Linux基础教程(清华课件)

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清华大学计算机基础教育课程系列教材 汤荷美董渊李莉程志锐编著

Linux基础教程（1）
操作系统基础

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第2章 处理机管理

2.1 作业
2.2 进程
2.3 线程
2.4 小结
习题

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提高处理机（CPU）的使用率，使它尽可能处于工作
状态，是操作系统管理功能的主要目标之一。
在Linux系统中，提高处理机使用率的技术措施主
是多道和分时，处理机在进程之间切换，按照一定
的规则轮流执行每个进程。对于单个处理机的系
统，这些进程宏观上看似并行执行，而微观上来看
仍然是串行执行的，这种执行方式被称为并发执
行。操作系统通过并发控制机制，对处理机进行分
配、调度，在保证每个进程都得到公平合理执行的
同时，使系统中的各种资源得到充分的使用。
本章主要围绕处理机管理展开，着重介绍进程的概
念，同时也包括相关的两个基本概念：作业和线
程。

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2.1 作业

作业是用户向计算机系统提交一项工作的基本单位，
是用户在一次事务处理或计算过程中要求计算机所
做工作的总和。
作业和程序是两个相互联系而又不同的概念。如果一
次业务处理可以由某一个程序完成，就是说这个业
务处理只要提交这一个程序就够了，这种情况下，
这个程序就是一个作业。通常，完成一次业务需
由多个程序协同完成，这时，多个程序、这些程序
需要的数据以及必要的作业说明一起构成一个作
业。系统通过作业说明书或者作业控制语句(JCL)
控制程序和相应的数据执行，完成整个业务处理。

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按照对作业的处理方式，可以分为联机、批处理等作
业。
Linux系统中的shell提供了操作系统和用户之间的联
机命令接口。
Linux的shell同时提供了程序级接口。用户通过提交
一个命令或一个命令序列以批处理方式执行特定的
操作（详见本书第2部分）。
在Linux分时批处理系统中，也可以根据对作业执行
时的响应特征分为前台作业和后台作业。
在多用户系统中，多个用户、不同类型的作业可能同
时请求执行，控制和管理这些作业，协调它们之间
的关系，就是作业调度，作业调度是处理机调度的
一部分。

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2.2 进程

计算机内存中同时存放多个相互独立的已经开始运行
的程序实体，大家按照某种规则轮流使用处理器，
这是现代多道操作系统实现资源共享，提高系统资
源利用率的主要方式。描述这些程序实体的概念就
是进程。
在多道情况下，每个进程独立地拥有各种必要的资
源，占有处理机，独立地运行。在多道系统中，同
时存在多个进程，所以当某个进程进入等待状态
时，操作系统将把处理机控制权拿过来并交给其他
可以运行的进程。进程之间存在着相互制约、相互
依赖的约束关系。

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一种最糟糕的情况是所有进程都拥有部分资源，同时
在等待其他进程拥有的资源，这样，大家都无法运
行，进入一种永久等待的状态，这种情况称为死
锁，死锁是对系统资源极大的浪费，必须设法避
免。
本节着重讨论现代多道操作系统中的核心概念——进
程，这是理解操作系统工作原理的基础和关键。首
先介绍单个进程的状态、状态转换的条件和控制原
语、进程在系统中的静态描述等，接着介绍多个进
程之间的约束关系，由此引出进程间通信的概念，
通信是协调、解决进程间约束关系的惟一手段，这
种约束关系处理不当造成的最严重的后果就是死
锁。

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2.2.1 进程的概念
进程（process）的概念最早出现在60年代中期，用
于多道系统，在Linux系统中，进程也称为任务
（task）。简单地讲，进程就是正在运行的程序，
更为严谨的表达是，进程是一个具有一定独立功能
的程序关于某个数据集合的一次运行活动。
进程的概念对于理解操作系统有决定性的意义，而真
正理解进程，必须了解它的基本性质。
进程是操作系统分配资源和进行调度的独立单位，具
有独立性。同时，具有动态性。多道系统中同时存
在多个进程，这些进程拥有各自的资源，各自独立
地执行，对于单处理机系统，进程宏观上同时运行
而微观上是依次执行，这种情况称为并发执行。

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1. 进程和程序
进程和程序是一对相互联系的概念。程序是指令的有
序集合，是一个静态的概念，描述完成某个功能的
一个具体操作过程，而进程是程序针对某一组数据
的一次执行过程，更强调动态特征。一个完整的进
程，包括程序、执行程序所需要的数据，同时还必
须包括记录进

程状态的数据资料。
在多道分时操作系统中，按照时间片轮流在各个进程
间切换。对于单处理器系统，每一个时刻只能有一
个进程在执行，当分配给该进程的时间片用完之
后，不管该进程运行到什么程度，都必须立即停
止，然后让出处理器资源，下一个进程进入执行状
态。

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让出处理器的进程必须记录好正在运行的状态，包括
寄存器、堆栈等各种信息，这些信息保证当处理器
下次切换到这个进程的时候，进程能够正确地从上
次执行到的位置继续往下执行。
一个程序在处理相同或不同的操作数据时可以同时对
应于多个进程。一个进程也可以包含多个程序，某
个程序在运行过程中，可能同时会调用到多个其他
程序，这些具有调用关系的多个程序共同构成一次
完整的运行活动，即一个完整的进程。

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举一个直观的例子。我们在Linux系统下使用编辑器
vi进行编辑，同时打开多个窗口，编辑多个不同名
称的文件，vi编辑器是一个可执行程序，不同的文
件就是不同的操作数据，而对应于这些文件同时打
开的每一个编辑窗口就对应着一个进程，每一个进
程都处于不同的状态。
如果说程序是提供计算机操作的一组工作流程的话，
进程就是具体的工作过程，按照同样的工作流程，
针对不同的原料，可以同时开始多个工作过程，得
到多种不同的成品。这种工作流程和工作过程的关
系就可以类比为程序和进程的关系。

