1.操作系统的多进程图像

操作系统main函数中最后 if(!fork()) {init();} ，也就是main函数最后创建了第1个进程，init执行了shell(Windows)桌面。

操作系统管理和组织进程都使用PCB(Process Control Block)，不同的程序的PCB放在不同的位置，用于记录该进程运行时的状态。操作系统对进程进行分类，例如等待执行的进程和等待某些事件完成的进程，例如等待磁盘读写。

进程切换的三个部分：队列操作+调度+切换

pCur.state = 'W';    // 启动磁盘读写，将当前进程设置为阻塞状态
schedule();    　　   // 将pCur放到DiskWaitQueue

schedule()
{
    pNew = getNext(ReadyQueue);　　// 从就绪队列找到下一个进程，调度函数算法非常复杂
    switch_to(pCur,pNew);　　// 保存当前进程的现场，把下一个进程的现场恢复
}

把当前进程的现场保存到pCur中（PCB），把切换程序的pNew（PCB）读取到寄存器中

多个进程同时存在于内存的问题：不同进程的地址可能影响其他进程的代码，这可能导致其他进程的崩溃。操作系统需要维护一张映射表，将内存映射到实际的内存地址中，把不同的进程隔离开来保证进程的安全，下图中同样对内存100的操作分别映射到了内存地址780和内存地址1260。

2.用户级线程

进程 = 资源（映射表） + 指令执行序列

线程是只切换指令，如PC和寄存器，而不切换映射表，这种切换保留了并发了优点，避免了进程切换的代价

举例说明，对于浏览器来说，可以用一个线程接收服务器数据，一个线程显示文本，一个线程处理图片，一个线程显示图片，它们不需要用多个映射表完全分离开，没有必要用多个进程完成这些工作。我们需要的工作主要就是下面看到的两个部分，创建Create线程进行工作处理，使用Yield跳转到另一个线程工作。

void WebExplorer(){
    char URL[] = "http://cms.hit.edu.cn";
    char buffer[1000];
    pthread_create(..., GetData, URL, buffer);
    pthread_create(..., Show, buffer);
 }

void GetData(char *URL, char *p) {...}
void Show(char *p) {...};

 线程切换的详细过程：每个线程都有自己的栈。线程1执行过程中，首先调用函数B()，保护现场，将上一段程序的帧指针和函数B完成后PC应指向的地址压入栈（参见【深入理解计算机系统】3.程序的机器级表示），接下来调用Yield()函数，保护现场，将之前的帧指针和Yield函数结束后的PC204压入栈，接下来Yield函数将当前栈指针1000保存在TCB1中，并将栈指针切换到TCB2的栈指针2000，完成了线程间的切换。接下来线程2的Yield使得栈指针回到1000处，继续上一个线程对应位置执行。下面给出了用户级线程的Create和Yield核心代码。

void Yield(){
    TCB1.esp = esp;　　//Thread Control Block
    esp = TCB2.esp;
}
void ThreadCreate(A){
　　TCB *tcb=malloc(); 　　//申请空间保存TCB
　　*stack=malloc(); 　　　//申请空间保存栈
　　*stack = A; 　　　　　　//向栈中压入数据
　　tcb.esp=stack; 　　　　//将栈和TCB建立联系
}

3.内核级线程

用户级线程存在的问题，用户级线程在请求下载数据的过程中，理想情况是下载了一些后跳转到显示文本的线程执行，但实际上内核级线程不知道这些事情，由于等待网卡IO会阻塞这个进程，最后导致浏览器没有实现我们需要的功能。

所以引入内核级线程，ThreadCreate是系统调用，会进入内核，Yield的调度由系统决定。

接下来看一下多核和多CPU，可以看到多核CPU只有一套MMU（内存映射），也就是多核心CPU在执行进程的时候，也需要切换内存映射再执行，只有多处理器才能并行运行多个进程。但这个时候内核级线程的优势就体现出来了，多核CPU可以并行的执行同一进程不同线程的代码，因为这些代码共用一套内存映射。

对于内核级线程，它与用户级线程的区别是

用户级线程在用户栈执行，多个用户级线程对应了多个用户栈，1个TCB（内核态）关联1个用户栈；

内核级线程在用户栈和内核栈都需要执行和调用函数，所以多内核级线程实际上对应了多套栈（包括用户栈和内核栈），1个TCB（内核态）关联1个用户栈和1个内核栈。

int中断指令会引起内核栈的切换，内核栈中记录了用户栈和用户代码两部分内容。SS寄存器（栈顶段地址）和SP寄存器（偏移地址）的值，SS:SP是此时栈顶位置；PC记录了用户代码程序运行的代码位置，CS记录了用户代码段基址

