操作系统进程模型对比分析

操作系统进程模型对比分析华中科技大学计算机科学与技术学院计算机系统结构张寅摘要：文章分析了Minix、Linux系统的进程模型以及嵌入式uC/OS-II的任务模型，对进程的基本概念、结构、调度、通信和进程的数据表示分别进行描述，还特别对比了通用操作系统进程模型与嵌入式领域进程模型的异同，得出了有用的结论。

关键字：操作系统，进程模型对比，Minix，Linux，uC/OS-II1.进程概述进程是现代操作系统的核心概念。

进程与程序不同，它是一个程序的一次执行，是一个动态的过程。

在多道程序系统中，有多个进程同时在运行，从宏观上他们有各自的运行上下文环境，但微观上是一个CPU在各个进程之间快速地切换。

每个进程靠自己独有的程序计数器来控制自己的程序执行流程，实际的物理程序计数器只有一个，当某个进程获得物理CPU时它的逻辑程序计数器以及其他寄存器值就被装入实际的程序计数器和相应寄存器中。

现代操作系统中，更小的执行单位是线程。

进程是资源分配的最小单位，而线程是调度的最小单位。

本文只讨论进程的概念，不涉及线程。

进程有其从创建到销毁的生命周期。

通常将进程分为前台进程和后台进程。

前台进程负责与用户交互，如用户可以终端上输入命令启动程序；后台进程不与特定的用户关联，负责处理一些专用的事件，比如监听网络端口的请求，后台进程又称为守护进程。

进程完成它的工作后就自动退出，释放所占用的系统资源。

有时候进程并不是正常退出，它可能是由另外的进程杀死的，也可能是因为发生了严重错误被系统强制终止的，比如exit(0)和exit(1)分别表示正常退出和异常退出。

有些进程是操作系统启动或运行时生成的，有些进程是由其他进程创建的（即父进程创建子进程）。

进程之间形成一种树状的层次结构，称作进程树。

虽然每个进程都是一个独立的实体，有它自己的程序计数器、堆栈、打开的文件、定时器和内部状态，但进程之间还要进行交互、通信以及其他同步操作。

由于有些进程之间要相互依赖，同步执行，这就决定了进程从创建开始是很难一口气执行到底的，进程调度也要求进程中执行期间必须有间歇。

大体上我们把进程的状态分为三种：运行态、就绪态和阻塞态。

进程处于运行态是指它正在占用CPU。

从运行态转入就绪态仅仅是因为处理机的调度策略使把正在执行的进程换出CPU ，转而去执行其他进程，当时间片又转回来时，处于就绪态的进程就可以立刻执行。

从运行态转入阻塞态是由于进程缺少某种必须的资源，如程序要执行必须是等待用户参数的输入，当阻塞的进程获得这种资源后就转入就绪态，只要调度策略允许它随时可以执行。

图1 进程转换模型 为了实现进程模型，操作系统维持一张表格，称为进程表。

每一进程占用一个表项，该表项叫做进程控制块（PCB ）。

PCB 包含了特定进程的状态、程序计数器、栈指针、内存分配情况、打开文件状态、统计和调度信息、定时器、以及其他运行上下文环境和相关必要的信息。

这样进程再被切换后，所有信息都保存下来，下一次再次被调度时，可以“无缝”的接着运行，就像什么都没有发生过。

本文将以Minix 和Linux 位实例分析通用操作系统的进程模型。

另外，本文也将通过嵌入式uC/OS-II 操作系统来简单介绍嵌入式系统的进程模型。

2.Minix 进程模型2.1 Minix 内部结构Minix3的内部结构如下图所示：图2 Minix3内部结构用户进程内核 设备驱动程序服务器进程Minix3系统结构从下到上依次指定为1、2、3、4层。