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2. 进程和作业
作业是用户向计算机系统提交一项工作的基本单位，
是用户在一次事务处理或计算过程中要求计算机所
做工作的总和。进程是一个具有一定独立功能的程
序关于某个数据集合的一次运行活动，是操作系统
分配资源和进行调度的基本单位。
作业是描述用户向系统提交工作任务的实体单位，而
进程是系统完成工作任务时程序执行的实体单位。
从这个角度讲，他们处于不同的层次，作业描述用
户和操作系统之间的任务委托关系，而进程描述操
作系统内部任务的具体执行过程。一个用户的任
务，即作业，由用户提交给系统，必须以进程的形
式具体完成。

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对于批处理系统，通常，作业放在外存中专门的作业
队列中等待进入内存执行，要经过一次宏观调度，
由外存进入内存

，以进程的形式运行。而对于
UNIX/Linux这样的分时系统，没有宏观调度，作
业不经过调度，直接进入内存，以进程的形式开始
运行。任何一个进程，都存在于内存中，并且是已
经开始运行的动态实体。

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2.2.2 进程描述
我们知道，进程是一个动态的概念，描述程序的一次
运行活动。它存在于系统的内存中，是操作系统可
感知、可控制的动态实体，是系统分配各种资源、
进行调度的基本单位。
1. 进程控制块
现在我们来讨论进程在内存中的静态存在方式。在多
道系统中，处理机在多个进程之间来回切换，每个
进程都会在暂停、运行这两种状态之间来回转换。
当一个进程在处理机切换过来重新进入运行状态
时，它必须严格精确地接着上次运行的位置继续进
行，进程的静态描述可以保持切换现场，确保准确
衔接，保证进程调度的实现，顺利完成程序所规定
任务。

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进程切换现场称为进程上下文(context)，包含了一个
进程所具有的全部信息，一般包括：进程控制块
（Process Control Block，PCB）、有关程序段和
相应的数据集，具体组成见图2.1。程序段是某个
进程执行的相关指令集合，和静态的程序段有明确
的对应关系，相应数据集是这个程序段正在操作的
那部分数据，PCB是记录进程各种状态的数据体，
PCB是操作系统管理感知、控制进程的数据实体，
通过它，就可以找到进程的程序段和数据集，系统
正是通过PCB来控制进程的。一般来讲，PCB记录
着进程的所有资料，是全部或部分常驻内存的，
PCB记录着程序段和数据集的地址指针，通过这些
指针，就可以得到具体的指令和数据。

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PCB记录了进程的全部控制信息，一般较庞大而复
杂，它可以按照功能大概分成四个组成部分：进程
描述信息、进程控制信息、进程相关的资源信息和
CPU现场保护结构（如图2.1）。

图2.1 进程描述数据关系示意图（进程上下文）

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2. Linux的PCB
Linux系统的进程控制块PCB用一个称为task-struct
的结构体来描述。
(1) 进程描述信息
通过进程描述信息，Linux系统可以惟一地确定某一
个进程的基本情况，可以了解该进程所属的用户及
用户组等信息，同时还能确定这个进程与所有其他
进程之间的关系。这些描述信息包括：进程

号、用
户和组标识以及描述进程家族关系的连接信息。

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①进程号（pid，process identifier）
Linux系统为每一个进程分配一个标识号，通过这个
标识号识别、控制、调度这个进程，别的进程也通
过这个标识号来识别这个进程并与之通信，用户也
可以使用操作命令或系统调用通过标识号来控制该
进程。
②用户和组标识（user and group identifier）
Linux系统中有四类不同的用户和组标识，主要用来
控制进程对系统文件的访问权限，实现系统资源的
安全访问。
Linux使用组将文件和目录的访问特权授予一组用
户，一个进程可以同时属于多个组，这些组都被放
在进程的task-struct中的group数组中。

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③连接信息（Links ）
Linux系统中的进程之间形成树状的家族关系，连接
信息记录某个进程的父进程、兄弟进程（具有相同
父进程的进程）以及子进程的信息，描述一个进程
在整个家族系统中的具体位置。
(2) 进程控制信息
进程控制信息记录了进程的当前状态、调度信息、记
时和时间信息以及进程间通信信息，是系统确定进
程的状态、了解进程之间的关系、进行进程调度的
主要依据。
①进程当前状态
进程的生命周期中，总是不停地在各种状态之间转
换，有关进程的状态及转换规则，在下一小节讨
论。

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②调度信息
系统的调度程序利用这部分信息决定哪一个进程应该
运行，包括优先级、实时优先级、计数器和调度策
略。
③记时信息
包括时间和定时器，给出进程占有和利用CPU的情
况，是调度的依据，也是进行统计、分析以及记费
的依据。
④通信信息
多个进程之间通信的各种信息也记录在PCB中。
Linux支持典型的UNI 进程间通信机制——信号、
管道，也支持System Ⅴ通信机制——共享内存、
信号量和消息队列。

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(3) 进程资源信息
Linux的PCB中包含大量的系统资源信息，这些信息
记录了与该进程有关的存储器的各种地址和资料、
文件系统以及打开文件的信息等等。通过这些资
料，进程就可以得到运行需要的相关程序段以及必
要的数据。
(4) CPU现场信息
进程的静态描述必须保证一个进程在获得处理机并重
新进入运行状态时，能够精确地接着上次运行的位
置继续进行。相关程序段和数据集