 内核级线程的切换包含5个阶段

1.中断入口（进入切换）：系统中断线程1从用户态进入内核态，用户态寄存器的值保存到内核栈

2.中断处理（引发切换）：调用schedule函数，引起TCB切换。这里有可能启动磁盘读写或时钟中断，内核会调用schedule找到下一个要执行的TCB，然后用next指针指向这个TCB

3.内核栈切换（switch_to)：把当前ESP寄存器放在current指向的TCB中，然后把next指向的esp赋给寄存器，完成内核栈指向地址的切换，现在ESP指向了下一个线程的TCB地址

4.中断返回（iret）：把TCB存储的内核栈现场恢复出来

5.用户栈切换：切换回用户态PC指针还有对应的用户栈

4.内核级线程实现

首先从这段代码开始，main函数开始，首先遇到函数A，用户栈中压入A的返回地址（也就是B的初始地址），在A函数执行中遇到fork()函数，首先将系统调用号__NR_fork移入%eax寄存器，然后调用INT 0x80中断，执行这条指令时PC自动加1，此时PC指向下一行mov res,%eax。触发INT 0x80中断后，cpu立刻找到用户栈对应的内核栈，将当前时刻的SS和SP压入内核栈，接下来将返回地址CSIP压入内核栈，也就是mov res,%eax这一行。接下来执行system_call。

_system_call:
    cmpl $nr_system_calls-1,%eax # 调用号超出范围就在eax设置-1并退出
    ja bad_sys_call
    push %ds %es %fs   # 保存原段寄存器值
    pushl %edx %ecx %ebx    # 一个系统调用最多带3个参数，这里存放了系统对应C语言函数调用的参数
    movl $0x10,%edx    # 设置ds和es到内核段
    mov %dx,%ds
    mov %dx,%ex    #edx的低16位赋值给ds和es指向内核数据段
    movl $0x17,%edx
    mov %dx,%fs
    call _sys_call_table(,%eax,4)
    pushl %eax　　#系统调用返回值压入栈

下图为切换5段论的中断入口和中断出口。_system_call首先保护现场，将原段寄存器的值压入栈，然后将调用的参数压入栈，接下来调用sys_fork，他首先判断判断当前程序TCB是不是等于0，等于0说明已经就绪，如果不等于0说明线程阻塞，则应该重新调度reschedule（也就是切换5段论中间3段，切换TCB），完成后进行中断返回ret_from_sys_call

下图为切换5段论的中断出口，对应入口的大量push压入栈，出口把保存在TCB中的数据pop出栈

切换5段论中的switch_to使用的时TSS切换，是一个长跳转。TR表示当前cpu对应的任务段，TR改变时会把寄存器中的内容全部保存到旧的TSS中，然后把新的TSS中所有内容都会加载到寄存器

创建一个线程最重要的就是做出可以切换的样子。_sys_fork首先拷贝父进程的所有参数，这些参数都已经在中断过程压入内核栈，

copy_process的细节：创建栈。申请一页内存用于保存PCB和内核栈，注意这里内核栈重新创建，但ss和esp的栈与父进程一模一样，也就是它可以和父进程用同样的代码同样的栈，eip是int 0x80中断的下一句话。最后如果创建了子进程，会把%eax置为0，所以从子进程返回到mov res,%eax的时候，res是0；但如果从父进程返回到mov res,%eax，res是非0，所以有一段经典代码if(!fork()){子进程代码段}else{父进程代码段}，这样就实现了子进程和父进程都返回这个位置，但执行不同的代码

