所在主存块的块号 int write; //该页是否被修改过，“1”表示修改过，“0”表示没有修改过 int dnumber; //该页存放在磁盘上的位置，即磁盘块号 }page[n]; //页表定义 逻辑地址 图2.7 模拟地址转换的流程图 缺页处理过程简单阐述如下： ①根据当前执行指令中逻辑地址中的页号查页表，判断该页是否在主存储器中，若该页标志为“0”，形成缺页中断。中断装置通过交换PSW让操作系统的中断处理程序占用处理器； ②操作系统处理缺页中断的方法就是查主存分配表，找一个空闲主存块；若无空闲块，查页表，选择一个已在主存的页面，把它暂时调出主存。若在执行过程中该页被修改过，则需将该页信息写回磁盘，否则不必写回； ③找出该页的磁盘位置，启动磁盘读出该页信息，把磁盘上读出的信息装入第2步找到的主存块，修改页表中该页的标志为“1”； ④由于产生缺页中断的那条指令没有执行完，所以页面装入后应重新执行被中断的指令。当重新执行该指令时，由于要访问的页面已在主存中，所以可正常执行。 关于第②步的查找装入新页面的主存块的处理方式，不同系统采用的策略可能有所不同，这里采用局部置换算法，就是每个作业分得一定的主存块，只能在分得的主存块内查找空闲块，若无空闲主存块，则从该作业中选择一个页面淘汰出主存。实验中使用局部置换算法。 使用局部置换算法时，存在这样一个问题：就是在分配给作业主存空间时，装入哪些页？有的系统采取不装入任何一页，当执行过程中需要时才将其调入。有的系统采用页面预置的方法，就是估计可能某些页面会先用到，在分配主存块后将这些页面装入。实验中，采用第二种方法，分配主存空间时将前几页调入主存，假定系统中每个作业分得主存块m（m=4）块，则将第0~m-1页装入主存。 因为是模拟硬件工作，所以实验中如果访问的页不在主存时，则输出该页页号，表示硬件产生缺页中断，然后直接转去缺页中断处理；由于采用页面预置方法，在给定的主存块中 一定无空闲块，只能淘汰已在主存的一页；没有启动磁盘的工作，淘汰的页需要写回磁盘时，用输出页号表示，调入新的一页时，将该页在页表中的存在标志置为“1”，输出页号表示将该页调入主存。 图2.8 采用先进先出页面置换算法的缺页中断流程图 主存中无空闲块时，为装入一个页面，必须按某种算法从已在主存的页中选择一页，将它暂时调出主存，让出主存空间，用来存放需装入的页面，这个工作称为“页面调度”。如何选择调出的页是很重要的，常用的页面调度算法有先进先出算法、最近最少用算法和最近最不常用算法。实验中使用先进先出调度算法。先进先出调度算法总是选择驻留在主存时间最长的一页调出。先进先出算法简单，易实现。可以把在主存储器的页的页号按进入主存的先后次序排成队列，每次总是调出队首的页，当装入一个新页后，把新页的页号排入队尾。实验中，用一个数组存放页号的队列。假定分配给作业的主存块数为m，数组可由m个元素组成，p[0]，p[1]……p[m-1]；队首指针head；采用页面预置的方法，页号队列的长度总是m，tail等于(head+1)%m。因此可以使用一个指针，只用head即可。在装入一个新的页时，装入页和淘汰页同时执行，当装入一个新的页时，将其页号存入数组：淘汰页的页号=p[head]; p[head]=新装入页的页号； head=(head+1)%m; 实验中，采用先进先出页面置换算法的缺页中断流程图如图2.8所示。 图2.9 一条指令执行的模拟流程图 实验执行一条指令时，不模拟指令的执行，只是考虑指令执行是否修改页面，若修改页面，则将该页的页表中修改标志为置“1”，然后输出转换后的物理地址，并输出物理地址来表示一条指令执行完成；如果访问的页不在主存时，则产生缺页中断，然后直接转去缺页中断处理，最后模拟中断返回，就是返回重新进行地址转换。一条指令执行的模拟流程图如图2.9所示。 因为没有实际主存，所以在模拟程序中首先手工输入页表信息，创建该作业的页表；然后循环执行假定的指令，观察地址转换情况。 5．课外题 采用LRU页面调度算法编程实现上述虚拟页式存储管理的地址转换。 #include #define n 64 /*模拟实验中假定的页表长度*/ #define length 10 struct { int lnumber;/*页号*/ int flag; /*表示该页是否在主存，“1”表示在主存中，“0”表示不在*/ int pnumber;/*该页所在主存块的块号*/ int write; /*该页是否被修改过，“1”表示修改过，“0”表示没有修改过*/ int dnumber;/*该页存放在磁盘上的位置，即磁盘块号*/ }page[n]; /*页表定义*/ int m; /*m为该作业在主存中的主存块块数*/ int page_length;/*页表实际长度*/ int p[length]; /*存放在主存中页的页号*/ int head; /*主存中页号队列*/ page_interrupt(int lnumber) { int j; printf("发生缺页中断* %d\n",lnumber); /*淘汰页*/ j=p[head]; p[head]=lnumber; head=(head+1)%m; if (page[j].write==1) printf("将页%d写回磁盘第%d块\n",j,page[j].dnumber); page[j].flag=0;/* 第j页存在标志改为“0”*/ page[lnumber].pnumber=page[j].pnumber; page[lnumber].flag=1;/* 第lnumber页存在标志改为“0”*/ page[lnumber].write=0;/* 第lunmber页修改标志改为“1”*/ printf("淘汰主存块%2d中的页%2d，从磁盘第%d块中调入页%2d\n", page[j].pnumber,j,page[lnumber].dnumber,lnumber); }/*缺页中断处理函数结束*/ command(unsigned