以及处理机现场
（或处理机状态）都必须保存。处理机（CPU）现
场信息一般包括处理机的内部寄存器和堆栈等基本
数据。

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task-struct是Linux系统的进程控制块（PCB），通
过对PCB的操作，系统为进程分配资源并进行调
度，最终完成进程的创建和撤销。系统利用PCB中
的描述信息来标识一个进程，根据PCB中的调度信
息决定该进程是否应该运行。如果这个进程要进入
运行，首先根据其中的CPU现场信息来恢复运行现
场，然后根据资源信息获取对应的程序段和数据
集，接着上次的位置开始执行，同时通过PCB中的
通信信息和其他进程协同工作。

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2.2.3 进程状态及转换
系统通过PCB对进程进行控制，进程不断地在不同的
状态之间转换。
1. 进程的基本状态
在分时系统中，一个进程拥有了所需要的全部资源，
就可以开始执行，当分配的时间片结束，让出CPU
资源，这种只要能够占有CPU就能进入执行的状态
称为就绪状态。有时，多个进程之间互相制约，某
个进程必须等到某个事件发生（才能够竞争CPU资
源，这是等待状态，当等待的事件发生之后，这个
进程被唤醒，由等待状态进入就绪状态，直到获得
CPU才开始执行。等待状态、就绪状态和执行状态
是一个进程所具有的最基本的三种状态，见图
2.2。

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图2.2 进程基本状态及转换示意图

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2. Linux系统进程状态
Linux系统的2.2.16版本进程共有六种状态，包括运
行状态、可中断等待状态、不可中断等待状态、僵
死状态、暂停状态和交换状态，而在2.4.0版本中取
消了交换状态，加入独占状态。
表2.1 Linux系统（2.2.X—2.4. 版本）进程状态表

进程状态 值 说明

TASK-RUNNING 0 运行态

TASK-INTERRUPTIBLE 1 等待态，可中断

TASK-UNINTERRUPTIBLE 2 等待态，不可中断

TASK-ZOMBIE 4 僵死态

TASK-STOPPED 8 暂停态

TASK-SWAPPING 16 交换态（2.4. 版本已取

TASK-EXCLUSIVE 32 消）
独占态

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(1) 运行状态（running）
Linux系统中的运行状态实际包含了上述基本状态中
的执行和就绪两种状态，进程到底是正在运行还是
处于就绪状态准备运行，要靠当前是否占有CPU资
源来区分。
(2) 等待状态
Linux系统把基本的等待状态进一步细化为可中断的
等待态和不可中断的等待态两种。处于这种状态的
进程都在等待某个事件或某个资源，可中断等待状
态的进程可以被信号唤醒而进入就绪状态等待调
度，而不可中断等待状态的进程是因为硬件资源无
法满足，不能被信号唤醒，必须等到所等待的资源
得到之后由特定的方式唤醒。

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(3) 僵死状态（zombie）
由于某些原因进程被终止，这个进程所拥有的内存、
文件等资源全部释放之后，还保存着PCB信息，这
种占有PCB但已经无法运行的进程就处于僵死状
态。
(4) 暂停状态
处于暂停状态的进程，一般都是由运行状态转换而
来，等待某种特殊处理。比如处于调试跟踪的程
序，每执行到一个断点，就转入暂停状态，等待新
的输入信号。
(5) 交换状态
处于交换状态的进程正在执行内存、外存的交换工
作。这个状态在2.2. 版本的内核中基本已经不使
用，在2.4. 版本中没有这种状态。

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(6) 独占状态
它应该是等待状态的一种，处于独占状态的进程位于
等待队列中，当等待的事件发生时，只有处于这种
状态的进程被唤醒，其他处于可中断和不可中断等
待状态的进程则继续等待。Linux 2.4引入独占状态
后，如果事件发生，只唤醒处于独占状态的那一个
进程，这就可以大大提高Apache这类Web应用的效
率，使Linux更适合网络服务器的角色。
来看Linux系统进程的状态转换情况。采取一定的简
化措施：按照进程是否占有处理机为依据，把进程
的运行状态分为执行和就绪两种状态；等待状态统
一考虑，不再区分是否可中断，独占状态也作为一
种等待状态处理；不涉及交换状态。见图2.3。

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图2.3 Linux系统进程状态及转换示意图
图2.3同时也记录了一个进程在整个生命周期的变化
过程。从图的左下方开始看，系统在某种特定的情
况下，响应某个要

求，首先分配各种资源，创建一
个新的进程，进程进入就绪队列。

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所有的进程必须在就绪之后，才有资格竞争CPU，
进入运行状态。这样，进程的整个生命周期中，大
致的转换路径总是沿着三个闭合回路进行。
就绪状态和执行状态形成第一个回路。进程进入就绪
态，放入可执行队列等待，一旦被调度函数选中，
就切换现场，进入运行状态，等自己的时间片耗尽
之后，马上保护现场，让出CPU，转入就绪状态，
等待新的调度。
执行状态、等待状态和就绪状态形成第二个回路。处
于执行状态的进程，有时需要等待某个事件或某种
资源的发生，这时，继续占有CPU也无法开展工
作，就转入等待状态，CPU由下一个被调度的进程
占有。当等待进程所等待的事件发生后，等待进程
被唤醒，进入就绪状态。

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执行状态、暂停状态和就绪状态构成第三个回路。当
接收到某种特殊的信号，比如SIGSTOP （Linux的
停止信号）时，处于执行状态的进程放弃CPU，保
护现场之后，进入暂停状态，直到获得另外一个特
殊的信号才进入就绪状态。
一个处于执行状态的进程调用退出函数exit之后，进
程就会进入僵死状态，这种状态下，进程释放了
PCB之外的所有系统资源。也就是说，它在系统中
只留下这个进程的一个PCB。
僵死进程的父进程通过PCB了解到该进程所处的状态
后，采取相应的处理措施，回收PCB，这个进程就
完成了它的使命，从僵死走向彻底消亡，上图右上
方的虚箭头表示了这种结局。

