操作系统ucore lab7实验报告
2017-06-25 21:22
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练习0
填写已有实验本实验依赖实验1~实验6.请把已做的实验1~实验6的代码填入本实验中代码中有lab1、lab2、lab3、lab4、lab5、lab6的注释相应部分,并确保编译通过。
注意:为了能够正确执行lab7的测试应用程序,可能需对已完成的实验1~实验5的代码进一步改进
发现缺失的是
kdebug.c、trap.c、default_pmm.c、pmm.c、swap_fifo.c、vmm.c、proc.c、sche.c八个文件的相关代码,补全后不需要在6的基础上改了
练习1
理解内核级信号量的实现和基于内核级信号量的哲学家就餐问题(不需要编码)哲学家就餐问题
首先通过查阅资料,理解哲学家就餐问题哲学家就餐问题,即有五个哲学家,他们的生活方式是交替地进行思考和进餐。哲学家们公用一张圆桌,周围放有五把椅子,每人坐一把。在圆桌上有五个碗和五根筷子,当一个哲学家思考时,他不与其他人交谈,饥饿时便试图取用其左、右最靠近他的筷子,但他可能一根都拿不到。只有在他拿到两根筷子时,方能进餐,进餐完后,放下筷子又继续思考。
筷子是临界资源,一段时间只允许一位哲学家使用。为了表示互斥,用一个信号量表示一只筷子,五个信号量构成信号量数组。本文中算法用类C语言描述伪码算法。算法描述如下:n用五支筷子的信号量构成信号量数组:
Semaphore chopstick[5]={1,l,1,l,1}; Pi() { do { p(chopstick[i]);//取左边的筷子 p(chopstick[(i+1) % 5]);//取右边的筷子 eat; //进餐 v(chopstick[i]);//放回左边的筷子 v(chopstick[(i+1) % 5]);//放回右边的筷子 think; }while(1); }
思考:
当哲学家饥饿时,总是先去拿他左边的筷子,执行wait(chopstick[I]),成功后,再去拿他右边的筷子,执行
wait(chopstick[I+1]%5);成功后便可进餐。进餐毕,先放下他左边的筷子,然后再放下右边的筷子。当五个哲学家同时去取他左边的筷子,每人拿到一只筷子且不释放,即五个哲学家只得无限等待下去,引起死锁。
这就很好的知道同步互斥问题很重要,然后分析下信号量。
在分析之前先对信号量进行简介,看书上关于
Operating Systems Internals and Design Principles第5章
同步互斥中对信号量实现的原理性描述:
struct semaphore { int count; queueType queue; }; void semWait(semaphore s) { s.count--; if (s.count < 0) { /* place this process in s.queue */; /* block this process */; //入队,调度出去 } } void semSignal(semaphore s) { s.count++; if (s.count<= 0) { /* remove a process P from s.queue */; /* place process P on ready list */; //出队,放置准备列表 } }
基于上诉信号量实现可以认为,当多个(>1)进程可以进行互斥或同步合作时,一个进程会由于无法满足信号量设置的某条件而在某一位置停止,直到它接收到一个特定的信号(表明条件满足了)。为了发信号,需要使用一个称作信号量的特殊变量。为通过信号量s传送信号,信号量的V操作采用进程可执行原语
semSignal(s);为通过信号量s接收信号,信号量的P操作采用进程可执行原语
semWait(s);如果相应的信号仍然没有发送,则进程被阻塞或睡眠,直到发送完为止。
ucore中信号量参照上述原理描述,建立在开关中断机制和
wait queue的基础上进行了具体实现。信号量的数据结构定义如下:
typedef struct { int value; //信号量的当前值 wait_queue_t wait_queue; //信号量对应的等待队列 } semaphore_t;
接下来进入代码的分析。
lab7和之前的lab6的大体执行流程都与实验六相同,查看到
proc.c文件,发现
init_main中有问题
函数在开始执行调度之前多执行了一个
check_sync函数
check_sync函数
void check_sync(void){ int i; //check semaphore sem_init(&mutex, 1); for(i=0;i<N;i++){ sem_init(&s[i], 0); int pid = kernel_thread(philosopher_using_semaphore, (void *)i, 0); if (pid <= 0) { panic("create No.%d philosopher_using_semaphore failed.\n"); } philosopher_proc_sema[i] = find_proc(pid); set_proc_name(philosopher_proc_sema[i], "philosopher_sema_proc"); } //check condition variable monitor_init(&mt, N); for(i=0;i<N;i++){ state_condvar[i]=THINKING; int pid = kernel_thread(philosopher_using_condvar, (void *)i, 0); if (pid <= 0) { panic("create No.%d philosopher_using_condvar failed.\n"); } philosopher_proc_condvar[i] = find_proc(pid); set_proc_name(philosopher_proc_condvar[i], "philosopher_condvar_proc"); } }
