《进程与线程》PPT课件.ppt

第2章 进程管理,进程的引入,进程的状态及其组成控制,线程,进程控制,2,程序的顺序执行,顺序性：处理机的操作严格按规定顺序执行封闭性：程序执行时，独占系统资源可再现性：当初始条件相同时，程序多次执行的结果相同,P1：a=x+yP2:b=a-5P3:c=b+1,3,程序的并发执行,P1：a=5P2：b=6P3：c=a+bP4：d=c+1,间断性：程序在并发执行时，形成了相互制约关系。相互制约将导致并发程序具有“执行暂停执行”这种间断性的活动规律失去封闭性：系统中的资源供多个程序共享，致使程序的运行失去了封闭性失去可再现性：,4,程序并发执行的条件Bernstein,P1：a=5P2：b=6P3：c=a+bP4：d=c+1,P1、P2可以并发执行吗？P3、P4可以并发执行呢？,问题？,5,P1：a=5P2:b=6R(P1)=W(P1)=aR(P2)=W(P2)=bR(P1)W(P2)=R(P2)W(P1)=W(P1)W(P2)=R(P1)W(P2)R(P2)W(P1)W(P1)W(P2)=P1、P2可以并发执行,Bernstein条件例1,6,Bernstein条件例2,P3：c=a+bP4:d=c+1R(P3)=a,bW(P3)=cR(P4)=cW(P4)=dR(P3)W(P4)=R(P4)W(P3)=cR(P3)W(P4)R(P4)W(P3)W(P3)W(P4)=cP3、P4不能并发执行,7,可并发执行的程序在一个数据集合上的执行过程,进程程序动态的静态的并发的顺序暂时的永久的数据结构=程序+数据+进程控制块程序与进程不是一一对应关系,进程的定义,8,进程状态转换图,2.2 进程的状态及其组成,9,五种状态的进程状态转换图,10,双挂起状态的进程状态转换图,11,进程控制块PCB,引入PCB的作用：就是使程序能成为独立运行的单位，并可和其他进程并发执行。,进程控制块PCB程序段数据段堆栈,PCB是进程实体的一部分，是OS中最重要的数据结构,12,进程描述信息进程名进程标识符用户名处理机状态信息通用寄存器指令计数器程序状态字寄存器栈指针,进程调度信息进程状态进程优先级运行统计信息。进程阻塞原因。进程控制和资源占有量信息程序入口地址程序的外存地址进程同步及通信机制资源占有信息链接指针,进程控制块PCB的内容,13,进程控制块PCB的组织,链接方式,14,具有较高的特权，能执行一切命令，访问所有寄存器和存储区。,2.3 进程控制,具有较低特权，只能执行规定的命令，访问指定的寄存器和存储区。,15,硬件的第一次延伸。系统将一些与硬件紧密相关的模块放在内核中断处理时钟管理内核在执行某些基本操作时，往往是利用原语操作实现的。,内核与原语,原语,原语由若干条指令构成、用于完成一定功能的过程。原语是“原子操作”。即一个操作中的所有动作，要么全做，要么全不做。换言之，原子操作是一个不可分割的操作。,16,进程的创建与撤消,17,用户登录新作业进入系统提供服务应用请求,进程创建,申请空白PCB为进程分配资源初始化PCB初始化进程描述信息初始化处理机状态信息初始化进程控制信息将新进程插入就绪队列,18,进程的撤消,进程正常结束进程异常结束外界干预,查找撤消进程的PCB若进程处于执行状态，终止之，并进行进程调度若有子孙，予以终止归还资源从所在队列移出,19,进程的阻塞与唤醒,请求系统服务启动某种操作数据尚未到达无新工作可做,停止进程的执行将进程插入阻塞队列，改变进程在PCB中的状态重新调度,将进程从阻塞队列解下将进程插入就绪队列改变进程在PCB中的状态,20,检查被挂起进程的状态如进程处于就绪状态，将进程从就绪状态变为就绪挂起状态如进程处于阻塞状态，将进程从阻塞状态变为阻塞挂起状态如进程正在运行，将进程变为就绪挂起状态，并重新调度,检查被激活进程的状态如进程处于就绪挂起状态，将进程从就绪挂起状态变为就绪状态如进程处于阻塞挂起状态，将进程从阻塞挂起状态变为阻塞状态若系统为抢占式系统，则进行进程调度,进程的挂起与激活,21,由于进程是资源拥有者，因而在进程的创建、撤消和切换中系统必须为之付出较大的时间、空间开销。因此，系统中所设置的进程的数目不宜过多，进程切换的频率不宜过高。这就限制了进程并发程度的提高。,2.4 线程,进程有两个基本属性进程是拥有资源的独立单位进程是独立调度和分派的基本单位,22,进程与线程的关系,操作系统中的进程和线程可以设计为以上四种,23,线程是进程中的一个实体，是系统独立调度和分派的基本单位,线程的定义,进程的属性之一,24,进程和线程比较,进程是资源的拥有者线程不拥有资源，只有TCB及堆栈,25,调度 线程调度快，需要空间小。进程因拥有资源，调度时因负担过重而缓慢。并发性 在引入线程的操作系统中，不仅进程之间可以并发执行，一个进程中的多个线程之间亦可并发执行。