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2.2.4 进程控制
进程控制，是指对系统中的全部进程实施有效的管
理，使得进程能够及时创建、撤销，正确地完成进
程各状态之间的转换，使得多个进程高效率并发执
行，达到系统资源高度共享的目的。
进程状态之间的转换转换通常由三种不同的方式控
制：进程控制原语、系统核心函数（比如调度）、
和外部事件发生（比如中断）。
这里说的所谓原语，指系统状态下执行的一些具有
特定功能的程序段，这些程序段具有“原子性” ，
是执行过程中不可分割的最小单位。用于进程控制
的原语有：创建原语、撤销原语、阻塞原语、唤醒
原语等。

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(1) 创建原语
进程创建原语用于建立一个新的进程，这个新进程可
以由内核调用

进程创建原语建立，也可以由父进程
执行进程创建原语生成一个子进程，子进程还可以
生成子进程，以形成树形进程家族结构。进程创建
原语的主要任务是形成进程的PCB，因此，调用
者必须提供有关的参数，例如进程名、进程优先
级、进程正文段起始地址、资源清单等。
(2) 撤销原语

当一个进程完成了指定的任务或由于某种错误导致异
常终止时，要撤销这个进程以便释放进程占用的资
源。进程撤销原语根据调用者提供的信息，找到指
定的进程，回收其占用的资源和PCB。

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(3) 阻塞原语
当正在运行的进程需要等待某一事件，由自己调用阻
塞原语把自己阻塞起来成为等待状态。阻塞原语主
要完成保护CPU现场的工作，即首先中断处理机
保存该进程的CPU现场，然后把被阻塞的进程置为
等待状态，插入到相应的等待队列，最后转入进程
调度程序，从就绪队列中选择一个进程投入运行。
(4) 唤醒原语
当处于等待状态的进程所等待的事件出现时，由发现
者进程调用唤醒原语唤醒被阻塞的进程。
进程控制原语由系统执行。同时，操作系统还提供了
一些用于进程控制的系统调用和操作命令，用户可
以通过程序或者命令的方式控制进程。

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2.2.5 进程约束
现代操作系统中，程序并发执行，多个进程各自独立
地运行，同时竞争和共享系统中有限的资源，这种
竞争与合作构成了系统进程之间的约束关系。每个
进程独立地申请和释放系统资源，把申请某一类资
源的进程称为该类资源的消费者，把释放同类资源
的进程称为该类资源的生产者，就得到描述进程约
束关系的一般模型：生产者－消费者问题，也称为
有界缓冲区问题。
比较简单的情况，两进程共享一个长度为N （N>0）
的有界缓冲区，一个进程Pp往缓冲区中送数据，是
生产者，另一个进程Pc从缓冲区中读取数据，是消
费者，如图2.4，下面来讨论它们间的约束关系。

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图2.4 简单的生产者－消费者问题

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首先，生产者进程Pp和消费者进程Pc共享同一个有
界缓冲区，对这个缓冲区的操作必须是独占的。这
种不允许多个并发进程交叉执行的资源称为临界资
源，临界的程序段资源称为临界部分或临界区。临
界资源是由于不同并发

进程共享某个资源造成的，
不可能通过增加资源的方法解决。这种因为共享某
一公有资源而引起的在临界资源内不允许并发进程
交叉执行的现象，称为进程间的间接约束。
由于对临界资源的共享，而产生了临界区问题。对于
有着临界区问题的并行进程之间必须互斥，以保证
不会同时进入临界区。

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其次，对生产者进程Pp和消费者进程Pc访问共享有
界缓冲区的顺序有严格的要求。具体来讲，这种限
制为：
(1) 消费者进程Pc要接收数据时，有界缓冲区必须至
少有一个单元是满的；
(2) 生产者进程Pp要发送数据时，有界缓冲区必须至
少有一个单元是空的。
这样存在一组相互独立的并发进程，各自的执行结果
互为对方的执行条件，从而限制各进程执行速度的
过程，称为进程间的直接制约。存在直接制约关
系，相互发送消息进行互相合作、互相等待，各自
按照一定的速度向前推进的过程称为同步。

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消费者进程和生产者进程之间因为共享缓冲区，相互
竞争而间接制约，具有互斥关系，同时相互以对方
的运行结果为条件而直接制约，也具有同步的关
系，是一对同时具有竞争和合作的进程。
在并发系统中，进程之间相互制约，具有同步和互斥
是相当普遍的现象。这种进程之间的相互关系，依
靠单个进程自身的力量是无法解决的，必须以进程
间的相互通信为基础，互相发送信息，才能协调解
决。具体的同步、互斥实现方案有很多种，分别基
于不同的通信方式。

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2.2.6 进程通信
进程间通信是协调解决多个进程之间的约束关系，实
现进程共同进展的关键技术，是多道系统中控制进
程并发执行必不可少的机制。进程间的通信有两种
方式：一是互相发送少量的控制信息，一般只传递
一个或者几个字节的数据，进程利用这些简单的信
息，实现互斥和同步，控制运行速度，这种简单的
通信方式被称为进程间的低级通信；另外一种方式
称为进程间的高级通信，基本不涉及进程执行速度
控制，用来在进程之间传递大量的信息，由于这种
通信方式主要用于交换信息，因此，在开发本地
进程间通信的同时，也为远程进程间的通信，和计
算机网络的开发及控制奠定了基础。