根据注释可以看到,该函数分为了两个部分,第一部分是实现
4000
基于信号量的哲学家问题,第二部分是实现基于管程的哲学家问题。
就先分析前一部分。首先实现初始化了一个互斥信号量,然后创建了对应5个哲学家行为的5个信号量,并创建5个内核线程代表5个哲学家,每个内核线程完成了基于信号量的哲学家吃饭睡觉思考行为实现。
philosopher_using_semaphore
函数
然后分析philosopher_using_semaphore
int philosopher_using_semaphore(void * arg) /* i:哲学家号码,从0到N-1 */ { int i, iter=0; i=(int)arg; cprintf("I am No.%d philosopher_sema\n",i); while(iter++<TIMES) { /* 无限循环 */ cprintf("Iter %d, No.%d philosopher_sema is thinking\n",iter,i); /* 哲学家正在思考 */ do_sleep(SLEEP_TIME); phi_take_forks_sema(i); /* 需要两只叉子,或者阻塞 */ cprintf("Iter %d, No.%d philosopher_sema is eating\n",iter,i); /* 进餐 */ do_sleep(SLEEP_TIME); phi_put_forks_sema(i); /* 把两把叉子同时放回桌子 */ } cprintf("No.%d philosopher_sema quit\n",i); return 0; }
[b]相关定义:[/b]
核心是
phi_take_forks_sema和
phi_put_forks_sema两个函数,
然后up和down函数就分别调用了
__up函数和
__down函数,而这两个函数分别对应着信号量的V,P操作。
__up(semaphore_t *sem, uint32_t wait_state)
具体实现信号量的V操作,首先关中断,如果信号量对应的wait queue中没有进程在等待,直接把信号量的value加一,然后开中断返回;如果有进程在等待且进程等待的原因是semophore设置的,则调用wakeup_wait函数将waitqueue中等待的第一个wait删除,且把此wait关联的进程唤醒,最后开中断返回。static __noinline void __up(semaphore_t *sem, uint32_t wait_state) { bool intr_flag; local_intr_save(intr_flag); { wait_t *wait; //没有进程等待 if ((wait = wait_queue_first(&(sem->wait_queue))) == NULL) { sem->value ++;//信号量的value加一 } else {//有进程在等待 assert(wait->proc->wait_state == wait_state); //将等待队列中的第一个进程删除,并将该进程唤醒 wakeup_wait(&(sem->wait_queue), wait, wait_state, 1); } } local_intr_restore(intr_flag);//开启中断返回 }
__down(semaphore_t *sem, uint32_t wait_state, timer_t *timer)
具体实现信号量的P操作,首先关掉中断,然后判断当前信号量的value是否大于0。如果是>0,则表明可以获得信号量,故让value减一,并打开中断返回即可;如果不是>0,则表明无法获得信号量,故需要将当前的进程加入到等待队列中,并打开中断,然后运行调度器选择另外一个进程执行。如果被V操作唤醒,则把自身关联的wait从等待队列中删除(此过程需要先关中断,完成后开中断)。static __noinline uint32_t __down(semaphore_t *sem, uint32_t wait_state) { bool intr_flag; local_intr_save(intr_flag); if (sem->value > 0) {//当前信号量value大于0 //直接让value减一 sem->value --; //开中断返回 local_intr_restore(intr_flag); return 0; } //当value小于等于0时,无法获得信号量 wait_t __wait, *wait = &__wait; //将当前的进程加入到等待队列中 wait_current_set(&(sem->wait_queue), wait, wait_state); local_intr_restore(intr_flag); //运行调度器 schedule(); local_intr_save(intr_flag);//关中断 //被V操作唤醒,从等待队列移除 wait_current_del(&(sem->wait_queue), wait); local_intr_restore(intr_flag);//开中断 //如果不是等待的 if (wait->wakeup_flags != wait_state) { return wait->wakeup_flags; } return 0; }
信号量的计数器value具有有如下性质:
