计算机操作系统第二章 进程的描述与控制
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2.1 前趋图和程序执行
前趋图
所谓前趋图(Precedence Graph)，是指一个有向无循环图，可记为DAG(Directed Acyclic Graph)，它用于描述进程之间执行的先后顺序。图中的每个结点可用来表示一个进程或程序段，乃至一条语句，结点间的有向边则表示两个结点之间存在的偏序(Partial Order)或前趋关系(Precedence Relation)。进程(或程序)之间的前趋关系用“→”来表示，如果进程Pi和Pj存在着前趋关系，可表示为(Pi，Pj)∈→，也可写成Pi→Pj，表示在Pj开始执行之前Pi 必须完成。此时称Pi是Pj的直接前趋，而称Pj是Pi的直接后继。在前趋图中，把没有前趋的结点称为初始结点(Initial Node)，把没有后继的结点称为终止结点(Final Node)。此外，每个结点还具有一个重量(Weight)，用于表示该结点所含有的程序量或程序的执行时间。
在图2-1(a)所示的前趋图中，存在着如下前趋关系： P1→P2，P1→P3，P1→P4，P2→P5，P3→P5，P4→P6，P4→P7，P5→P8，P6→P8，P7→P9，P8→P9或表示为： P={P1, P2, P3, P4, P5, P6, P7, P8, P9}={(P1, P2), (P1, P3), (P1, P4), (P2, P5), (P3, P5), (P4, P6), (P4, P7), (P5, P8), (P6, P8), (P7, P9), (P8, P9)}
应当注意，前趋图中是不允许有循环的，否则必然会产生不可能实现的前趋关系。如图2-1(b)所示的前趋关系中就存在着循环。它一方面要求在S3开始执行之前，S2必须完成，另一方面又要求在S2开始执行之前，S3必须完成。显然，这种关系是不可能实现的。 S2→S3，S3→S2
程序顺序执行
程序的顺序执行
通常，一个应用程序由若干个程序段组成，每一个程序段完成特定的功能，它们在执行时，都需要按照某种先后次序顺序执行，仅当前一程序段执行完后，才运行后一程序段。例如，在进行计算时，应先运行输入程序，用于输入用户的程序和数据；然后运行计算程序，对所输入的数据进行计算；最后才是运行打印程序，打印计算结果。我们用结点(Node)代表各程序段的操作，其中I代表输入操作，C代表计算操作，P为打印操作，用箭头指示操作的先后次序。这样，上述的三个程序段间就存在着这样的前趋关系：Ii→Ci→Pi
即使是一个程序段，也可能存在着执行顺序问题，下面示出了一个包含了三条语句的程序段：
S1: a :=x+y；
S2: b :=a-5；
S3: c :=b+1；
其中，语句S2必须在语句S1后(即a被赋值)才能执行，语句S3也只能在b被赋值后才能执行，因此，三条语句存在着这样的前趋关系：S1→S2→S3
程序顺序执行时的特征
在程序顺序执行时，具有这样三个特征：①顺序性：指处理机严格地按照程序所规定的顺序执行，即每一操作必须在下一个操作开始之前结束；② 封闭性：指程序在封闭的环境下运行，即程序运行时独占全机资源，资源的状态(除初始状态外)只有本程序才能改变它，程序一旦开始执行，其执行结果不受外界因素影响；③ 可再现性：指只要程序执行时的环境和初始条件相同，当程序重复执行时，不论它是从头到尾不停顿地执行，还是“停停走走”地执行，都可获得相同的结果。程序顺序执行时的这种特性，为程序员检测和校正程序的错误带来了很大的方便。
程序并发执行
程序的并发执行
我们通过一个常见的例子来说明程序的顺序执行和并发执行。在上图中的输入程序、计算程序和打印程序三者之间，存在着Ii→Ci→Pi这样的前趋关系，以至对一个作业的输入、计算和打印三个程序段必须顺序执行。但若是对一批作业进行处理时，每道作业的输入、计算和打印程序段的执行情况如下图所示。
由图可以看出，存在前趋关系Ii→Ci，Ii→Ii+1，Ci→Pi，Ci→Ci+1，Pi→Pi+1，而Ii+1和Ci及Pi-1是重叠的，即在Pi-1和Ci以及Ii+1之间，不存在前趋关系，可以并发执行。
对于具有下述四条语句的程序段：
S1: a :=x+2
S2: b :=y+4
S3: c :=a+b
S4: d :=c+b
可以看出：S3必须在a和b被赋值后方能执行；S4必须在S3之后执行；但S1和S2则可以并发执行，因为它们彼此互不依赖。