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1. 进程通信类型
按照通信进程双方

的地位，可以把进程通信分为：主
从式、会话式、消息或邮箱机制以及共享存储区四
种类型。
(1) 主从式
主进程一方在整个通信过程中处于绝对的控制地位，
它可以直接控制从进程的动作，自由地使用从进程
的资源和数据。
(2) 会话式
一方进程提供服务，另外一方进程在得到服务方的许
可之后，可以使用其提供的服务。在通信过程中，
双方的连接关系固定，客户进程提出服务请求，服
务进程根据情况控制服务的状态和内容。

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(3) 消息或邮箱机制
通信双方具有平等的地位，和现实生活中的邮件类
似。通信双方通过缓冲区或邮箱存放被传送的数
据，不需要建立双方直接的连接关系。申请通信
的发起方进程不管接收方进程的状态，把信息直接
送入双方共享的缓冲区（或者邮箱）中，接收进程
在合适的时机去读取缓冲区（或者邮箱）以接收信
息。
(4) 共享存储区

共享存储区通信方式中，通信双方进程共享内存中的
一段存储空间，共同操作这个存储区，达到数据共
享的目的。通信过程中，数据一直存放在共享存储
区中，不需要移动，因此特别适用于大量数据的传
递。

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2. Linux系统的进程通信
Linux系统提供了多种通信机制，利用这些机制，可
以方便地进行进程之间的相互协调，实现进程的互
斥和同步。
(1) 信号(signal)
信号属于Linux系统的低级通信，主要用于在进程之
间传递控制信号。
信号可以发给一个或多个进程，可以是由某个进程发
出，也可以由键盘中断产生，还可以是由shell程序
向其子进程发送任务控制命令时产生。进程在某些
系统错误环境下也会有信号产生。

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除了两个信号外，进程可以忽略这些信号中的绝大部
分，这两个信号是引起进程终止执行的SIGSTOP
信号和引起进程退出的SIGKILL信号。至于其他信
号，进程可以选择处理它们的具体方式。信号没有
固有的相对优先级。
并不是系统中每个进程都可以向所有其他进程发送信
号，只有核心和超级用户具有此权限。普通进程只
能向具有相同uid和gid的进程或者在同一进程组中
的进程发送信号。信号是通过设置task-struct结构
中signal域里的某一位来产生的。如果进程没有阻
塞信号并且处于可中断的等待状态，则可以将其状
态改成running，若确认进程还处在运行队列

中，
就可以通过信号唤醒它。

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(2) 管道(pipe)
管道是UNI 操作系统传统的进程通信技术。Linux
管道通信包括无名管道和有名管道两种，通过文件
系统来实现。管道也是一种特殊的文件类型，实际
上是通过文件系统的高速缓冲实现的。
两个进程通过管道进行通信时，两个进程分别进行读
和写操作，都指向缓冲区中同样的物理单元，一个
进程写入数据，另一个进程从缓冲区中读取数据，
从而实现信息传递。管道方式只能按照先进先出方
式单向传递信息。管道方式可以用来进行大规模的
数据传递。

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(3) SYSTEM Ⅴ进程间通信
信号量、消息队列和共享内存是UNIX/Linux系统常
用的通信方式。
消息队列用来在进程之间传递分类的格式化数据，共
享内存方式可以使不同进程共同访问一块虚拟存储
空间，通过对该存储区的共同操作来实现数据传
递，信号量主要用于进程之间的同步控制，通常和
共享内存共同使用。
这三种方式在系统中是作为一个整体实现的。
共享内存是这三种方式中通信效率最高的，它在进程
的虚拟空间中进行，而且不需要数据的移动也可以
实现大规模的数据传递。

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(4) 套接字(socket)
套接字是用来通过网络实现运行于不同计算机上的进
程之间通信的机制。它可以实现数据的双向规模传
递，是整个网络通信的基础。具体的原理和实现与
网络协议等有关，不做具体的介绍。

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2.2.7 死锁
死锁，是指所有并发进程都拥有部分资源，同时都在
等待其他进程拥有的资源，而且在得到对方资源之
前不会释放自己占有的资源，所有进程都进入永久
等待状态而无法运行的情况。死锁是并发进程约束
关系处理不当造成的最严重的后果，是对系统资源
极大的浪费，必须设法避免。
死锁出现的根本原因是系统资源的有限性。并发进程
竞争资源，调度不当，就可能出现死锁的情况，因
此必须采取适当的措施来消除死锁。

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产生死锁的必要条件有四个：并发进程之间是互斥关
系，每个进程必须独占某个系统资源；进程占有的
资源在未结束使用之前，不能被强行剥夺，只能由
该进程自己释放；进程需要的资源采用部分分配的
方式，在等待新资源的同时，继

续占有已分配的资
源；各占有资源的进程形成环路，每一个进程已获
得的资源同时被下一个进程请求。

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解决死锁的方案就是破坏死锁产生的必要条件。方法
分为预防、回避、检测恢复三种。预防指采取某种
策略，控制并发进程对资源的请求，保证死锁的四
个必要条件在系统运行的任何时刻都无法满足。避
免指系统采取某种算法，对资源使用情况进行预
测，使资源分配尽可能合理，避免死锁的发生。这
两种方法需要大量的系统开销，而且系统的资源也
无法得到充分的利用。因此，一般系统都采取检测
恢复的方法，这种方法是在死锁发生之后，根据系
统情况，检测死锁发生的位置和原因，使用外力，
重新分配资源，破坏死锁发生的条件，系统就可以
从死锁状态恢复正常运行，这样的方法只要使用少
量的系统资源，尤其是CPU时间就可以排除死锁。