value> 0,表示共享资源的空闲数
vlaue< 0,表示该信号量的等待队列里的进程数
value= 0,表示等待队列为空
练习2
完成内核级条件变量和基于内核级条件变量的哲学家就餐问题(需要编码)首先掌握管程机制,然后基于信号量实现完成条件变量实现,然后用管程机制实现哲学家就餐问题的解决方案(基于条件变量)。
原理
一个管程定义了一个数据结构和能为并发进程所执行(在该数据结构上)的一组操作,这组操作能同步进程和改变管程中的数据。管程主要由这四个部分组成
1、管程内部的共享变量;
2、管程内部的条件变量;
3、管程内部并发执行的进程;
4、对局部于管程内部的共享数据设置初始值的语句。
管程相当于一个隔离区,它把共享变量和对它进行操作的若干个过程围了起来,所有进程要访问临界资源时,都必须经过管程才能进入,而管程每次只允许一个进程进入管程,从而需要确保进程之间互斥。
但在管程中仅仅有互斥操作是不够用的。进程可能需要等待某个条件C为真才能继续执行。
所谓条件变量,即将等待队列和睡眠条件包装在一起,就形成了一种新的同步机制,称为条件变量。一个条件变量CV可理解为一个进程的等待队列,队列中的进程正等待某个条件C变为真。每个条件变量关联着一个断言
Pc。当一个进程等待一个条件变量,该进程不算作占用了该管程,因而其它进程可以进入该管程执行,改变管程的状态,通知条件变量CV其关联的断言Pc在当前状态下为真。
因而条件变量两种操作如下:
-
wait_cv: 被一个进程调用,以等待断言Pc被满足后该进程可恢复执行. 进程挂在该条件变量上等待时,不被认为是占用了管程。
-
signal_cv:被一个进程调用,以指出断言Pc现在为真,从而可以唤醒等待断言Pc被满足的进程继续执行。
分析具体的代码。
ucore中的管程机制是基于信号量和条件变量来实现的。管程的数据结构monitor_t如下:
typedef struct monitor{ // 二值信号量,只允许一个进程进入管程,初始化为1 semaphore_t mutex; // the mutex lock for going into the routines in monitor, should be initialized to 1 //用于进程同步操作的信号量 semaphore_t next; // the next semaphore is used to down the signaling proc itself, and the other OR wakeuped waiting proc should wake up the sleeped signaling proc. // 睡眠的进程数量 int next_count; // the number of of sleeped signaling proc // 条件变量cv condvar_t *cv; // the condvars in monitor } monitor_t;
管程中的条件变量cv通过执行wait_cv,会使得等待某个条件C为真的进程能够离开管程并睡眠,且让其他进程进入管程继续执行;而进入管程的某进程设置条件C为真并执行
signal_cv时,能够让等待某个条件C为真的睡眠进程被唤醒,从而继续进入管程中执行。发出signal_cv的进程A会唤醒睡眠进程B,进程B执行会导致进程A睡眠,直到进程B离开管程,进程A才能继续执行,这个同步过程是通过信号量next完成的;而next_count表示了由于发出singal_cv而睡眠的进程个数。
条件变量
condvar_t的数据结构如下:
typedef struct condvar{ semaphore_t sem; // the sem semaphore is used to down the waiting proc, and the signaling proc should up the waiting proc // 在这个条件变量上的睡眠进程的个数 int count; // the number of waiters on condvar // 此条件变量的宿主管程 monitor_t * owner; // the owner(monitor) of this condvar } condvar_t;
条件变量的定义中也包含了一系列的成员变量,信号量sem用于让发出wait_cv操作的等待某个条件C为真的进程睡眠,而让发出signal_cv操作的进程通过这个sem来唤醒睡眠的进程。count表示等在这个条件变量上的睡眠进程的个数。owner表示此条件变量的宿主是哪个管程。
开始分析管程的实现。ucore设计实现了条件变量
wait_cv操作和
signal_cv操作对应的具体函数,即
cond_wait函数和
cond_signal函数,此外还有
cond_init初始化函数。
简单分析一下
cond_wait函数的实现。可以看出如果进程A执行了
cond_wait函数,表示此进程等待某个条件C不为真,需要睡眠。因此表示等待此条件的睡眠进程个数cv.count要加一。接下来会出现两种情况。
- 情况一:如果
monitor.next_count如果大于0,表示有大于等于1个进程执行
cond_signal函数且睡着了,就睡在了
monitor.next信号量上。假定这些进程形成S进程链表。因此需要唤醒S进程链表中的一个进程B。然后进程A睡在
cv.sem上,如果睡醒了,则让
cv.count减一,表示等待此条件的睡眠进程个数少了一个,可继续执行。
- 情况二:如果
monitor.next_count如果小于等于0,表示目前没有进程执行
cond_signal函数且睡着了,那需要唤醒的是由于互斥条件限制而无法进入管程的进程,所以要唤醒睡在
monitor.mutex上的进程。然后进程A睡在
cv.sem上,如果睡醒了,则让
cv.count减一,表示等待此条件的睡眠进程个数少了一个,可继续执行了!