拥有资源 进程是资源的拥有者系统开销 进程切换的开销远远大于线程切换的开销，线程的 切换省去了资源的回收。,进程和线程比较,26,线程的实现,线程的创建、撤消和切换，都不利用系统调用来实现。线程与内核无关，内核也不知道线程的存在,依赖于内核，线程的创建、撤消和切换都由内核实现。在内核中有线程控制块（TCB），内核根据TCB感知线程的存在，并对线程进行控制,由内核支持的用户线程。一个进程可以有一个或多个轻量级线程，每个轻量级线程由一个单独的内核线程来支持,27,用户级线程与内核级线程,28,用户级线程状态与进程状态的关系,下面的例子说明线程调度和进程调度的关系。假设进程A有两个用户级线程：线程1和线程2。其中线程2处于运行状态，由于进程A的某段程序正在运行，因此进程A也处于运行状态。不同的是进程A的运行是内核感知的，而内核不知道进程的两个线程的存在。进程A和进程A的两个线程的状态如图（a）所示，当线程2继续执行时，可能会发生以下几种情况：（1）线程2中执行的程序因需要I/O而进行系统调用，这将导致将控制转移给内核，内核启动I/O操作，并将进程A阻塞，内核将调用另一个进程运行。在此期间，对于线程库管理的线程，即进程A的线程2仍处于运行状态。值得注意的是，线程2的运行状态并不是真正意义上的被处理机执行，而是线程库认为它处于运行状态图（b）。（2）时钟中断把控制权传递给内核，内核确定当前正在运行的进程A已经用完了它的时间片，内核将进程A置于就绪状态，并切换另一个进程。此时，线程库管理的线程，即进程A的线程2仍处于运行状态，相应的状态见图（c）。（3）线程2运行到达某处，它需要进程A的线程1所执行的某些数据，线程2进入阻塞状态，线程1从就绪状态转换为运行状态，进程A自身仍处于运行状态中，相应的状态见图d）。在图（b）和图（c）所示的两种状态中，当内核把控制又重新切换给进程A时，进程A中的线程2会恢复执行。另外需要注意的是，执行线程库中的代码时可以被中断，可能由于线程所在进程A的时间片用完了，也可能由于被一个高优先级的线程所剥夺。在中断时，进程中的线程可能处于线程的切换过程中，即正在从一个线程切换到另一个线程。当该进程恢复执行时，完成线程的切换，并把控制权交给进程中的一个新选中的线程。,29,用户级线程与内核级线程的比较,用户级线程的切换，因发生在一个应用进程之间，因此不仅无须通过中断进入OS内核，而且切换的规则也比较简单。用户级线程比内核级线程切换速度快,用户级线程在调用系统调用时，系统将看成是其所在进程的行为。而内核级线程的系统调用是以线程为单位。因此比较轻装。用户级线程不如内核级线程,用户级线程不如内核级线程合理,30,在Solaris操作系统中，在用户级线程和内核级线程之间，定义了一种轻型进程（Light Weight Process，LWP），每个LWP包含有自己的进程控制块，其中包括：进程的状态和寄存器数据等。在一个系统中的用户级线程的数量可能很多，为了节省系统开销，不可能设置太多的LWP，为了使每一个用户级线程都可以利用LWP与内核通信，可以使多个用户级线程多路复用一个LWP，但只有当前连接到LWP上的线程，才能与内核通信，其余线程或者阻塞或者等待LWP。每一个LWP都要连接到一个内核级线程上，这样，通过LWP可把用户级线程与内核级线程连接起来，用户级线程可通过LWP来访问内核，但内核所看到的是多个LWP而看不到用户级线程。亦即，由LWP实现了内核与用户级线程的隔离，从而使用户级线程与内核无关，而又能够访问内核。Solaris中的线程如图所示。其中进程1中有一个用户级线程且绑定在一个LWP上，这个LWP与一个内核级线程相连。进程2有三个用户级线程，其中有两个分别绑定在一个LWP上，这两个LWP又分别与一个内核级线程相连，另外一个用户级线程，因不需要与内核通信，因此不需要LWP的支持。进程3中有5个用户级线程，其中有三个多路复用两个LWP，这两个LWP分别与一个内核级线程相连，一个用户级线程不需要LWP与内核通信，另一个用户级线程单独使用一个LWP与内核通信。当用户级线程不需要与内核通信时，并不需要LWP，而需要通信时，便需要借助于LWP的帮助，而且每个需要通信的线程都需要一个LWP，每个LWP严格对应一个内核级线程。例如，在进程3中同时有3个用户级线程发出了对文件的读、写请求，这时就需要有3个LWP来予以帮助。即将LWP对文件的读、写请求，发送给相应的内核级线程，再由内核级线程执行具体的读、写操作。如果一个应用程序中只有2个LWP，则只能有2个用户级线程的读、写请求被传送给内核级线程，余下的一个用户级线程必须等待。,组合的方法,Solaris中的线程在用户级线程和内核级线程之间，定义了一种轻型进程（LWP）由LWP实现了内核与用户级线程的隔离，从而使用户级线程与内核无关,计算机操作系统（第2版）P70/5 6 7 8 9,思考,