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2.3 线程

多道处理系统中，进程是系统调度和资源分配的基本
单位，计算机的CPU不停地在不同进程之间切换，
进程切换现场称为进程上下文，每一次切换过程，
系统都要对换出进程的上下文做详细记录，然后恢
复换入进程的上下文。因此，系统的进程管理过程
要耗费相当多的系统资源和CPU时间，尤其是对于
需要频繁进程切换的任务。
针对进程切换的时间和资源耗费问题，为了减少系统
进程切换的时间，提高整个系统的效率，引入了线
程的概念。

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2.3.1 线程的概念
线程是在一个进程内的基本调度单位。线程可以看作
是一个执行流，拥有记录自己状态和运行现场的少
量数据（栈段和上下文），但没有单独的代码段和
数据段，而是与其他线程共享。
多个线程共享一个进程内部的各种资源，分别按照不
同的路径执行，同时线程也是一个基本调度单位，
可以在一个进程内部进行线程切换，现场保护工作量
小。一方面通过共享进程的基本资源而减轻系统开
销，另一方面提高了现场切换的效率，因此，线程
也被称为轻权进程或轻量级进程。许多流行的多任
务操作系统基本都支持线程。

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按照系统的管理策略，线程可以分为用户级线程和系
统级线程（内核级线程）两种基本类型。用户级线
程指不需要内核支持，在用户程序中实现的线程都
需

要用户程序自己完成。系统级线程由内核完成线
程的调度并提供相应的系统调用，用户程序可以通
过这些接口函数对线程进行一定的控制和管理。
用户级线程不需要额外的内核开销，一般只要提供一
个线程库即可，剩下的工作就主要由用户自己负责
了。但是由于用户级线程与系统内核无关，当一个
进程因I/O而被调度程序切换为等待状态时，属于
该进程的某个执行线程可能仍然处于执行状态。
系统级线程的调度由内核完成，不需要更多用户干
预，但要占用更多的系统开销，效率相对低一些。

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线程也是系统中动态变化的实体，它描述程序的运行
活动，在内存中需要记录。线程的记录信息要保证
系统能够准确地进行线程切换。
在线程的生命周期里，线程作为一个基本的执行单位
而存在，不断地在执行和停止的状态之间转换。线
程的基本状态是执行、就绪和等待。
线程的同步是一个相当关键的问题。线程之间的通信
相对容易，而线程间的同步问题需要更仔细地对
待，特别是用户级线程，这个问题相当突出。

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2.3.2线程和进程
进程是操作系统资源分配和系统调度的基本单位，每
一个进程都有自己独立的地址空间和各种资源，线
程也是一种系统调度的基本单位，多个线程可以共
享一个进程的资源，在存储方面，线程占用的资源
更少。
进程的调度主要由操作系统完成，而线程根据其类型
的不同，可以由系统调度（内核级线程），也可以
由用户进行调度（用户级线程）。

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进程调度的过程中要进行切换，切换现场的保护与恢
复要求对进程上下文做完整的记录，要消耗一定的
存储资源和处理机时间；线程共享进程的资源，可
以在进程内部切换，不涉及资源保存和内存地址变
换等操作，可以节约大量的空间和时间资源。因
此，对于切换频繁的工作任务，多线程方式比多进
程方式可以提供更高的响应速度。
多个线程共享同一进程的资源，线程相互间通讯容
易。而进程间通讯一般必须要通过系统提供的进程
间通讯机制。
进程和线程都是用来描述程序的运行活动，是存在于
系统存储区中的动态实体，都有自己的状态，整个
生命周期都在不同的状态之间切换。

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2.3.3 Linux系统的线程
Linux可以同时支持内

核级线程（也称为系统级线
程）和用户级线程。
Linux的系统级线程在表示格式、管理调度等方面与
进程没有严格的区分，都是当作进程来统一对待。
Linux系统级线程和进程的区别主要在于资源管理方
面，线程可以共享父进程的部分资源（执行上下
文）。在Linux系统中，线程共享资源的类型是可
以控制的，系统调用clone里有五种形式的clone：
CLONE-VM （存储空间），CLONE-FILES （文
件描述表），CLONE-FD （文件系统信息），
CLONE-SIGHAND （信号控制表），CLONE-PID
（进程号）。

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Linux的内核级线程和其他操作系统的内核实现不
同。大多数操作系统单独定义描述线程的数据结
构，采用独立的线程管理方式，提供专门的线程调
度，这些都增加了内核和调度程序的复杂性。而在
Linux中，将线程定义为“执行上下文”，它实际只
是进程的另外一个执行上下文而已，和进程采用同
样的表示、管理、调度方式。这样，Linux 内核并
不需要区分进程和线程，只需要一个进程/线程数
组，而且调度程序也只有进程的调度程序，内核的
实现相对简单得多，而且节约系统的用于管理方面
的时间开销。但是，Linux系统使用相对复杂的进
程控制块来记录信息，而线程本身的控制信息很
少，完全可以采用相当简单的线程控制块数据结
构，这就造成了内存空间的一定浪费。

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一个值得注意的问题是，在Linux系统中，专门有一
种称为kernel threads的线程，直译为内核线程，它
和我们这里讨论的系统级线程（kernel level
threads）在Linux系统中是两个完全不同的概念，
它们的区别，将在4.3节“Linux进程调度”中详细介
绍。
Linux支持POSI 标准定义的线程（pthreads），提
供用户级线程支持。利用这样的线程库函数，用户
可以方便地创建、调度和撤销线程，也可以实现线
程间通信，而且这些线程还可以映射为系统级线
程，由系统调度执行。实现用户级线程创建的函数
是pthread-create。

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2.4 小结

进程是现代操作系统的核心概念，它用来描述程序执
行的过程，是实现多道操作系统的基础。和进程联
系密切的概念是程序、作业和线程，正确地区分和
理解这些概念，有助于正确地理解和认识计算机操
作系统本