laddress,int write) { unsigned paddress,ad,pnumber,lnumber; kk: /*取出逻辑地址laddress的页号lnumber（高6位）和页内地址ad*/ lnumber=laddress>>10; ad=laddress&0x3ff; if(lnumber>=page_length) { printf("不存在该页\n"); return; } if(page[lnumber].flag==1) /*页在主存*/ { pnumber=page[lnumber].pnumber;/* 从页表中取得块号*/ paddress=pnumber<<10|ad;/* 合并块号和块内地址形成物理地址paddress*/ printf("逻辑地址是：%x 对应物理地址是:%x\n",laddress,paddress); if(write==1)/*如果需要写，修改页的修改标志位*/ 重庆大学 学生实验报告 实验课程名称操作系统原理 开课实验室DS1501 学院软件学院年级2013专业班软件工程2 班学生姓名胡其友学号20131802 开课时间2015至2016学年第一学期 总成绩 教师签名洪明坚 软件学院制 《操作系统原理》实验报告 开课实验室：年月日学院软件学院年级、专业、班2013级软件工 程2班 姓名胡其友成绩 课程名称操作系统原理 实验项目 名称 指导教师洪明坚 教师 评语教师签名：洪明坚年月日 1．实验目的： ?进入实验环境 –双击expenv/setvars.bat ?检出（checkout）EPOS的源代码 –svn checkout https://www.wendangku.net/doc/8e18181384.html,/svn/epos ?编译及运行 –cd epos/app –make run ?清除所有的临时文件 –make clean ?调试 –make debug ?在“Bochs Enhanced Debugger”中，输入“quit”退出调试 –调试指令，请看附录A 2．实验内容： ?编写系统调用“time_t time(time_t *loc)” –功能描述 ?返回从格林尼治时间1970年1月1日午夜起所经过的秒数。如果指针loc 非NULL，则返回值也被填到loc所指向的内存位置 –数据类型time_t其实就是long ?typedef long time_t; 3．实验步骤： ?Kernel space –K1、在machdep.c中，编写系统调用的实现函数“time_t sys_time()”，计算用户秒数。需要用到 ?变量g_startup_time，它记录了EPOS启动时，距离格林尼治时间1970年1午夜的秒数 ?变量g_timer_ticks 操作系统课程报告实验六设备管理 学号 姓名 班级 教师 华侨大学电子工程系 实验目的 1、理解设备管理的概念和任务。 2、掌握独占设备的分配、回收等主要算法的原理并编程实现。 实验内容与基本要求 1、在Windows系统中，编写程序实现对独占设备的分配和回收的模拟， 该程序中包括：建立设备类表和设备表、分配设备和回收设备的函数。实验报告内容 1、独占设备的分配、回收等主要算法的原理。 为了提高操作系统的可适应性和可扩展性，现代操作系统中都毫无例外地实现了设备独立性，又叫做设备无关性。设备独立性的含义是：应用程序独立于具体使用的物理设备。为了实现独占设备的分配，系统设置数据表格的方式也不相同，在实验中只要设计合理即可。这里仅仅是一种方案，采用设备类表和设备表。 （1）数据结构 操作系统设置“设备分配表”，用来记录计算机系统所配置的独占设备类型、台数以及分配情况。设备分配表可由“设备类表”和“设备表”两部分组成，如下图： （2）设备分配 当进程申请某类设备时，系统先查“设备类表”如果该类设备的现存台数可以满足申请要求，则从该类设备的“设备表”始址开始依次查该类设备在设备表中的登记项，找出“未分配”的设备分配给进程。分配后要修改设备类表中的现存台数，把分配给进程的设备标志改为“已分配”且填上占用设备的进程名。然后， 把设备的绝对号与相对号的对应关系通知用户，以便用户在分配到的设备上装上存储介质。 （3）设备回收 当进程执行结束撤离时应归还所占设备，系统根据进程名查设备表，找出进程占用设备的登记栏，把标志修改为“未分配”，清除进程名。同时把回收的设备台数加到设备类表中的现存台数中。 操作系统实验报告——实验二：C编程环境 实验目的 1．熟悉Linux下C程序设计的环境； 2．对系统调用有初步了解。 实验内容 1．Linux下C语言程序的开发过程 a、在用户主目录下用vi编辑C语言源程序（源程序已附后），如：$vi hello.c。 b、用gcc编译C语言源程序：$gcc ./hello.c -o example 这里gcc是Linux下的C语言程序编译器（GNU C Compiler），./hello.c表示待编译的源文件是当前工作目录下的hello.c，-o example表示编译后产生的目标代码文件名为example。 c、若编译不正确，则进入vi修改源程序，否则，运行目标代码：$./example 。注意： 这只是gcc最基本的用法，其他常用选项有：-c , -S , -O , -O2, -g 等。 2．编辑、调试下面c语言程序，说明该程序的功能。 #include HUNAN UNIVERSITY 操作系统实验报告 目录 一、内容 (3) 二、目的 (3) 三、实验设计思想和练习题 (3) 练习0：填写已有实验 (3) 练习1：实现 first-fit 连续物理内存分配算法（需要编程） (3) 练习2：实现寻找虚拟地址对应的页表项（需要编程） (8) 练习3：释放某虚地址所在的页并取消对应二级页表项的映射（需要编程） (11) 运行结果 (13) 四、实验体会 (13) 一、内容 本次实验包含三个部分。