程序并发执行时的特征
在引入了程序间的并发执行功能后，虽然提高了系统的吞吐量和资源利用率，但由于它们共享系统资源，以及它们为完成同一项任务而相互合作，致使在这些并发执行的程序之间必将形成相互制约的关系，由此会给程序并发执行带来新的特征。
(1) 间断性。
(2) 失去封闭性。
(3) 不可再现性。
在多道程序环境下，程序的执行属于并发执行，此时它们将失去其封闭性，并具有间断性，以及其运行结果不可再现性的特征。
2.2 进程的描述
进程的定义和特征
进程的定义
对于进程的定义，从不同的角度可以有不同的定义，其中较典型的定义有：
(1) 进程是程序的一次执行。
(2) 进程是一个程序及其数据在处理机上顺序执行时所发生的活动。
(3) 进程是具有独立功能的程序在一个数据集合上运行的过程，它是系统进行资源分配和调度的一个独立单位。
进程的特征
进程和程序是两个截然不同的概念，除了进程具有程序所没有的PCB结构外，还具有下面一些特征：
(1) 动态性。
(2) 并发性。
(3) 独立性。
(4) 异步性。
进程的基本状态及转换
进程的三种基本状态
由于多个进程在并发执行时共享系统资源，致使它们在运行过程中呈现间断性的运行规律，所以进程在其生命周期内可能具有多种状态。一般而言，每一个进程至少应处于以下三种基本状态之一：
(1) 就绪(Ready)状态。
(2) 执行(Running)状态。
(3) 阻塞(Block)状态。
三种基本状态的转换
进程在运行过程中会经常发生状态的转换。例如，处于就绪状态的进程，在调度程序为之分配了处理机之后便可执行，相应地，其状态就由就绪态转变为执行态；正在执行的进程(当前进程)如果因分配给它的时间片已完而被剥夺处理机暂停执行时，其状态便由执行转为就绪；如果因发生某事件，致使当前进程的执行受阻(例如进程访问某临界资源，而该资源正被其它进程访问时)，使之无法继续执行，则该进程状态将由执行转变为阻塞。
创建状态和终止状态
创建状态
如前所述，进程是由创建而产生。创建一个进程是个很复杂的过程，一般要通过多个步骤才能完成：如首先由进程申请一个空白PCB，并向PCB中填写用于控制和管理进程的信息；然后为该进程分配运行时所必须的资源；最后，把该进程转入就绪状态并插入就绪队列之中。但如果进程所需的资源尚不能得到满足，比如系统尚无足够的内存使进程无法装入其中，此时创建工作尚未完成，进程不能被调度运行，于是把此时进程所处的状态称为创建状态。
终止状态
进程的终止也要通过两个步骤：首先，是等待操作系统进行善后处理，最后将其PCB清零，并将PCB空间返还系统。当一个进程到达了自然结束点，或是出现了无法克服的错误，或是被操作系统所终结，或是被其他有终止权的进程所终结，它将进入终止状态。进入终止态的进程以后不能再执行，但在操作系统中依然保留一个记录，其中保存状态码和一些计时统计数据，供其他进程收集。一旦其他进程完成了对其信息的提取之后，操作系统将删除该进程，即将其PCB清零，并将该空白PCB返还系统。
挂起操作和进程状态的转换
挂起操作的引入
引入挂起操作的原因，是基于系统和用户的如下需要：
(1) 终端用户的需要。
(2) 父进程请求。
(3) 负荷调节的需要。
(4) 操作系统的需要。
引入挂起原语操作后三个进程状态的转换
在引入挂起原语Suspend和激活原语Active后，在它们的作用下，进程将可能发生以下几种状态的转换：
(1) 活动就绪→静止就绪。
(2) 活动阻塞→静止阻塞。
(3) 静止就绪→活动就绪。
(4) 静止阻塞→活动阻塞。
引入挂起操作后五个进程状态的转换
(1) NULL→创建：
(2) 创建→活动就绪：
(3) 创建→静止就绪：
(4) 执行→终止：
进程管理中的数据结构
操作系统中用于管理控制的数据结构
在计算机系统中，对于每个资源和每个进程都设置了一个数据结构，用于表征其实体，我们称之为资源信息表或进程信息表，其中包含了资源或进程的标识、描述、状态等信息以及一批指针。通过这些指针，可以将同类资源或进程的信息表，或者同一进程所占用的资源信息表分类链接成不同的队列，便于操作系统进行查找。
OS管理的这些数据结构一般分为以下四类：内存表、设备表、文件表和用于进程管理的进程表，通常进程表又被称为进程控制块PCB。
进程控制块PCB的作用
(1) 作为独立运行基本单位的标志。
(2) 能实现间断性运行方式。
(3) 提供进程管理所需要的信息。