身。
Linux系统中基本没有区分进程和线程，它们都使用
相同的描述方法，使用相同的调度和管理策略。描
述进程的静态数据是进程控制块PCB。在Linux等
多道操作系统中，程序是并发执行的，进程的个数
总是多于系统CPU的个数，宏观上所有进程同时都
在运行，微观上这些进程轮流使用CPU，在执行、
等待和就绪等基本状态之间转换，直到执行完成。

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习题
2-1 什么是作业？简述Linux系统作业的概念。
2-2 作业、程序和进程有什么区别？
2-3 进程能不能理解为由伪处理机执行的一个程序？
为什么？
2-4 什么是进程间的互斥和同步？
2-5 并发进程间的制约有哪几种？引起的原因分别是
什么？
2-6 Linux系统中的线程有哪几类？分别是如何描述
和管理的？
2-7 访问Internet，了解Linux系统进程控制块的现
状，有哪些改进，你认为改进方案如何？

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第3章 存储管理

3.1 虚拟存储器
3.2 内存管理方式
3.3 80386段页机制
3.4 Linux存储管理
3.5 小结
习题

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每一个要运行的程序，必须首先进入内存，然而，每
一台计算机的内存容量都是有限而宝贵的。存储管
理的任务是方便用户使用存储资源，在有限的物理
空间内使更多的用户进程高效地获得和使用尽可能
多的存储空间，从而提高系统的整体性能。

现代操作系统中普遍采用基于虚拟存储器的概念来统
一管理内存和外存，实现逻辑上的大容量存储空
间。

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本章首先介绍虚拟存储器的基本概念及使用虚拟存储
器的依据和出发点——局部性原理，即在程序的运
行过程中，总是集中地访问某一个程序段。根据这
样的原理，可以把物理内存按照一定的规则划分为
小部分，每次只装入某个进程必要的一部分内容就
开始运行，在运行过程中，再根据需要装入新的内
容。不同的划分规则形成不同的存储管理技术，我
们简单介绍分区、页式、段式和段页式管理的基本
思想。接着介绍Intel 80386硬件存储管理机制，最
后学习Linux系统在这种硬件平台的基本存储管理
机制。

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3.1 虚拟存储器

计算机系统的存储器分为内存（主存）和外存（硬
盘）。内存的价格昂贵，速度高，存储容量有限；
外存价格便宜，

速度慢，存储容量很大，适合于存
放大量数据。为了使更多的用户进程合理、充分地
使用存储资源，操作系统统一管理内存和外存，即
把内存中暂时不用的内容放在硬盘上，内存中就可
以腾出一部分空间，可以从硬盘装入其他迫切需
的内容。因此，从效果上看，计算机系统好像为用
户提供了一个其存储容量比实际主存大得多的存储
器。人们称这个存储器为虚拟存储器。

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3.1.1 局部性原理
实验证明，在几乎所有进程的执行过程中，某一个特
定的时间段中，CPU不是随机地访问整个程序或数
据，而是集中地访问程序或数据的某一个部分。进
程的这种访问特性称为局部性原理。
与CPU访问该局部内的数据和代码的次数相比，局
部段的变化很缓慢，正是基于这样的原理，我们才
有可能实现虚拟存储管理。把进程的所有内容划分
为一个个小的部分，首先只把系统所必需的部分数
据装入内存，其余部分就放在外存中，开始运行之
后，再把所需要的其他部分换入内存，同时把不再
需要的部分从内存中换到硬盘或者清除掉。当然，
与之相配合，实际的内存也要划分为对应的小部
分。

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这种内外存之间的数据交换对用户进程来讲是透明
的。从用户进程的角度来看，系统好像提供了一个
很大的内存一样，整个进程都能装进去而且正常运
行，这种逻辑上的大容量存储空间就可以称为虚拟
存储器。实际上，是操作系统的存储管理起了作
用，用多次内外存数据交换的时间换来了大容量的
并不真正存在的（虚拟的）内存。因此，可以想
象，访问虚拟存储器的速度要比访问真正内存的速
度要慢。

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3.1.2 虚拟地址和虚拟地址空间
内存中同时存在多个进程，每个进程的地址都是以0
地址作为起始地址的虚拟地址空间，这个虚地址空
间可以是线性的（一维的），也可以是多维的，这
要取决于系统采用的存储管理方式。进程中的每一
个指令和数据在这样的虚地址空间中都有一个惟一
确定的地址，即虚拟地址。
每一个进程都具有各自独立的虚拟地址空间，而整个
系统只有一个物理地址空间。任何一个要执行的进
程，都必须进入真正的内存中，在内存的物理空间
中存在，这就需要在虚拟地址空间和物理地址空间
之间建立适当的映射关系。通过这种映射

关系，逐
部分地把存在于虚拟地址空间中的进程要执行的

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部分放在物理地址空间中，而其他暂时不执行的部
分放在外部存储器中，内外存动态地传递数据，最
终完成整个进程所执行的任务。这种映射，也称为
地址变换，是操作系统在硬件的配合下实现的。
系统中的每一个进程，都有一个惟一的地址映射关
系，也就是说，虚拟地址空间到物理地址空间是一
个多对一的映射关系。这样，不同的进程有不同的
虚拟地址空间和映射变换，可以方便地实现进程之
间的存储保护，避免数据和程序遭受其他进程无意
或者恶意的访问，同时，它们都映射到惟一的物理
空间，可以通过多个进程同时映射同一个物理地址
的方式实现数据和程序的共享。

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3.2 内存管理方式

虚拟存储的每一个要运行的程序，都必须首先进入内
存，但是，每一台计算机的内存容量都是有限而宝
贵的。管理技术，通常是基于局部性原理的，即把
整个进程的虚拟地址空间划分为小的部分，同时把
内存也划分为小的部分，在虚拟地址空间和物理地
址空间之间建立特定的映射关系，进程的内容分批
分期进入内存中特定的位置，其余部分在外存中，
在需要的时候再传递到内存，用内存和外存的统一
管理来实现内存扩充。

