操作系统概述
操作系统：指在内核态(kernel mode)或称管态(supervisor mode)下运行的软件，它受到硬件的保护，用户不能随便去篡改它的内容。
1.1 什么是操作系统
操作系统作为扩展机：操作系统的功能就是为用户提供一台等价的扩展计算机，或称虚拟机(virtual machine)，它比底层硬件更容易编程。
操作系统作为资源管理器：从资源管理器的角度来说，操作系统的主要任务是跟踪资源的使用状况、满足资源请求、提高资源利用率，以及协调不同程序和用户对资源的访问冲突。
1.2 操作系统的发展历史
第一代计算机(1945-1955)：真空管和插接板。
第二代计算机(1955-1965)：晶体管和批处理系统。
第三代计算机(1965-1980)：集成电路和多道程序。
第四代计算机(1980-至今)：个人计算机。
1.3 操作系统的概念
1.3.1 进程
在MINIX3及所有操作系统中，一个重要的概念就是进程(process)。从本质上来说，一个进程就是一个正在执行的程序。
在许多操作系统中，一个进程的所有信息(除了它的地址空间中的内容)均存放在操作系统的一张表中，该表称为进程表(process table)，它实际上是一个结构数组(或链表)。
对于一个被挂起的进程，主要包括两部分的内容。一是进程的地址空间，称为内核映像(core image)，二是相应的进程表项，包含寄存器值及其他信息。
1.3.2 文件
MINIX 3中的文件和目录通过一个11位的二进制码来保护。保护码包括三个3位的域，分别描述文件的所有者、同组用户和其他用户。每个域有1位标识读权限、1位标识写权限和1位标识可执行权限。
例如，保护码rwxr-x--x表示文件的所有者可以进行读、写和执行操作；同组用户可以读和执行，但不能写；而其他用户只能执行，不能读写。对目录来说，x表示搜索权限，短横线(-)表示不具备相应权限。
MINIX 3允许将光驱等可移动介质上的文件系统挂装(mount)到主文件树上。例如，CD-ROM上的文件系统被挂装在目录b下，这样就可以去访问文件/b/x和/b/y。
MINIX 3的另一个重要概念是设备文件(special file)。设备文件分为两类：块设备文件(block special files)和字符设备文件(character special files)。块设备文件描述的是以随机访问的数据块为单元的设备，如磁盘。在打开一个块设备文件后，可以直接去访问它的某一个数据块。字符设备文件指那些以字符流方式进行操作的设备，如打印机、调制解调器等。
管道(pipe)是一种用来连接两个进程的虚拟文件。
1.4 系统调用
从某种意义上来说，发出一个系统调用类似于发出一个特殊的函数调用，两者的区别仅在于，发出系统调用后，将进入内核或其他的特权操作系统组件，而函数调用则不会这样。
MINIX 3总共有53条系统调用，被分为6大类。
表MINIX的系统调用
进程管理pid = fork() 创建一个与父进程相同的子进程
pid = waitpid(pid, &statloc, opts) 等待一个子进程结束
s = wait(&status) waitpid的老版本
s = execve(name, argv, envp) 替换一个进程的内核映像
exit(status) 终止进程的执行并返回status
size = brk(addr) 设置数据段的大小
pid = getpid() 返回调用进程的标识号
pid = getpgrp() 返回调用进程的组标识号
pid = setsid() 创建一个新的会话并返回其组标识号
l = ptrace(req, pid, addr, data) 用于调试
信号s = sigaction(sig, &act, &oldact) 定义针对信号的处理操作
s = sigreturn(&context) 从信号返回
s = sigprocmask(how, &set, &old) 检查或修改信号屏蔽码
s = sigpending(set) 获得阻塞信号集合
s = sigsuspend(sigmask) 替换信号屏蔽码并挂起进程
s = kill(pid, sig) 给进程发送一个信号
residual = alarm(seconds) 设置警报时钟
s = pause() 将调用进程挂起直到下一个信号一块操
文件管理fd = creat(name, mode) 创建一个新文件(已过时)
fd = mknod(name, mode, addr) 创建一个普通文件、设备文件或目录的i节点
fd = open(file, how, …) 打开一个文件进行读、写或读写
s = close(fd) 关闭—个文件
n = read(fd, buffer, nbytes) 从文件中读数据到缓冲区