(4) 提供进程调度所需要的信息。
(5) 实现与其它进程的同步与通信。
进程控制块中的信息
在进程控制块中，主要包括下述四个方面的信息。
-
进程标识符
进程标识符用于唯一地标识一个进程。一个进程通常有两种标识符：外部表示符和内部表示符 -
处理机状态
处理机状态信息也称为处理机的上下文，主要是由处理机的各种寄存器中的内容组成的 -
进程调度信息
在OS进行调度时，必须了解进程的状态及有关进程调度的信息，这些信息包括：①进程状态，指明进程的当前状态，它是作为进程调度和对换时的依据；② 进程优先级，是用于描述进程使用处理机的优先级别的一个整数，优先级高的进程应优先获得处理机；③ 进程调度所需的其它信息，它们与所采用的进程调度算法有关，比如，进程已等待CPU的时间总和、进程已执行的时间总和等；④ 事件，是指进程由执行状态转变为阻塞状态所等待发生的事件，即阻塞原因。 -
进程控制信息
是指用于进程控制所必须的信息，它包括：① 程序和数据的地址，进程实体中的程序和数据的内存或外存地(首)址，以便再调度到该进程执行时，能从PCB中找到其程序和数据；② 进程同步和通信机制，这是实现进程同步和进程通信时必需的机制，如消息队列指针、信号量等，它们可能全部或部分地放在PCB中；③ 资源清单，在该清单中列出了进程在运行期间所需的全部资源(除CPU以外)，另外还有一张已分配到该进程的资源的清单；④ 链接指针，它给出了本进程(PCB)所在队列中的下一个进程的PCB的首地址。
进程控制块的组织方式
在一个系统中，通常可拥有数十个、数百个乃至数千个PCB。为了能对它们加以有效的管理，应该用适当的方式将这些PCB组织起来。目前常用的组织方式有以下三种。
(1) 线性方式，即将系统中所有的PCB都组织在一张线性表中，将该表的首址存放在内存的一个专用区域中。该方式实现简单、开销小，但每次查找时都需要扫描整张表，因此适合进程数目不多的系统。
(2) 链接方式，即把具有相同状态进程的PCB分别通过PCB中的链接字链接成一个队列。这样，可以形成就绪队列、若干个阻塞队列和空白队列等。对就绪队列而言，往往按进程的优先级将PCB从高到低进行排列，将优先级高的进程PCB排在队列的前面。同样，也可把处于阻塞状态进程的PCB根据其阻塞原因的不同，排成多个阻塞队列，如等待I/O操作完成的队列和等待分配内存的队列等。
(3) 索引方式，即系统根据所有进程状态的不同，建立几张索引表，例如，就绪索引表、阻塞索引表等，并把各索引表在内存的首地址记录在内存的一些专用单元中。在每个索引表的表目中，记录具有相应状态的某个PCB在PCB表中的地址。
2.3 进程控制
操作系统内核
支撑功能
(1) 中断处理。
(2) 时钟管理。
(3) 原语操作。
资源管理功能
(1) 进程管理。
(2) 存储器管理。
(3) 设备管理。
进程的创建
进程的层次结构
在OS中，允许一个进程创建另一个进程，通常把创建进程的进程称为父进程，而把被创建的进程称为子进程。子进程可继续创建更多的孙进程，由此便形成了一个进程的层次结构。如在UNIX中，进程与其子孙进程共同组成一个进程家族(组)。
进程图
为了形象地描述一个进程的家族关系而引入了进程图(Process Graph)。所谓进程图就是用于描述进程间关系的一棵有向树
引起创建进程的事件
为使程序之间能并发运行，应先为它们分别创建进程。导致一个进程去创建另一个进程的典型事件有四类：
(1) 用户登录。
(2) 作业调度。
(3) 提供服务。
(4) 应用请求。
进程的创建
在系统中每当出现了创建新进程的请求后，OS便调用进程创建原语Creat按下述步骤创建一个新进程：
(1) 申请空白PCB，为新进程申请获得唯一的数字标识符，并从PCB集合中索取一个空白PCB。
(2) 为新进程分配其运行所需的资源，包括各种物理和逻辑资源，如内存、文件、I/O设备和CPU时间等。
(3) 初始化进程控制块(PCB)。
(4) 如果进程就绪队列能够接纳新进程，便将新进程插入就绪队列。
进程的终止
引起进程终止(Termination of Process)的事件
(1) 正常结束
(2) 异常结束
(3) 外界干预
进程的终止过程
如果系统中发生了要求终止进程的某事件，OS便调用进程终止原语，按下述过程去终止指定的进程：
(1) 根据被终止进程的标识符，从PCB集合中检索出该进程的PCB，从中读出该进程的状态；