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在虚拟存储技术的发展过程中，使用了不同的地址空
间划分方法和映射关系，这些不同的划分和映射对
应于不同的存储管理方式，本节介绍几种能够实现
虚拟存储的地址空间划分方式。

3.2.1 页

把进程的虚拟地址空间划分为相等大小的部分，每个
部分称为页（page），同时把物理内存空间也按照
页的大小划分为小的部分，称为页面（page
frame，也称为页架或页框）。对于80386体系，页
和页面的大小都为4K字节。

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在页和页面之间建立一一映射关系，连续的一维虚拟
地址空间可以分别存放在不同物理空间中，因此，
物理存储中，每个页面内部地址连续，而页面之间
的地址可以是不连续的。页和页面之间的映射关系
记录在一个表格中，这样的表称为页表。每一个进
程使用惟一的页表，页表的每一项数据称为页表
项，表示虚拟空间中某一页和实际物理空间中某一
页面的对应关系，页表也存储在物理空间内，

如图
3.1所示。

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图3.1 页式管理:页表（左）及相应的页、页面对应关
系（右）示意图

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从上图可以看出，连续的一维虚拟空间经过变换，映
射到物理空间中不连续的页面中。利用分页机制实
现虚拟存储管理称为页式存储管理。管理过程中，
内外存的数据传递是以页为单位。页式管理采用请
求调页或者预调页技术实现内外存的统一管理，内
存中同时只存放少量经常执行或者即将执行的页，
而其他不经常使用或暂时不会执行的页，存放在外
存中，等需要的时候再调入内存。
利用分页技术将一维连续虚拟空间划分为一个个页，
进程的虚拟地址由两个部分组成：页号P和页内地
址（偏移量）W。这两个部分的虚拟地址经过地址
变换后，映射到物理内存的对应单元。具体的地址
变换过程如图3.2所示。

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图3.2 页式内存管理地址变换示意图

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操作系统为每一个进程维护一个独立的页表，进程正
在执行的时候，页表信息记录在页表控制寄存器
中，系统根据寄存器的值得到该进程对应页表的地
址，同时利用页号，就可以得到该页对应的页表
项。查找页表，获得了页表所映射的页面号，由页
面号和页内地址，就可以直接找到内存中的对应存
储单元。
在整个变换过程中，需要两次访问物理内存，第一次
是查找页表，第二次是获取数据。为了提高效率，
硬件一般提供一个高速的联想寄存器，构成一个快
表（translation lookaside buffer），把当前进程中
经常使用的页表项放在快表中，地址变换过程中，
首先访问快表，如果该页表项存在于快表中，就

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可以直接得到对应的页面号，如果不在快表中，再
去查找页表得到页面号，快表的访问速度要比内存
快得多，这样就可以提高内存的访问速度。
采用页式管理，实现了进程的程序和数据非连续存
放，对内存和外存统一管理，得到更大的虚拟存储
空间，可以同时容纳和运行更多的进程，有利于系
统整体性能的提高。缺点是增加了系统开销，而且
需要一定的硬件支持。由于虚拟空间是连续的，整
个进程按照一维地址顺序排列，同一个程序段在分
页的过程中，可能分别位于不同的页中，代码和数
据的共享比较困难。

--

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3.2.2 段
段式管理的基本思想是把整个程序按照逻辑结构划分
为不同的段，每个段可以是一个函数（过程）或者
数据，有自己的名称，段大小是不相等的，段与段
之间不存在顺序关系。这样，进程具有一个二维的
虚拟空间。
内存的管理以段为单位，把正在执行的段放在内存
中，其他段暂时放在外存中，当需要执行时再传递
到内存中。这样，也可以实现大容量的虚拟存储
器。

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段式管理中，进程的虚拟地址是二维的，由段号和段
内偏移地址构成。与页式管理的区别在于，段号是
不连续的，段的大小是可变的。在二维虚拟空间与
物理空间之间需要建立一一映射关系，即地址
变换，这种变换关系记录在一个称为段表的表格
中，系统为每一个进程维护一张段表，通过查找段
表，就可以得到虚拟地址所对应的物理单元。
段式存储管理的优点在于使用了大小可变的虚拟地址
空间划分方法，按照程序的固有逻辑关系来分段，
便于进程之间存储共享。但是，地址变换关系更为
复杂，需要更多的硬件支持，实现起来更为麻烦，
同时也带来了更大的系统开销。

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3.2.3 段页
段页式存储管理，综合利用段式和页式管理的思想，
把整个二维虚拟空间先分段，然后在段内分页。以
页为最小的存储管理单位来实现虚拟存储。一方面
可以按照程序的逻辑关系来划分进程空间的段，另
一方面使用页来存放每一个段的内容，内外存交换
以统一格式和大小的页来进行。
这种管理模式下，虚拟地址要包括三个部分：段号、
页号和页内偏移地址，地址变换也要经过两层次映
射才能够实现，首先从二维虚拟空间映射到一个线
性虚拟空间，然后再从线性空间映射到物理空间。
可以想象，整个变换过程更为复杂，需要大量的硬
件支持和系统开销。

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3.3 80386段页机制

上一节，我们介绍了不同的存储管理方法：页式、段
式和段页式。这些方法的依据都是局部性原理，区
别在于存储空间的划分和映射方法。这些管理方法
都需要一定的硬件支持。本节，针对Linux系统的
主要平台之一Intel 80386 （简称I386）系统，介绍
该系统的段页式硬件支持机制。

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3.3.1 实模式与保护模