n = write(fd, buffer, nbytes) 将缓冲区中的数据写人文件
pos = lseek(fd, offset, whence) 移动文件指针
s = stat(name, & buf) 获取文件的状态信息
s = fstat(fd, & buf) 获取文件的状态信息
fd = dup(fd) 为打开文件分配一个新的文件描述符
s = pipe(&fd[0]) 创建一个管道
s = ioctl(fd, request, argp) 对设备文件进行控制操作
s = access(name, amode) 检查一个文件的可访问性
s = rename(old, new) 修改文件的名字
s = fcnt(fd, cmd, …) 文件加锁及其他操作
目录及文件系统管理s = mkdir(name, mode) 创建一个新目录
s = rmdir(name) 删除一个空目录
s = link(name1, name2) 创建一个新的目录项name2，指向name1
s = unlink(name) 删除一个目录项
s = mount(special, name, flag) 挂装一个文件系统
s = umount(special) 卸装一个文件系统
s = sync() 将缓冲区中的数据块回写到磁盘
s = chdir(dimname) 改变当前工作目录
s = chroot(dirame) 改变根目录
保护s = chmod(name, mode) 改变文件的保护位
uid = getuid() 获取调用进程的uid
gid = getgid() 获取调用进程的gid
s = setgid(uid) 设置调用进程的uid
s = setgid(gid) 设置调用进程的gid
s = chown(name, owner, group) 改变文件的所有者及其所在的组
oldmask = umask(complmode) 改变模式屏蔽码
时间管理seconds = time(&seconds) 获取当前时间，以1970年1月1日为起点
s = stime(tp) 设置当前时间，以1970年1月1日为起点
s = utime(file, timep) 设置文件的“上次访问”时间
s = times(buffer) 获取用户和系统所使用的时间
1.4.1 进程管理的系统调用
MINIX 3中，fork是创建一个新进程的唯一途径。fork实际上创建的是原进程的一个副本，包括文件描述符、寄存器的值等，所有内容都是完全相同的。在调用fork后，原进程和新进程(即父进程和子进程)各自执行，互不相关。
在执行fork时，两个进程的所有对应变量都具有相同的值，但由于父进程和子进程的地址空间是相互独立的，因此在fork执行之后，如果其中一个进程的变量值发生了变化，并不会影响到另一个进程(代码段是不可修改的，由父、子进程共享)。
在正常情形下，如果fork函数的返回值为0，则表明当前进程是子进程；如果返回值为一个正整数，则表明当前进程是父进程，而该整数即为子进程的标识号PID，因此，尽管在调用fork函数后，父进程和子进程的内容是完全相同的，但是通过这个函数的返回值，还是可以将父进程和子进程区分开来。
对于一个shell，首先从终端读取一条命令，然后创建一个子进程来执行该命令，并等待子进程执行完毕，然后再读取下一条命令。为了等待子进程结束，父进程会执行一个waitpid系统调用，该调用将使父进程阻塞，直到子进程结束。第二个参数statloc指向的是子进程的终止状态值所在的内存单元。
当用户键入一条命令时，shell首先创建一个新进程。这个子进程必须执行该用户命令，这是通过execve 系统调用来实现的，它将用第一个参数所指定的可执行文件来替换当前的内核映像。
一个高度简化的shell框架如下：
#define TRUE 1
while(TRUE){
type_prompt(); /* 在屏幕上显示提示符*/
read_command(command, parameters); /* 从终端读取输入*/
if(fork() != 0){ /* 创建子进程*/
/* Parent code. */
waitpid (-1, &status, 0); /* 等待子进程退出*/
}else{
/* Child code. */
execve(command, parameters, 0); /* 执行命令*/
}
}
考虑如下一条命令
cp file1 file2
它的功能是为文件file1制作一个副本file2，在shell创建一个子进程后，子进程将查并执行程序cp，同时向它传递执行的参数：源文件名和目标文件名。
cp程序的主函数格式如下：
main (argc, argv, envp)