首先了解如何发现系统中的物理内存；然后了解如何建立对物理内存的初步管理，即了解连续物理内存管理；最后了解页表相关的操作，即如何建立页表来实现虚拟内存到物理内存之间的映射，对段页式内存管理机制有一个比较全面的了解。 二、目的 1.理解基于段页式内存地址的转换机制； 2.理解页表的建立和使用方法； 3.理解物理内存的管理方法。 三、实验设计思想和练习题 练习0：填写已有实验 使用eclipse中的diff/merge工具将实验1的代码填入本实验中代码中有“LAB1”的注释相应部分。 练习1：实现 first-fit 连续物理内存分配算法（需要编程） 在实现first fit 内存分配算法的回收函数时，要考虑地址连续的空闲块之间的合并操作。提示:在建立空闲页块链表时，需要按照空闲页块起始地址来排序，形成一个有序的链表。可能会修改default_pmm.c 中的default_init，default_init_memmap，default_alloc_pages， default_free_pages等相关函数。请仔细查看和理解default_pmm.c中的注释。 请在实验报告中简要说明你的设计实现过程。请回答如下问题： 你的first fit算法是否有进一步的改进空间。 解答： 分析思路： （1）数据结构： A．每个物理页利用一个Page结构体表示，查看kern/mm/memlayout.h包括： 操作系统实验报告心得体会 每一次课程设计度让我学到了在平时课堂不可能学到的东西。所以我对每一次课程设计的机会都非常珍惜。不一定我的课程设计能够完成得有多么完美,但是我总是很投入的去研究去学习。所以在这两周的课设中,熬了2个通宵,生物钟也严重错乱了。但是每完成一个任务我都兴奋不已。一开始任务是任务,到后面任务就成了自己的作品了。总体而言我的课设算是达到了老师的基本要求。总结一下有以下体会。 1、网络真的很强大,用在学习上将是一个非常高效的助手。几乎所有的资料都能够在网上找到。从linux虚拟机的安装,到linux的各种基本命令操作,再到gtk的图形函数,最后到文件系统的详细解析。这些都能在网上找到。也因为这样,整个课程设计下来,我浏览的相关网页已经超过了100个(不完全统计)。当然网上的东西很乱很杂,自己要能够学会筛选。 不能决定对或错的,有个很简单的方法就是去尝试。就拿第二个实验来说,编译内核有很多项小操作,这些小操作错了一项就可能会导致编译的失败,而这又是非常要花时间的,我用的虚拟机,编译一次接近3小时。所以要非常的谨慎,尽量少出差错,节省时间。多找个几个参照资料,相互比较, 慢慢研究,最后才能事半功倍。 2、同学间的讨论,这是很重要的。老师毕竟比较忙。对于课程设计最大的讨论伴侣应该是同学了。能和学长学姐讨论当然再好不过了,没有这个机会的话,和自己班上同学讨论也是能够受益匪浅的。大家都在研究同样的问题,讨论起来,更能够把思路理清楚,相互帮助,可以大大提高效率。 3、敢于攻坚,越是难的问题,越是要有挑战的心理。这样就能够达到废寝忘食的境界。当然这也是不提倡熬夜的,毕竟有了精力才能够打持久战。但是做课设一定要有状态,能够在吃饭,睡觉,上厕所都想着要解决的问题,这样你不成功都难。 4、最好在做课设的过程中能够有记录的习惯,这样在写实验报告时能够比较完整的回忆起中间遇到的各种问题。比如当时我遇到我以前从未遇到的段错误的问题,让我都不知道从何下手。在经过大量的资料查阅之后,我对段错误有了一定的了解,并且能够用相应的办法来解决。 在编程中以下几类做法容易导致段错误,基本是是错误地使用指针引起的 1)访问系统数据区,尤其是往系统保护的内存地址写数据,最常见就是给一个指针以0地址 2)内存越界(数组越界,变量类型不一致等) 访问到不属于你的内存区域 山东英才学院 计算机电子信息工程学院实验报告 成绩________ 课程名称计算机操作系统指导教师实验日期 院（系）专业班级实验地点 学生姓名学号 实验项目名称实验六目录管理 计算机电子信息工程学院实验报告（附页）实验数据记录、处理及结果分析如下： 实验六文件目录管理第 2 页共 14 页 山东英才学院 代码如下： #include "stdio.h" #include "conio.h" #include "stdlib.h" #include "string.h" #define L 6 /* 用户最多保存的文件数 */ #define N 5 /* 系统可同时管理的用户数*/ 实验六文件目录管理第 4 页共 14 页 山东英才学院 char MFD[N][20]={"abc","xyz"}; int U; static int memo[128]={10,20,30,40,50,60,70,80,90}; /*用户文件目录*/ struct FCB { char filename[20];/*文件名*/ char access;/*文件属性*/ int length;/*记录长度*/ int flag;/*文件状态*/ int write; int address[5];/*文件地址*/ int p[5]; }; /*用户已打开文件表*/ struct UOF { char filename[20];/*文件名*/ char access;/*文件属性*/ int length;/*记录长度*/ int flag;/*状态*/ int write;/*写指针*/ int cre_clo; /*1 is creat;0 is close*/ }; struct FCB UFD[N][L] ={{{"a.txt",'w',3,1,3,{10,20,30},{10,20,30}}, {"b.txt",'r',3,1,3,{40,50,60},{40,50,60}}}, {{"c.txt",'w',3,1,3,{70,80,90},{70,80,90}}} }; struct UOF UOF[20]; /*建立文件函数*/ void creat() 评分： SHANGHAI UNIVERSITY 操作系统实验报告 学院计算机工程与科学 专业计算机科学与技术 学号 学生姓名 《计算机操作系统》实验一报告 实验一题目：操作系统的进程调度 姓名：张佳慧学号 :12122544 实验日期： 2015.1 实验环境： Microsoft Visual Studio 实验目的： 进程是操作系统最重要的概念之一，进程调度又是操作系统核心的主要内容。