哈工大 操作系统 lab3 进程运行轨迹的跟踪与统计解答
2021/12/20 7:23:27
本文主要是介绍哈工大 操作系统 lab3 进程运行轨迹的跟踪与统计解答，对大家解决编程问题具有一定的参考价值，需要的程序猿们随着小编来一起学习吧！
实验内容
进程从创建（Linux下调用fork()）到结束的整个过程就是进程的生命期，进程在其生命期中的运行轨迹实际上就表现为进程状态的多次切换，如进程创建以后会成为就绪态；当该进程被调度以后会切换到运行态；在运行的过程中如果启动了一个文件读写操作，操作系统会将该进程切换到阻塞态（等待态）从而让出CPU；当文件读写完毕以后，操作系统会在将其切换成就绪态，等待进程调度算法来调度该进程执行……
本次实验包括如下内容：
- 基于模板“process.c”编写多进程的样本程序，实现如下功能：
- 所有子进程都并行运行，每个子进程的实际运行时间一般不超过30秒；
- 父进程向标准输出打印所有子进程的id，并在所有子进程都退出后才退出；
- 在Linux 0.11上实现进程运行轨迹的跟踪。基本任务是在内核中维护一个日志文件/var/process.log，把从操作系统启动到系统关机过程中所有进程的运行轨迹都记录在这一log文件中。
- 在修改过的0.11上运行样本程序，通过分析log文件，统计该程序建立的所有进程的等待时间、完成时间（周转时间）和运行时间，然后计算平均等待时间，平均完成时间和吞吐量。可以自己编写统计程序，也可以使用python脚本程序—— stat_log.py ——进行统计。
- 修改0.11进程调度的时间片，然后再运行同样的样本程序，统计同样的时间数据，和原有的情况对比，体会不同时间片带来的差异。
实验手册：参考
实验过程
编写样本程序
所谓样本程序，就是一个生成各种进程的程序。我们的对0.11的修改把系统对它们的调度情况都记录到log文件中。在修改调度算法或调度参数后再运行完全一样的样本程序，可以检验调度算法的优劣。理论上，此程序可以在任何Unix/Linux上运行，所以建议在Ubuntu上调试通过后，再拷贝到0.11下运行。
process.c编写：
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <time.h>
#include <sys/times.h>
#include <sys/wait.h>
#define HZ 100
const int sum_time = 30;
void cpuio_bound(int last, int cpu_time, int io_time);
int main(int argc, char * argv[])
{
int num = sum_time / 2;
pid_t pid;
int i = 0;
for (i = 0; i <= num; i++) {
pid = fork();
if (pid == 0) {
cpuio_bound(sum_time, i, sum_time - i);
return 0;
} else if (pid > 0){
printf ("the %d-th child process id: %d\n", i, pid);
} else {
printf ("fork error!");
}
}
do {
wait(NULL);
} while (num--);
return 0;
}
/*
* 此函数按照参数占用CPU和I/O时间
* last: 函数实际占用CPU和I/O的总时间，不含在就绪队列中的时间，>=0是必须的
* cpu_time: 一次连续占用CPU的时间，>=0是必须的
* io_time: 一次I/O消耗的时间，>=0是必须的
* 如果last > cpu_time + io_time，则往复多次占用CPU和I/O
* 所有时间的单位为秒
*/
void cpuio_bound(int last, int cpu_time, int io_time)
{
struct tms start_time, current_time;
clock_t utime, stime;
int sleep_time;
while (last > 0)
{
/* CPU Burst */
times(&start_time);
/** 其实只有t.tms_utime才是真正的CPU时间。但我们是在模拟一个
* 只在用户状态运行的CPU大户，就像“for(;;);”。所以把t.tms_stime
* 加上很合理。*/
do
{
times(¤t_time);
utime = current_time.tms_utime - start_time.tms_utime;
stime = current_time.tms_stime - start_time.tms_stime;
} while ( ( (utime + stime) / HZ ) < cpu_time );
last -= cpu_time;
if (last <= 0 )
break;
/* IO Burst */
/* 用sleep(1)模拟1秒钟的I/O操作 */
sleep_time=0;
while (sleep_time < io_time)
{
sleep(1);
sleep_time++;
}
last -= sleep_time;
}
}
log文件
操作系统启动后先要打开/var/process.log，然后在每个进程发生状态切换的时候向log文件内写入一条记录，其过程和用户态的应用程序没什么两样。然而，因为内核状态的存在，使过程中的很多细节变得完全不一样。
打开log文件
为了能尽早开始记录，应当在内核启动时就打开log文件。内核的入口是init/main.c中的main()。fork时会继承文件句柄，因此可以在进程0直接打开日志文件，这样子进程都拥有打开日志文件的句柄了。
setup((void *) &drive_info);
(void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);
(void) dup(0);
(void) dup(0);
(void) open("/var/process.log", O_CREAT | O_TRUNC | O_WRONLY, 0666);
if (!fork()) { /* we count on this going ok */
init();
}
写log文件
log文件将被用来记录进程的状态转移轨迹。所有的状态转移都是在内核进行的。在内核状态下，write()功能失效，只能调用printk()。编写可在内核调用的write()的难度较大，所以这里直接给出源码。它主要参考了printk()和sys_write()而写成的：
#include <linux/sched.h>
#include <sys/stat.h>
static char logbuf[1024];
int fprintk(int fd, const char *fmt, ...)