参数argc是命令行中的参数个数(包括程序名在内)，对于上述例子，argc为3。
参数argv是一个指向数组的指针，该数组的第i个元素就是命令行中的第i个字符串。对于上述例子，argv[0]为“cp”，argv[1]为“file1”，argv[2]为“file2”。
参数envp是一个环境指针，环境是一个字符串数组，其中每个元素形如name=value，将各种环境信息传递给程序，如终端类型、主目录名等。
当一个进程完成任务后，可以用exit系统调用来结束运行。这个系统调用只有一个参数，也就是退出的状态值(0-255)。这个值通过waitpid系统调用中的staloc，返回给父进程。statioc的低字节存放结束状态，0表示正常退出，其他值表示不同的错误类型。statloc的高字节包含子进程的退出状态(0-255)。
MINIX 3中，进程的内存空间被分为三个部分：代码段(text segment，即程序代码)、数据段(data segment，即变量)和栈段(stack segment)，数据段从下往上增长，而栈从上向下增长。在这两者之间是空闲的地址空间。栈的增长是随着程序的执行自动进行的，而数据段的扩展则需要通过brk系统调用来显式地完成，brk有一个参数来指定数据段的结束地址，它可以比当前值大(表示扩展数据段)，或是比当前值小(表示缩小数据段)。当然，这个参数必须小于栈指针，否则栈和数据段将会重叠，这是不允许的。
出于程序员的方便考虑，系统\提供了一个库函数sbrt来改变数据段的大小，它只有一个参数，即数据段的增加量(以字节为单位，负数表示缩小数据段)。
下一个系统调用getpid也非常简单，它返回调用进程的进程标识号PID，如前所述，在调用fork时，只有父进程能够获得子进程的PID，如果子进程想要知道它自己的PID，就必须使用getpid。类似的系统调用包括：getpgrp返回调用进程的组标识号，setsid创建一个新的会话，并将进程组的PID设置为调用者的PID。
最后一个系统调用是ptrace，它主要用来对被调试的程序进行控制。通过ptrace，调试器可以读、写被控进程的地址空间，并进行其他方式的管理。
1.4.2 信号管理的系统调用
对于一个尚未声明愿意接收信号的进程，如果此时它收到一个信号，那么该进程将会被杀死。为了避免这种结局，进程可以用sigaction系统调用来声明它准备接收某种类型的信号，并提供两个参数：一个是信号处理程序的地址，另一个是内存单元，用于保存该信号的原先处理程序的地址。在执行完sigaction系统调用后，如果进程收到相关类型的信号，那么就会把进程的当前状态压入栈中，然后调用相应的信号处理程序。当信号处理程序结束后，就调用sigreturn函数，返回到被此次信号所打断的指令，继续往下执行。
在MINIX 3中，信号可以被阻塞。被阻塞的信号一直被挂起，直到阻塞解除。在这段时间内，它不会被传递，但也不会丢失。sigprocmask系统调用允许进程通过提交一幅位图的方式，来定义一组被阻塞的信号集合。进程可以使用系统调用sigpending来查询当前因阻塞而挂起的信号集。sigsuspend系统调用允许进程去设置阻塞信号的位图并将其挂起。
程序可以使用常量SIG_IGN来忽略指定类型的信号，或者使用SIG_DFL来恢复默认的信号处理程序。有以下命令，其功能是让shell创建一个后台进程：
command &
对于这个后台进程来说，它不希望被SIGINT信号打扰(该信号由CTRL-C组合键产生)，因此shell程序在执行fork之后、exec之前，需要执行：
sigaction(SIGINT, SIG_IGN, NULL);
和
sigaction(SIGQUIT, SIG_IGN, NULL);
这两条命令来忽略SIGINT和SIGQUIT信号(SIGQUTT信号由CTRL-\组合键产生)。对于前台进程(即命令中不带&)，这些信号不能被忽略。
再来看一下后台进程的例子，假设一个后台进程已被启动，但随后发现它应被终止，此时SIGINT和SIGQUIT都已被禁用。解决方案就是使用kill程序，该程序将使用kill系统调用来发送一个信号。当后台进程收到信号9(SIGKIL)时，该进程将被撤销。SIGKILL不能被捕获或忽略。
对于许多实时应用，当一个进程在运行一段时间间隔后，需要发生一次中断，以进行其他的一些处理。对此，系统提供了alarm系统调用。alarm的参数指定了一个时间间隔，以秒为单位。一旦进程的运行时间超过了该时间间隔，就会收到一个SIGALRM信号。在任意时刻，一个进程只能设定一个警报时钟。如果alarm的参数为0，则所有挂起的SIGALRM信号都被取消。
在某些情形下，一个进程在信号到达之前无须进行任何操作。可以使用pause系统调用，通知MINIX3把当前进程挂起，直至信号到来。