本实习要求学生独立地用高级语言编写和调试一个简单的进程调度程序。调度算法可任意选择或自行设计。例如，简单轮转法和优先数法等。本实习可加深对于进程调度和各种调度算法的理解。实验内容： 1、设计一个有n个进程工行的进程调度程序。每个进程由一个进程控制块（PCB）表示。进程控制块通常应包含下述信息：进程名、进程优先数、进程需要运行的时间、占用CPU的时间以及进程的状态等，且可按调度算法的不同而增删。 2、调度程序应包含2～3种不同的调度算法，运行时可任意选一种，以利于各种算法的分析比较。 3、系统应能显示或打印各进程状态和参数的变化情况，便于观察诸进程的调度过程。 操作过程： 1、本程序可选用优先数法或简单轮转法对五个进程进行调度。每个进程处于运行R(run)、就绪W(wait)和完成F(finish)三种状态之一，并假设起始状态都是就绪状态W。为了便于处理，程序进程的运行时间以时间片为单位计算。进程控制块结构如下： 进程控制块结构如下： PCB 进程标识数 链指针 优先数/轮转时间片数 占用 CPU 时间片数 进程所需时间片数 进程状态 进程控制块链结构如下： 其中：RUN—当前运行进程指针； HEAD—进程就绪链链首指针； TAID—进程就绪链链尾指针。2、算法与框图 (1) 优先数法。进程就绪链按优先数大小从高到低排列，链首进程首先投入运行。每过一个时间片，运行进程所需运行的时间片数减 1，说明它已运行了一个时间片，优先数也减 3，理由是该进程如果在一个时间片中完成不了，优先级应该降低一级。接着比较现行进程和就绪链链首进程的优先数，如果仍是现行进程高或者相同，就让现行进程继续进行，否则，调度就绪链链首进程投入运行。原运行进程再按其优先数大小插入就绪链，且改变它们对应的进程状态，直至所有进程都运行完各自的时间片数。 (2) 简单轮转法。进程就绪链按各进程进入的先后次序排列，进程每次占用处理机的轮转时间按其重要程度登入进程控制块中的轮转时间片数记录项（相当于优先数法的优先数记录项位置）。每过一个时间片，运行进程占用处理机的时间片数加 1，然后比较占用处理机的时间片数是否与该进程的轮转时间片数相等，若相等说明已到达轮转时间，应将现运行进程排到就绪链末尾，调度链首进程占用处理机，且改变它们的进程状态，直至所有进程完成各自的时间片。 (3) 程序框图 操作系统实验报告 实验名称: 系统的引导 所在班级: 指导老师: 老师 实验日期: 2014年3 月29 日 一、实验目的 ◆熟悉hit-oslab实验环境； ◆建立对操作系统引导过程的深入认识； ◆掌握操作系统的基本开发过程； ◆能对操作系统代码进行简单的控制，揭开操作系统的神秘面纱。 二、实验容 1. 阅读《Linux核完全注释》的第6章引导启动程序，对计算机和Linux 0.11的引导过程进行初步的了解。 2. 按照下面的要求改写0.11的引导程序bootsect.s。 3. 有兴趣同学可以做做进入保护模式前的设置程序setup.s。 4. 修改build.c，以便可以使用make BootImage命令 5. 改写bootsect.s主要完成如下功能： bootsect.s能在屏幕上打印一段提示信息XXX is booting...，其中XXX是你给自己的操作系统起的名字，例如LZJos、Sunix等。 6. 改写setup.s主要完成如下功能： bootsect.s能完成setup.s的载入，并跳转到setup.s开始地址执行。而setup.s 向屏幕输出一行"Now we are in SETUP"。setup.s能获取至少一个基本的硬件参数（如存参数、显卡参数、硬盘参数等），将其存放在存的特定地址，并输出到屏幕上。setup.s不再加载Linux核，保持上述信息显示在屏幕上即可。 三、实验环境 本实验使用的系统是windows系统或者是Linux系统，需要的材料是osexp。 四、实验步骤 1. 修改bootsect.s中的提示信息及相关代码; 到osexp\Linux-0.11\boot目录下会看到图1所示的三个文件夹，使用UtraEdit 打开该文件。将文档中的98行的mov cx,#24修改为mov cx,#80。同时修改文档中的第246行为图2所示的情形。 图1图2 图3 2. 在目录linux-0.11\boot下,分别用命令as86 -0 -a -o bootsect.obootsect.s和 ld86 -0 -s -obootsectbootsect.o编译和bootsect.s，生成bootsect文件; 在\osexp目录下点击MinGW32.bat依此输入下面的命令： cd linux-0.11 cd boot as86 -0 -a -o bootsect.obootsect.s ld86 -0 -s -o bootsectbootsect.o 实验6 windows进程控制 一，实验目的 1.通过对windows xp进行编程，熟悉和了解系统 2.通过分析工具，了解进程的创建和终止 二，实验编程 实验源代码： #include if(argc>1) { ::sscanf(argv[1],"%d",&nClone); } std :: cout<<"Process ID:"<<::GetCurrentProcessId() <<",Clone ID"< 操作系统教程 实 验 指 导 书 姓名： 学号： 班级：软124班 指导老师：郭玉华 2014年12月10日 实验一WINDOWS进程初识 1、实验目的 （1）学会使用VC编写基本的Win32 Consol Application（控制台应用程序)。 （2）掌握WINDOWS API的使用方法。 （3）编写测试程序，理解用户态运行和核心态运行。 2、实验内容和步骤 （1）编写基本的Win32 Consol Application 步骤1：登录进入Windows，启动VC++ 6.0。 步骤2：在“FILE”菜单中单击“NEW”子菜单，在“projects”选项卡中选择“Win32 Consol Application”,然后在“Project name”处输入工程名，在“Location”处输入工程目录。创建一个新的控制台应用程序工程。 步骤3：在“FILE”菜单中单击“NEW”子菜单，在“Files”选项卡中选择“C++ Source File”, 然后在“File”处输入C/C++源程序的文件名。 步骤4：将清单1-1所示的程序清单复制到新创建的C/C++源程序中。编译成可执行文件。 步骤5：在“开始”菜单中单击“程序”-“附件”-“命令提示符”命令，进入Windows“命令提示符”窗口，然后进入工程目录中的debug子目录，执行编译好的可执行程序： E:\课程\os课\os实验\程序\os11\debug>hello.exe 运行结果 (如果运行不成功，则可能的原因是什么？) ： 有可能是因为DOS下路径的问题 （2）计算进程在核心态运行和用户态运行的时间 步骤1：按照（1）中的步骤创建一个新的“Win32 Consol Application”工程，然后将清单1-2中的程序拷贝过来，编译成可执行文件。 步骤2：在创建一个新的“Win32 Consol Application”工程，程序的参考程序如清单1-3所示，编译成可执行文件并执行。 步骤3：在“命令提示符”窗口中运行步骤1中生成的可执行文件，测试步骤2中可执行文件在核心态运行和用户态运行的时间。 E:\课程\os课\os实验\程序\os12\debug>time TEST.exe 步骤4：运行结果 (如果运行不成功，则可能的原因是什么？) ： 因为程序是个死循环程序 步骤5：分别屏蔽While循环中的两个for循环，或调整两个for循环的次数，写出运行结果。 屏蔽i循环： 屏蔽j循环： _______________________________________________________________________________调整循环变量i的循环次数： 操作系统实验报告 Document number：NOCG-YUNOO-BUYTT-UU986-1986UT 许昌学院 《操作系统》实验报告书学号： 姓名：闫金科 班级：14物联网工程 成绩: 2016年02月 实验一Linux的安装与配置 一、实验目的 1.熟悉Linux系统的基本概念，比如Linux发行版、宏内核、微内核等。 2.掌握Linux系统的安装和配置过程，初步掌握Linux系统的启动和退出方 法。 3.熟悉Linux系统的文件系统结构，了解Linux常用文件夹的作用。 二、实验内容 1.从网络上下载VMware软件和两个不同Linux发行版镜像文件。 2.安装VMware虚拟机软件。 3.在VMware中利用第一个镜像文件完成第一个Linux的安装，期间完成网络 信息、用户信息、文件系统和硬盘分区等配置。 4.在VMware中利用第二个镜像文件完成第二个Linux的安装，并通过LILO或 者GRUB解决两个操作系统选择启动的问题。 5.启动Linux系统，打开文件浏览器查看Linux系统的文件结构，并列举出 Linux常用目录的作用。 三、实验过程及结果 1、启动VMware，点击新建Linux虚拟机，如图所示： 2、点击下一步，选择经典型，点击下一步在选择客户机页面选择 Linux，版本选择RedHatEnterpriseLinux5，如图所示： 3、点击下一步创建虚拟机名称以及所要安装的位置，如图所示： 4、点击下一步，磁盘容量填一个合适大小，此处选择默认值大小 10GB，如图所示： 5、点击完成，点击编辑虚拟机设置，选择硬件选项中的CD-ROM （IDE...）选项，在右侧连接中选择“使用ISO镜像（I）”选项，点 击“浏览”，找到Linux的镜像文件，如图所示： 操作系统实验报告 学院：计算机与通信工程学院 专业：计算机科学与技术 班级： 学号： 姓名： 指导教师： 成绩： 2014年 1 月 1 日 实验一线程的状态和转换（5分） 1 实验目的和要求 目的：熟悉线程的状态及其转换，理解线程状态转换与线程调度的关系。 要求： （1）跟踪调试EOS线程在各种状态间的转换过程，分析EOS中线程状态及其转换的相关源代码； （2）修改EOS的源代码，为线程增加挂起状态。 2 完成的实验内容 2.1 EOS线程状态转换过程的跟踪与源代码分析 （分析EOS中线程状态及其转换的核心源代码，说明EOS定义的线程状态以及状态转换的实现方法；给出在本部分实验过程中完成的主要工作，包括调试、跟踪与思考等） 1.EOS 准备了一个控制台命令“loop ”，这个命令的命令函数是 ke/sysproc.c 文件中的ConsoleCmdLoop 函数（第797行，在此函数中使用 LoopThreadFunction 函数（第755 行）创建了一个优先级为 8 的线程（后面简称为“loop 线程”），该线程会在控制台中不停的（死循环）输出该线程的ID和执行计数，执行计数会不停的增长以表示该线程在不停的运行。loop命令执行的效果可以参见下图： 2. 线程由阻塞状态进入就绪状态 （1）在虚拟机窗口中按下一次空格键。 （2）此时EOS会在PspUnwaitThread函数中的断点处中断。在“调试”菜单中选择“快速监视”，在快速监视对话框的表达式编辑框中输入表达式“*Thread”，然后点击“重新计算”按钮，即可查看线程控制块（TCB）中的信息。其中State域的值为3（Waiting），双向链表项StateListEntry的Next和Prev指针的值都不为0，说明这个线程还处于阻塞状态，并在某个同步对象的等待队列中；StartAddr域的值为IopConsoleDispatchThread，说明这个线程就是控制台派遣线程。 （3）关闭快速监视对话框，激活“调用堆栈”窗口。根据当前的调用堆栈，可以看到是由键盘中断服务程序（KdbIsr）进入的。当按下空格键后，就会发生键盘中断，从而触发键盘中断服务程序。在该服务程序的最后中会唤醒控制台派遣线程，将键盘事件派遣到活动的控制台。 （4）在“调用堆栈”窗口中双击PspWakeThread函数对应的堆栈项。可以看到在此函数中连续调用了PspUnwaitThread函数和PspReadyThread函数，从而使处于阻塞状态的控制台派遣线程进入就绪状态。 （5）在“调用堆栈”窗口中双击PspUnwaitThread函数对应的堆栈项，先来看看此函数是如何改变线程状态的。按F10单步调试直到此函数的最后，然后再从快速监视对 操作系统实验报告 银行家算法 班级：计算机()班 姓名：李君益 学号：(号) 提交日期： 指导老师: 林穗 一、设计题目 加深了解有关资源申请、避免死锁等概念，并体会和了解死锁和避免死锁的具体实施方法。 要求编写和调试一个系统动态分配资源的简单模拟程序，观察死锁产生的条件，并采用银行家算法，有效的防止和避免死锁的发生。 二、设计要求 内容： 编制银行家算法通用程序，并检测思考题中所给状态的安全性。 要求： (1)下列状态是否安全？(三个进程共享个同类资源) 进程已分配资源数最大需求数 (状态) (状态) (2)考虑下列系统状态 分配矩阵最大需求矩阵可用资源矩阵 问系统是否安全？若安全就给出所有的安全序列。若进程请求()，可否立即分配？ 三、设计分析 一．关于操作系统的死锁 ．死锁的产生 计算机系统中有许多独占资源，他们在任一时刻只能被一个进程使用，如磁带机，绘图仪等独占型外围设备，或进程表，临界区等软件资源。两个进程同时向一台打印机输出将导致一片混乱，两个进程同时进入临界区将导致数据库错误乃至程序崩溃。正因为这些原因，所有操作系统都具有授权一个进程独立访问某一辞源的能力。一个进程需要使用独占型资源必须通过以下的次序： ●申请资源 ●使用资源 ●归还资源 若申请施资源不可用，则申请进程进入等待状态。对于不同的独占资源，进程等待的方式是有差别的，如申请打印机资源、临界区资源时，申请失败将一位这阻塞申请进程；而申请打开文件文件资源时，申请失败将返回一个错误码，由申请进程等待一段时间之后重试。只得指出的是，不同的操作系统对于同一种资源采取的等待方式也是有差异的。 在许多应用中，一个进程需要独占访问多个资源，而操作系统允许多个进程并发执行共享系统资源时，此时可能会出现进程永远被阻塞的现象。这种现象称为“死锁”。 2.死锁的定义 一组进程处于死锁状态是指：如果在一个进程集合中的每个进程都在等待只能由该集合中的其他一个进程才能引发的时间，则称一组进程或系统此时发生了死锁。 ．死锁的防止 .死锁产生的条件： ●互斥条件 操作系统实验六设备管 理 文档编制序号：[KKIDT-LLE0828-LLETD298-POI08] 操作系统课程报告 实验六设备管理 学号 姓名 班级 教师 华侨大学电子工程系 实验目的 1、理解设备管理的概念和任务。 2、掌握独占设备的分配、回收等主要算法的原理并编程实现。 实验内容与基本要求 1、在Windows系统中，编写程序实现对独占设备的分配和回收的模拟，该程序中 包括：建立设备类表和设备表、分配设备和回收设备的函数。 实验报告内容 1、独占设备的分配、回收等主要算法的原理。 为了提高操作系统的可适应性和可扩展性，现代操作系统中都毫无例外地实现了设备独立性，又叫做设备无关性。设备独立性的含义是：应用程序独立于具体使用的物理设备。为了实现独占设备的分配，系统设置数据表格的方式也不相同，在实验中只要设计合理即可。这里仅仅是一种方案，采用设备类表和设备表。 （1）数据结构 操作系统设置“设备分配表”，用来记录计算机系统所配置的独占设备类型、台数以及分配情况。设备分配表可由“设备类表”和“设备表”两部分组成，如下图：（2）设备分配 当进程申请某类设备时，系统先查“设备类表”如果该类设备的现存台数可以满足申请要求，则从该类设备的“设备表”始址开始依次查该类设备在设备表中的登记项，找出“未分配”的设备分配给进程。分配后要修改设备类表中的现存台数，把分配给进程的设备标志改为“已分配”且填上占用设备的进程名。然后，把设备的绝对号与相对号的对应关系通知用户，以便用户在分配到的设备上装上存储介质。 （3）设备回收 当进程执行结束撤离时应归还所占设备，系统根据进程名查设备表，找出进程占用设备的登记栏，把标志修改为“未分配”，清除进程名。同时把回收的设备台数加到设备类表中的现存台数中。 2、程序流程图。 主程序流程图： 设备分配： 设备回收： 3、程序及注释。 #include<> #include<> #include<> #define false 0 #define true 1 #define n 4 /*宏定义，用于修改设备类型数目*/ #define m 10 /*宏定义，用于修改设备数目*/ struct /*该结构体用于定义设备类表各信息*/ { char type[10]; /*设备类型名*/ int count; /*拥有的设备总台数*/ int remain; /*现存的可用设备台数*/ int address; /*该类设备在设备表中的起始地址*/ } 操作系统教程实验报告 专业班级 学号 姓名 指导教师 实验一WINDOWS进程初识 1、实验目的 （1）学会使用VC编写基本的Win32 Consol Application（控制台应用程序)。 （2）掌握WINDOWS API的使用方法。 （3）编写测试程序，理解用户态运行和核心态运行。 2、实验内容和步骤 （1）编写基本的Win32 Consol Application 步骤1：登录进入Windows，启动VC++ 6.0。 