内核负责进程的调度，并负责进程在运行态、就绪态和阻塞态之间切换。

内核还负责进程间所有的通信消息，消息需要核实目标的合法性，定位内存中发送和接收的缓存区，并把消息从发送缓存复制到接收缓存。

内核的另一部分是支持对I/O端口和中断的访问。

内核以上的其他三层统称为用户层，内核对这三层同等对待。

它们都不直接对I/O进行操作，也不能访问分配给他们以外的内存。

在第2层设备驱动层的进程相比更上层的程序拥有更多的特权，比如只有这一层的进程可以提出访问I/O 端口等内核调用。

每种类型设备都需要特定的驱动程序。

第3层包含了服务器，即向用户进程提供有用的服务。

有两个服务必不可少：进程管理器和文件系统。

进程管理器执行所有涉及启动或终止进程的Minix系统调用，如fork，exec，wait等，并负责执行与信号有关的系统调用，如alarm，kill。

进程管理器还负责内存管理，如brk系统调用。

文件系统负责执行文件的系统调用，如read，mount，chdir等。

再生服务器启动或重启那些不与内核一起加载到内存中的设备驱动程序。

如果驱动程序在操作中失败，再生服务器检测到这一失败，并杀死这个驱动程序（如果它还没有死），重启这个驱动程序的一个新副本，从而提高操作系统的容错能力。

第2层和第3层内的设备驱动程序和服务器可以统称为系统进程，它是操作系统的一部分，不属于某一特定用户，并且大部分在第一个用户登录前启动。

第4层是所有的用户进程，如shell程序、编辑器、编译器、用户程序等。

许多用户进程是随着用户的登录、工作、退出而创建和销毁的，而有些进程是从系统启动时创建并一直运行的。

守护进程（daemon）是周期性地运行或一直等待某个事件的后台进程。

2.2 Minix的启动当硬盘启动Minix系统时，硬盘的第一个磁道第一个扇区512字节是一个主引导记录（MBR，master boot record），它包含了一段可执行程序的一个磁盘分区表。

执行这段程序并读入分区表选择活动分区。

活动分区的第一个扇区有一个引导程序，引导程序执行后启动boot程序。

Boot程序找到引导镜像（Boot Image），并把引导镜像中的各个文件分装到内存的适当位置。

引导镜像中几个重要的文件是内核、进程管理器、文件系统、再生服务器、Init进程等。

内核运行后，首先启动系统任务和时钟任务，然后是进程管理器和文件系统。

进程管理器和文件系统还将负责加载引导镜像的其它一部分程序。

当这些都完成后，进程管理器和文件系统程序将阻塞。

在Minix中只有包含在引导镜像中的所有任务、驱动程序和服务器程序都阻塞后，Init就会开始运行。

Init进程作为第1个用户进程也是作为引导镜像的一部分加载的最后一个进程，它在系统运行期间一直存在。

一个Minix用户启动多个shell，在shell里面执行自己的进程，各个shell都是init的子进程，而用户进程则是init的孙进程，所有的用户进程都是同一棵进程树的组成部分。

Fork系统调用是创建新进程的唯一途径，exec允许一个进程执行一个指定的程序。

2.3 进程间通信Minix提供三条原语来发送和接收消息：send ( dest , &message ) 用来向进程dest发送一条消息；receive ( source , &message ) 用来接收一条来自进程source 的消息；sendrec ( src_dst , &message ) 用来发送一条消息并等待同一个进程的应答。

IPC的高层代码在proc.c中。

函数mini_send、mini_receive和mini_notify是Minix3中标准消息传递机制的核心。

2.4 Minix进程调度中断系统能够使多道程序操作系统持续不断的运行。

事实上，系统“滴答”就是依靠时钟中断来实现的。

每次系统节拍到来，就会运行进程调度程序，依靠某种策略重新选择进程。

当然，在进程被中断，不管是硬终端或者是软中断都会发生进程的重新调度。

Minix采用了优先级队列加时间片轮转的调度策略。

调度器拥有一个16级的排除系统。

最低级别的是IDLE进程，用户进程启动时默认的优先级会比IDLE 进程的优先级高一些。

在Minix四层结构中，用户进程的优先级最低，服务器进程次低，驱动程序比前两者要高，而时钟和系统任务则处于最高的优先级别上。

此外针对不同类别的进程它所分到的时间片（即进程在被抢占前所允许运行的最大时间间隔）也是不同的。

用户进程拥有一个较小的时间片，驱动程序进程和服务器进程可以运行到阻塞，但它们是可强占的。

当一个优先级高的进程超时运行时将把该进程放到一个较低优先级队列的队尾，如果下一次这个进程又运行超时，那么它的优先级将再被降低一级。

当然被降了级的进程其优先级也还是有机会得到提高的，这种情况发生在它用完了时间片但没有妨碍其他进程运行时。

2.5 Minix进程数据结构proc.h定义了进程在进程表中的数据结构，其中包括堆栈信息、段信息、寄存器等信息。

struct proc {struct stackframe_s p_reg; /* 进程保存在堆栈中的寄存器*/reg_t p_ldt_sel; /* 描述符表相关寄存器*/struct segdesc_s p_ldt[2+NR_REMOTE_SEGS]; /* 代码段和数据段寄存器*/proc_nr_t p_nr; /* 进程编号*/struct priv *p_priv; /* 特权结构体*/char p_rts_flags; /* 进程的消息状态*/char p_priority; /* 进程当前的优先级*/char p_max_priority; /* 进程最大优先级*/char p_ticks_left; /* 剩余运行时间时间*/char p_quantum_size; /* 时间片最小单位*/struct mem_map p_memmap[NR_LOCAL_SEGS]; /* 内存映射*/clock_t p_user_time; /* 用户时间滴答*/clock_t p_sys_time; /* 系统时间滴答*/struct proc *p_nextready; /* 指向下一个就绪的进程表项*/struct proc *p_caller_q; /*消息通信时指向要通信的进程链*/struct proc *p_q_link; /* 指向下一个要发送消息的进程*/message *p_messbuf; /* 已发送消息缓冲区*/proc_nr_t p_getfrom; /* 等待接收消息的源进程*/proc_nr_t p_sendto; /* 要发送消息的目的进程*/sigset_t p_pending; /* 信号位图*/char p_name[P_NAME_LEN]; /* 进程的名字*/};3.Linux进程模型分析3.1 Linux进程结构Linux系统中存在一个树形结构的进程谱系图，通常所有进程都是PID为1的init进程的后代。

这是因为init作为系统引导阶段最后部分被启动，由它调用rc脚本完成剩下部分系统启动，此阶段启动的驱动程序等父进程就是init了。