(2) 若被终止进程正处于执行状态，应立即终止该进程的执行，并置调度标志为真，用于指示该进程被终止后应重新进行调度；
(3) 若该进程还有子孙进程，还应将其所有子孙进程也都予以终止，以防它们成为不可控的进程；
(4) 将被终止进程所拥有的全部资源或者归还给其父进程，或者归还给系统；
(5) 将被终止进程(PCB)从所在队列(或链表)中移出，等待其它程序来搜集信息。
进程的阻塞与唤醒
引起进程阻塞和唤醒的事件
有下述几类事件会引起进程阻塞或被唤醒：
(1) 向系统请求共享资源失败。
(2) 等待某种操作的完成。
(3) 新数据尚未到达。
(4) 等待新任务的到达。
进程阻塞过程
正在执行的进程，如果发生了上述某事件，进程便通过调用阻塞原语block将自己阻塞。可见，阻塞是进程自身的一种主动行为。进入block过程后，由于该进程还处于执行状态，所以应先立即停止执行，把进程控制块中的现行状态由“执行”改为阻塞，并将PCB插入阻塞队列。如果系统中设置了因不同事件而阻塞的多个阻塞队列，则应将本进程插入到具有相同事件的阻塞队列。最后，转调度程序进行重新调度，将处理机分配给另一就绪进程，并进行切换，亦即，保留被阻塞进程的处理机状态，按新进程的PCB中的处理机状态设置CPU的环境。
进程唤醒过程
当被阻塞进程所期待的事件发生时，比如它所启动的I/O操作已完成，或其所期待的数据已经到达，则由有关进程(比如提供数据的进程)调用唤醒原语wakeup，将等待该事件的进程唤醒。wakeup执行的过程是：首先把被阻塞的进程从等待该事件的阻塞队列中移出，将其PCB中的现行状态由阻塞改为就绪，然后再将该PCB插入到就绪队列中。
进程的挂起与激活
- 进程的挂起
2. 进程的激活过程
2.4 进程同步
在OS中引入进程后，一方面可以使系统中的多道程序并发执行，这不仅能有效地改善资源利用率，还可显著地提高系统的吞吐量，但另一方面却使系统变得更加复杂。如果不能采取有效的措施，对多个进程的运行进行妥善的管理，必然会因为这些进程对系统资源的无序争夺给系统造成混乱。致使每次处理的结果存在着不确定性，即显现出其不可再现性。
进程同步的基本概念
两种形式的制约关系
1.间接相互制约关系
2.直接相互制约关系
临界资源
许多硬件资源如打印机、 磁带机等，都属于临界资源，诸进程间应采取互斥方式，实现对这种资源的共享。
临界区
不论是硬件临界资源还是软件临界资源，多个进程必须互斥地对它进行访问。人们把在每个进程中访问临界资源的那段代码称为临界区(critical section)。
同步机制应遵循的规则
为实现进程互斥地进入自己的临界区，可用软件方法，更多的是在系统中设置专门的同步机构来协调各进程间的运行。所有同步机制都应遵循下述四条准则：
硬件同步机制
关中断
关中断是实现互斥的最简单的方法之一。在进入锁测试之前关闭中断，直到完成锁测试并上锁之后才能打开中断。这样，进程在临界区执行期间，计算机系统不响应中断，从而不会引发调度，也就不会发生进程或线程切换。由此，保证了对锁的测试和关锁操作的连续性和完整性，有效地保证了互斥。
关中断的方法存在许多缺点：① 滥用关中断权力可能导致严重后果；② 关中断时间过长，会影响系统效率，限制了处理器交叉执行程序的能力；③ 关中断方法也不适用于多CPU 系统，因为在一个处理器上关中断并不能防止进程在其它处理器上执行相同的临界段代码。
利用Test-and-Set指令实现互斥
这是一种借助一条硬件指令——“测试并建立”指令TS(Test-and-Set)以实现互斥的方法。
利用Swap指令实现进程互斥
该指令称为对换指令，在Intel 80x86中又称为XCHG指令，用于交换两个字的内容
信号量机制
整型信号量
最初由Dijkstra把整型信号量定义为一个用于表示资源数目的整型量S，它与一般整型量不同，除初始化外，仅能通过两个标准的原子操作(Atomic Operation) wait(S)和signal(S)来访问。很长时间以来，这两个操作一直被分别称为P、V操作。
记录型信号量
在整型信号量机制中的wait操作，只要是信号量S≤0，就会不断地测试。因此，该机制并未遵循“让权等待”的准则，而是使进程处于“忙等”的状态。记录型信号量机制则是一种不存在“忙等”现象的进程同步机制。但在采取了“让权等待”的策略后，又会出现多个进程等待访问同一临界资源的情况。为此，在信号量机制中，除了需要一个用于代表资源数目的整型变量value外，还应增加一个进程链表指针list，用于链接上述的所有等待进程。