步骤2：在“FILE”菜单中单击“NEW”子菜单，在“projects”选项卡中选择“Win32 Consol Application”,然后在“Project name”处输入工程名，在“Location”处输入工程目录。创建一个新的控制台应用程序工程。 步骤3：在“FILE”菜单中单击“NEW”子菜单，在“Files”选项卡中选择“C++ Source File”, 然后在“File”处输入C/C++源程序的文件名。 步骤4：将清单1-1所示的程序清单复制到新创建的C/C++源程序中。编译成可执行文件。 步骤5：在“开始”菜单中单击“程序”-“附件”-“命令提示符”命令，进入Windows “命令提示符”窗口，然后进入工程目录中的debug子目录，执行编译好的可执行程序：E:\课程\os课\os实验\程序\os11\debug>hello.exe 运行结果 (如果运行不成功，则可能的原因是什么？) ： （2）计算进程在核心态运行和用户态运行的时间 步骤1：按照（1）中的步骤创建一个新的“Win32 Consol Application”工程，然后将清单1-2中的程序拷贝过来，编译成可执行文件。 步骤2：在创建一个新的“Win32 Consol Application”工程，程序的参考程序如清单1-3所示，编译成可执行文件并执行。 步骤3：在“命令提示符”窗口中运行步骤1中生成的可执行文件，测试步骤2中可执行文件在核心态运行和用户态运行的时间。 E:\课程\os课\os实验\程序\os12\debug>time TEST.exe 步骤4：运行结果 (如果运行不成功，则可能的原因是什么？) ： 步骤5：分别屏蔽While循环中的两个for循环，或调整两个for循环的次数，写出运行结果。 屏蔽i循环： 学生学号0121210680225 实验课成绩 武汉理工大学 学生实验报告书 实验课程名称操作系统 开课学院计算机科学与技术学院 指导老师姓名刘军 学生姓名李安福 学生专业班级软件sy1201 2014 — 2015 学年第一学期 《操作系统》实验教学大纲 课程编号： 课程名称：操作系统/Operating System 实验总学时数：12学时 适应专业：计算机科学与技术、软件工程 承担实验室：计算机科学与技术学院实验中心 一、实验教学的目的和任务 通过实验掌握Linux系统下常用键盘命令、系统调用、SHELL编程、后台批处理和C程序开发调试手段等基本用法。 二、实验项目及学时分配 序号实验项目名称实验学时实验类型开出要求 01 Linux键盘命令和vi 2 设计必开 02 Linux下C编程 2 设计必开 03 SHELL编程和后台批处理 2 设计必开 04 Linux系统调用（time） 2 设计必开 05 Linux进程控制(fork) 4 设计必开 三、每项实验的内容和要求: 1、Linux键盘命令和vi 要求：掌握Linux系统键盘命令的使用方法。 内容：见教材p4, p9, p40, p49-53, p89, p100 2、Linux下的C编程 要求：掌握vi编辑器的使用方法；掌握Linux下C程序的源程序编辑方法；编译、连接和运行方法。 内容：设计、编辑、编译、连接以及运行一个C程序，其中包含键盘输入和屏幕输出语句。 3、SHELL编程和后台批处理 要求：掌握Linux系统的SHELL编程方法和后台批处理方法。 内容：(1) 将编译、连接以及运行上述C程序各步骤用SHELL程序批处理完成，前台运行。 (2) 将上面SHELLL程序后台运行。观察原C程序运行时输入输出情况。 (3) 修改调试上面SHELL程序和C程序，使得在后台批处理方式下，原键 盘输入内容可以键盘命令行位置参数方式交互式输入替代原键盘输入内容， 然后输出到屏幕。 4、Linux系统调用使用方法。 操作系统原理实验报告(终版) ————————————————————————————————作者：————————————————————————————————日期： [键入文字] XX学校 实验报告 课程名称： 学院： 专业班： 姓名： 学号： 指导教师： 2011 年3 月 目录 实验1 进程管理 (3) 一、实验目的 (3) 二、实验内容 (3) 三、实验要求 (3) 四、程序说明和程序流程图 (4) 五、程序代码 (5) 六、程序运行结果及分析 (7) 七．指导教师评议 (8) 实验2 进程通信 (9) 一、实验目的 (9) 二、实验内容 (9) 三、实验要求 (9) 四、程序说明和程序流程图 (9) 五、程序代码 (11) 七．指导教师评议 (14) 实验3 存储管理 (15) 一、实验目的 (15) 二、实验内容 (15) 三、实验要求 (15) 四、程序说明和程序流程图 (16) 六、程序运行结果及分析 (23) 七．指导教师评议 (23) 实验4 文件系统 (24) 一、实验目的 (24) 二、实验内容 (24) 三、实验要求 (24) 四、程序说明和程序流程图 (24) 五、程序代码 (26) 六、程序运行结果及分析 (26) 七．指导教师评议 (27) 实验1 进程管理 一、实验目的 1. 弄清进程和程序的区别，加深对进程概念的理解。 2. 了解并发进程的执行过程，进一步认识并发执行的实质。 3. 掌握解决进程互斥使用资源的方法。 二、实验内容 1. 管道通信 使用系统调用pipe( )建立一个管道，然后使用系统调用fork( )创建2个子进程p1和p2。这2个子进程分别向管道中写入字符串：“Child process p1 is sending message！”和“Child process p2 is sending message！”，而父进程则从管道中读出来自两个子进程的信息，并显示在屏幕上。 2. 软中断通信 使用系统调用fork( )创建2个子进程p1和p2，在父进程中使用系统调用signal( )捕捉来自键盘上的软中断信号SIGINT(即按Ctrl-C)，当捕捉到软中断信号SIGINT后，父进程使用系统调用kill( )分别向2个子进程发出软中断信号SIGUSR1和SIGUSR2，子进程捕捉到信号后分别输出信息“Child process p1 is killed by parent！”