{
va_list args;
int count;
struct file * file;
struct m_inode * inode;
va_start(args, fmt);
count=vsprintf(logbuf, fmt, args);
va_end(args);
if (fd < 3) /* 如果输出到stdout或stderr，直接调用sys_write即可 */
{
__asm__("push %%fs\n\t"
"push %%ds\n\t"
"pop %%fs\n\t"
"pushl %0\n\t"
"pushl $logbuf\n\t" /* 注意对于Windows环境来说，是_logbuf,下同 */
"pushl %1\n\t"
"call sys_write\n\t" /* 注意对于Windows环境来说，是_sys_write,下同 */
"addl $8,%%esp\n\t"
"popl %0\n\t"
"pop %%fs"
::"r" (count),"r" (fd):"ax","cx","dx");
}
else /* 假定>=3的描述符都与文件关联。事实上，还存在很多其它情况，这里并没有考虑。*/
{
if (!(file=task[0]->filp[fd])) /* 从进程0的文件描述符表中得到文件句柄 */
return 0;
inode=file->f_inode;
__asm__("push %%fs\n\t"
"push %%ds\n\t"
"pop %%fs\n\t"
"pushl %0\n\t"
"pushl $logbuf\n\t"
"pushl %1\n\t"
"pushl %2\n\t"
"call file_write\n\t"
"addl $12,%%esp\n\t"
"popl %0\n\t"
"pop %%fs"
::"r" (count),"r" (file),"r" (inode):"ax","cx","dx");
}
return count;
}
使用：
//向stdout打印正在运行的进程的ID fprintk(1, "The ID of running process is %ld", current->pid); //向log文件输出 fprintk(3, "%ld\t%c\t%ld\n", current->pid, 'R', jiffies);
跟踪进程运行轨迹
jiffies，滴答
jiffies在kernel/sched.c文件中定义为一个全局变量：
long volatile jiffies=0;
它记录了从开机到当前时间的时钟中断发生次数。在kernel/sched.c文件中的sched_init()函数中，时钟中断处理函数被设置为：
set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt);
而在kernel/system_call.s文件中将timer_interrupt定义为：
timer_interrupt:
……
incl jiffies #增加jiffies计数值
……
这说明jiffies表示从开机时到现在发生的时钟中断次数，这个数也被称为“滴答数”。
另外，在kernel/sched.c中的sched_init()中有下面的代码：
outb_p(0x36, 0x43); //设置8253模式 outb_p(LATCH&0xff, 0x40); outb_p(LATCH>>8, 0x40);
这三条语句用来设置每次时钟中断的间隔，即为LATCH，而LATCH是定义在文件kernel/sched.c中的一个宏：
#define LATCH (1193180/HZ) #define HZ 100 //在include/linux/sched.h中
再加上PC机8253定时芯片的输入时钟频率为1.193180MHz，即1193180/每秒，LATCH=1193180/100，时钟每跳11931.8下产生一次时钟中断，即每1/100秒（10ms）产生一次时钟中断，所以jiffies实际上记录了从开机以来共经过了多少个10ms。
寻找状态切换点
有5个状态，分别是创建（N)、运行（R)、就绪（J)、睡眠（W)、退出（E)。
在 fork.c、sche.c、exit.c文件中添加相应的print语句即可。
关注state 改变的时机即可。
fork.c：
int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,
long ebx,long ecx,long edx,
long fs,long es,long ds,
long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss)
{
p = (struct task_struct *) get_free_page();
...
p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
...
p->start_time = jiffies;
fprintk (3, "%ld\t%c\t%ld\n", p->pid, 'N', jiffies);
...
p->state = TASK_RUNNING; /* do this last, just in case */
fprintk (3, "%ld\t%c\t%ld\n", p->pid, 'J', jiffies);
return last_pid;
}
sche.c：
void schedule(void)
{
int i,next,c;
struct task_struct ** p;
/* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
if (*p) {
if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) {
(*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1));
(*p)->alarm = 0;
}
if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) &&
(*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE) {
(*p)->state=TASK_RUNNING;
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", (*p)->pid, 'J', jiffies);
}
}
/* this is the scheduler proper: */
...