对照着再来看cond_signal的实现。
首先进程B判断
cv.count,如果不大于0,则表示当前没有睡眠的进程,因此就没有被唤醒的对象了,直接函数返回即可;
如果大于0,这表示当前有睡眠的进程A,因此需要唤醒等待在
cv.sem上睡眠的进程A。由于只允许一个进程在管程中执行,所以一旦进程B唤醒了别人(进程A),那么自己就需要睡眠。故让
monitor.next_count加一,且让自己(进程B)睡在信号量
monitor.next上。如果睡醒了,这让
monitor.next_count减一。
根据分析,补充代码
cond_signal函数
// Unlock one of threads waiting on the condition variable. void cond_signal (condvar_t *cvp) { //LAB7 EXERCISE1: YOUR COD c701 E cprintf("cond_signal begin: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d\n", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count); /* * cond_signal(cv) { * if(cv.count>0) { * mt.next_count ++; * signal(cv.sem); * wait(mt.next); * mt.next_count--; * } * } */ if(cvp->count>0) {//当前存在执行cond_wait而睡眠的进程 cvp->owner->next_count ++;//睡眠的进程总个数加一 up(&(cvp->sem));//唤醒等待在cv.sem上睡眠的进程 down(&(cvp->owner->next));//自己需要睡眠 cvp->owner->next_count --;//睡醒后等待此条件的睡眠进程个数减一 } cprintf("cond_signal end: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d\n", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count); }
cond_wait函数
// Suspend calling thread on a condition variable waiting for condition Atomically unlocks // mutex and suspends calling thread on conditional variable after waking up locks mutex. Notice: mp is mutex semaphore for monitor's procedures void cond_wait (condvar_t *cvp) { //LAB7 EXERCISE1: YOUR CODE cprintf("cond_wait begin: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d\n", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count); /* * cv.count ++; * if(mt.next_count>0) * signal(mt.next) * else * signal(mt.mutex); * wait(cv.sem); * cv.count --; */ cvp->count++;//需要睡眠的进程个数加一 if(cvp->owner->next_count > 0) { //唤醒进程链表中的下一个进程 up(&(cvp->owner->next)); } else { //唤醒睡在monitor.mutex上的进程 up(&(cvp->owner->mutex)); } down(&(cvp->sem));//将此进程等待 //睡醒后等待此条件的睡眠进程个数减一 cvp->count--; cprintf("cond_wait end: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d\n", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count); }
分析完毕后,就可以完成哲学家就餐问题。
phi_take_forks_condvar函数
void phi_take_forks_condvar(int i) { down(&(mtp->mutex)); //--------into routine in monitor-------------- // LAB7 EXERCISE1: YOUR CODE // I am hungry // try to get fork //哲学家i饥饿 state_condvar[i]=HUNGRY; // 试图拿叉子 phi_test_condvar(i); while (state_condvar[i] != EATING) { cprintf("phi_take_forks_condvar: %d didn't get fork and will wait\n",i); //如果得不到叉子就阻塞 cond_wait(&mtp->cv[i]); } //--------leave routine in monitor-------------- //如果阻塞则唤醒 if(mtp->next_count>0) up(&(mtp->next)); else up(&(mtp->mutex));//离开临界区 }
phi_put_forks_condvar函数
void phi_put_forks_condvar(int i) { down(&(mtp->mutex)); //--------into routine in monitor-------------- // LAB7 EXERCISE1: YOUR CODE // I ate over // test left and right neighbors //哲学家进餐结束 state_condvar[i]=THINKING; //看一下左边是否能拿叉子 phi_test_condvar(LEFT); //看一下右边是否能拿叉子 phi_test_condvar(RIGHT); //--------leave routine in monitor-------------- if(mtp->next_count>0) up(&(mtp->next)); else up(&(mtp->mutex)); }
实验结果
通过make qemu得到结果如下图:
make run-matrix
对比实验指导书,实验成功!
实验收获
通过本次实验,结合哲学家就餐问题,理解了什么是同步互斥,互斥是指某一资源同时只允许一个进程对其进行访问,具有唯一性和排它性,但互斥不用限制进程对资源的访问顺序,即访问可以是无序的。同步是指在进程间的执行必须严格按照规定的某种先后次序来运行,即访问是有序的,这种先后次序取决于要系统完成的任务需求。在进程写资源情况下,进程间要求满足互斥条件。在进程读资源情况下,可允许多个进程同时访问资源。针对开关中断的顺序以及多者互斥问题的理解,在代码的逻辑理解方面还是存在着一些问题。相关文章推荐
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