如何让子进程执行我们想要的代码？下面给出了更为详细的代码，如果非fork则执行代码，如果是父进程则执行另一部分代码。

5.CPU调度策略

吞吐量和响应时间之间有矛盾：响应时间小 -> 切换次数多 -> 系统内耗大 -> 吞吐量小

前台任务和后台任务的关注点不同：前台任务关注响应时间（从提交到相应的时间间隔），后台任务关注周转时间（从提交到完成的时间间隔）

需要综合考虑IO约束型任务和CPU约束型任务

 应该综合考虑花费时间短的程序优先执行来降低周转时间，划分时间片来降低响应时间，同时也应该为前台和后台应用划分优先级

6.进程同步与信号量

不同进程需要合作，例如打印机的打印队列与word文档之间的合作，这种同步是通过信号量控制的

进程同步就是控制进程交替执行的过程，保证多进程合作合理有序

假设有3个生产者进程P，1个消费者进程C，1个缓冲区，用信号量来表示缓冲区的状态，这些进程就可以通过信号量实现进程同步（也就是进程的等待和唤醒）

（1）缓冲区满，P1执行，P1发现缓冲区满所以sleep，设置sem=-1（有1个进程等待，缓冲区缺少１个位置）

（2）P2执行，P2 sleep，设置sem=-2（有2个进程等待）

（3）C执行，打印1份文件，缓冲区增加1个空间，wakeup P1，设置sem=-1

（4）C再执行，缓冲区又增加1个空间，wakeup P2，设置sem=0

（4）C再执行，不需要唤醒进程，设置sem=1（缓冲区盈余1个位置）

（5）P3执行，因为缓冲区还有内容，直接执行，设置sem=0

信号量的临界区保护

信号量是一个共有的变量，大家一起修改一起使用，多进程切换过程中可能存在问题。下面生产者P1和P2会修改empty信号量，调用生产者P1或P2时，他们都会首先读取现在的信号量，接下来将信号量-1，并把这个值赋回给公共的信号量。接下来右图给出了一种可能的调度，由于生产者P1在信号量-1之后没有将该信号量赋值给公共的信号量，此时发生调度转到了生产者P2，这就导致本来应该两个生产者使信号量-2，但实际上只-1

解决方法：写共享变量empty时阻止其他进程访问，即上锁的思想

临界区：一次只允许一个进程进入的该进程的那一段代码，在这里就是每个进程中修改empty的这段代码，这里最重要的工作就是找到进程临界区的代码。核心思想就是进程进入临界区代码时进行一些操作，退出临界区后再进行一些操作，基本原则是互斥进入，其次应该有空让进，并且是有限等待的。

下面是两种临界区控制的尝试，分别为轮换法和标记法。

轮换法： 使用turn变量控制进入。首先看互斥进入，如果P0进入说明turn=0，如果P1进入说明turn=1，满足互斥性，但是可能P0完成后将turn置为1，P1进程又在阻塞状态，就导致P1进程不使用临界区代码，P0进程又无法进入临界区代码，不满足有空让进

标记法：如果进程想要进入自己的临界区，就将自己的标记flag设置为true。首先看互斥性，如果P0进入说明flag[0]=true，flag[1]=false，如果P1进入说明flag[1]=true，flag[0]=false，满足互斥性。接下来看有空让进，两个进程都会检测对方是否想要进入临界区，如果想要进入就谦让，但有可能双方同时调整了自己的标志位，最后导致双方互相谦让，没有人能进入临界区，不满足无限等待

这两种标志太对称了，你也一样我也一样，最后卡死在这个地方

Peterson算法：如果P0想要进入临界区，修改P0的flag为true，并且修改turn下一次应该是进程1运行。

互斥性：

P0进入flag[0]=true，flag[1]=false或turn=0

P1进入flag[1]=true，flag[0]=false或turn=1

连起来看就是如果P0和P1同时进入时一定flag[0]=flag[1]=true，那么只能turn=0=1，矛盾，满足互斥性

有空让进：P1不在临界区时，出临界区设置flag[1]=false，入临界区前turn=0，P0都可以进入

无限等待：turn一定等于0或等于1，所以永远有一个可以进入

多个进程进入临界区的解决办法：

1.面包店算法。仍然是标记和轮转的结合，每个进程都会获得一个序号，序号最小的进入，进程离开时序号为0，不为0的号就是标记。每个进入商店的客户都会获得一个号码，号码小的先得到服务。互斥进入一定满足，因为大家号不一样，有空让进也满足，最小序号的进入，有限等待也满足，他是一个队列。但代码实现很复杂，有可能溢出，排号也很麻烦

2.硬件实现：最简单的办法实际上是阻止调度，临界区出现问题的根本原因是调度，另一个进程操作了一个共有的变量。硬件提供了cli()关中断和sti()开中断，可以在cpu硬件中加一个标记，但多CPU不太好使

3.硬件原子指令法：锁本质上就是一个变量，让其他代码不能同时执行这一段的代码，也就是这段代码不能因为调度被打断。硬件提供了一种一次执行完毕的指令，如果x是true，则该指令返回true，在while处空转；如果x是false，它会把x置为true，接下来返回false，进入临界区执行，但其它代码就无法进入了

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