和“Child process p2 is killed by parent！”后终止。而父进程等待2个子进程终止后，输出信息“Parent process is killed！”后终止。 三、实验要求 1. 根据实验内容编写C程序。 2. 上机调试程序。 3. 记录并分析程序运行结果。 操作系统 实验报告 班号：1303107 学号：1130310726 姓名：蔡鹏 1.请简述head.s 的工作原理。 head.s实在32位保护模式下运行的。我认为这段程序主要包括两个部分：1.初始化设置。2.任务执行与切换。 初始设置主要包括了：1.设置GDT表2.设置系统定时芯片3. 设置IDT表（0x08时钟中断和0x80系统调用中断）4.切换到任务0执行 任务切换和执行包括了：1.任务0和任务1 , 2.时钟中断, 3.系统中断 两个任务的在LDT中代码段和数据段描述符的内容都设置为：基地址0x0000；段限长值为0x03ff，实际段长度为4MB。因此在线性地址空间中这个?内核?的代码和数据段与任务的代码和数据段都从线性地址0开始并且由于没有采用分页机制，所以他们都直接对应物理地址0开始处。 为了每隔10毫秒切换运行的任务，head.s程序中把定时器芯片8253的通道0设置成每隔10毫秒就向中断控制芯片8259A发送一个时钟中断请求信号。PC机的ROM BIOS开机时已经在8259A中把时钟中断请求信号设置成中断向量8，因此我们需要在中断8的处理过程中执行任务切换操作。任务切换的实现是查看current变量中的当前运行的任务号，如果为0，就利用任务1的TSS选择符作为操作数执行远跳转指令，从而切换到任务1中，否则反之。 每个任务在执行时，会首先把一个字符的ASCII码放入寄存器AL中，然后调用系统中断调用int 0x80，而该系统调用处理过程则会调用一个简单的字符写屏子程序，把寄存器AL中的字符显示在屏幕上，同时把字符显示的屏幕的下一个位置记录下来，作为下一次显示字符用。在显示过一个字符后，任务代码会使用循环语句延迟一段时间，然后又跳转到任务代码开始处继续循环执行，直到运行了10毫秒而发生了定时中断，从而代码会切换到另一个任务执行。对于任务A，寄存器AL中始终存放字符‘A’，而任务B运行时AL中始终存放字符‘B’。因此程序运行时我们将看到一连串的‘A’和一连串的‘B’间隔的连续不断的显示在屏幕上。若出现了一个‘C’，是由于PC机偶然产生了一个不是时钟中断和系统调用中断的其他中断。因为我们已经在程序中给所有其他中断安装了一个默认中断处理程序。当出现一个其他中断时，系统就会运行这个中断处理程序，于是就会在屏幕上显示一个‘C’，然后退出中断。 4.请记录head.s 的内存分布状况，写明每个数据段，代码段，栈段 的起始与终止的内存地址。 操作系统实验报告班级：软件1042 姓名：****** 学号：101***** 指导老师：***老师 安徽工业大学工商学院2012年12月 目录 实验一 WINDOWS进程初识 (2) 1、实验目的 (2) 2、实验内容和步骤 (2) 3、实验结论 (4) 实验二进程管理 (4) 1、实验目的 (4) 2、实验内容和步骤 (4) 3、实验结论 (9) 实验三进程同步的经典算法 (9) 1、实验目的 (9) 2、实验内容和步骤 (10) 3、实验结论 (12) 实验四存储管理 (12) 1、实验目的 (12) 2、实验内容和步骤 (12) 3、实验结论 (19) 实验一WINDOWS进程初识 1、实验目的 （1）学会使用VC编写基本的Win32 Consol Application（控制台应用程序)。 （2）掌握WINDOWS API的使用方法。 （3）编写测试程序，理解用户态运行和核心态运行。 2、实验内容和步骤 （1）编写基本的Win32 Consol Application 步骤1：登录进入Windows，启动VC++ 6.0。 步骤2：在“FILE”菜单中单击“NEW”子菜单，在“projects”选项卡中选择“Win32 Consol Application”,然后在“Project name”处输入工程名，在“Location”处输入工程目录。创建一个新的控制台应用程序工程。 步骤3：在“FILE”菜单中单击“NEW”子菜单，在“Files”选项卡中选择“C++ Source File”, 然后在“File”处输入C/C++源程序的文件名。 步骤4：将清单1-1所示的程序清单复制到新创建的C/C++源程序中。编译成可执行文件。 步骤5：在“开始”菜单中单击“程序”-“附件”-“命令提示符”命令，进入Windows “命令提示符”窗口，然后进入工程目录中的debug子目录，执行编译好的可执行程序：E:\课程\os课\os实验\程序\os11\debug>hello.exe 运行结果 (如果运行不成功，则可能的原因是什么？) ： 刚开始由于命令输入有误经改正后，正确调试出结果 （2）计算进程在核心态运行和用户态运行的时间 步骤1：按照（1）中的步骤创建一个新的“Win32 Consol Application”工程，然后将清单1-2中的程序拷贝过来，编译成可执行文件。 步骤2：在创建一个新的“Win32 Consol Application”工程，程序的参考程序如清单1-3所示，编译成可执行文件并执行。 步骤3：在“命令提示符”窗口中运行步骤1中生成的可执行文件，测试步骤2中可执行文件在核心态运行和用户态运行的时间。 E:\课程\os课\os实验\程序\os12\debug>time TEST.exe 步骤4：运行结果 (如果运行不成功，则可能的原因是什么？) ：操作系统实验报告一
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