// NEXT IS NEXT PROCESS WILL RUN!
if (task[next]->pid != current->pid) {
if (current->state == TASK_RUNNING) {
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", current->pid, 'J', jiffies);
}
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", task[next]->pid, 'R', jiffies);
}
switch_to(next);
}
int sys_pause(void)
{
current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
if (current->pid != 0) {
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", current->pid, 'W', jiffies);
}
schedule();
return 0;
}
void sleep_on(struct task_struct **p)
{
struct task_struct *tmp;
if (!p)
return;
if (current == &(init_task.task))
panic("task[0] trying to sleep");
tmp = *p;
*p = current;
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", current->pid, 'W', jiffies);
schedule();
if (tmp) {
tmp->state=0;
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", tmp->pid, 'J', jiffies);
}
}
void interruptible_sleep_on(struct task_struct **p)
{
struct task_struct *tmp;
if (!p)
return;
if (current == &(init_task.task))
panic("task[0] trying to sleep");
tmp=*p;
*p=current;
repeat: current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", current->pid, 'W', jiffies);
schedule();
if (*p && *p != current) {
(**p).state=0;
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", (**p).pid, 'J', jiffies);
goto repeat;
}
*p=NULL;
if (tmp) {
tmp->state=0;
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", tmp->pid, 'J', jiffies);
}
}
void wake_up(struct task_struct **p)
{
if (p && *p) {
(**p).state=0;
fprintk(3, "%d\t%c\t%d\n", (**p).pid, 'J', jiffies);
*p=NULL;
}
}
exit.c:
int do_exit(long code)
{
int i;
free_page_tables(get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x0f));
free_page_tables(get_base(current->ldt[2]),get_limit(0x17));
...
current->state = TASK_ZOMBIE;
fprintk(3, "%ld\t%c\t%ld\n", current->pid, 'E', jiffies);
schedule();
return (-1); /* just to suppress warnings */
}
int sys_waitpid(pid_t pid,unsigned long * stat_addr, int options)
{
...
if (flag) {
if (options & WNOHANG)
return 0;
current->state=TASK_INTERRUPTIBLE;
fprintk(3, "%ld\t%c\t%ld\n", current->pid, 'W', jiffies);
schedule();
if (!(current->signal &= ~(1<<(SIGCHLD-1))))
goto repeat;
else
return -EINTR;
}
return -ECHILD;
}
修改时间片
对于时间片counter,由于时间片的初始化操作为：p->counter = p->priority
只与优先级priority有关，所以只需要修改priority即可在定义priority宏中修改即可
#define INIT_TASK \
{ 0,15,15,
// 上述三个值分别对应 state、counter 和 priority;
实验结果
把process.c放在linux0.11上编译运行，如下：
然后是获得log，把log从linux0.11中移出来即可。
使用默认的分析程序对时间片为10、15、20的情况进行分析：
process-10.log:
Process Turnaround Waiting CPU Burst I/O Burst
7 3383 88 0 3295
8 4772 1481 100 3190
9 6051 2770 200 3080
10 7230 3960 300 2970
11 8309 5049 400 2860
12 9288 6038 500 2750
13 10168 6927 600 2640
14 10947 7716 700 2530
15 11626 8406 800 2420
16 12088 8905 900 2283
17 12532 9394 1000 2137
18 12875 9783 1100 1991
19 13136 10072 1200 1863
20 13297 10262 1300 1735
21 13367 10351 1400 1616
22 13356 10340 1500 1515
Average: 10151.56 6971.38
process-15.log:
Process Turnaround Waiting CPU Burst I/O Burst
7 3403 238 0 3165
8 4632 1481 100 3050
9 5991 2841 200 2950
10 7240 4090 300 2850
11 8199 5064 400 2735
12 9244 6108 500 2635
13 10178 7042 600 2535
14 10877 7747 700 2430
15 11601 8476 800 2325
16 12214 9095 900 2218
17 12617 9529 1000 2087
18 13014 9943 1100 1970
19 13301 10248 1200 1853
20 13442 10412 1300 1730
21 13528 10511 1400 1616
22 13516 10500 1500 1515
Average: 10187.31 7082.81
Throughout: 0.12/s
process-20.log:
Process Turnaround Waiting CPU Burst I/O Burst
7 3913 313 0 3600
8 5272 1691 100 3480
9 6531 2970 200 3360
10 7690 4150 300 3240
11 8749 5229 400 3120
12 9709 6208 500 3000
13 10568 7087 600 2880
14 11327 7867 700 2760
15 11967 8546 800 2621
16 12451 9125 900 2426
17 12815 9604 1000 2210
18 13117 9983 1100 2033
19 13358 10264 1200 1894
20 13498 10443 1300 1755
21 13538 10522 1400 1616
22 13517 10501 1500 1515
Average: 10501.25 7156.44
Throughout: 0.12/s
可以发现，时间片为10的时候平均周转时间和平均等待时间竟然是最短的！
linux还说这是个很好的调度函数呢。。（看来也不是太好。。。
但是，对时间片为10的情况仔细分析，可以发现：父进程没有一次性创建16子进程，另外的是时间片中断后创建的。
后续的进程新建的时间晚很多，这就拉低了平均数！！
时间片为15时，是一次性fork出的：
时间片为20时也是一样：
相较于20的时间片，15明显更优；若是考虑上时间片为10得拉到平均值效果，15的时间片其实也是更优的选择。
所以呢，时间片为15还是最佳的方案（创建少点进程，效果会更明显），linux老爷子还是做过相关实验的。。。
遇到的问题
如果有自己搭建环境做实验，然后linux崩了的（kernel panic ），可以尝试使用实验楼的环境，可能自己的环境是有问题的。
reference
[1] 实验指导书
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