微内核，何谓微内核技术在微内核中通常提供了哪些功能

来源：整理时间：2023-09-04 04:44:59 编辑：智能门户手机版

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1，何谓微内核技术在微内核中通常提供了哪些功能
2，操作系统中什么是强内核什么是微内核
3，什么是微内核求操作系统论文微内核
4，微内核定义是什么
5，什么是微内核和宏内核
6，什么是微内核技术SOS

1，何谓微内核技术在微内核中通常提供了哪些功能

把操作系统中更多的成分和功能放到更高的层次（即用户模式）中去运行，而留下一个尽量小的内核，用它来完成操作系统最基本的核心功能，称这种技术为微内核技术。微内核的特点：足够小的内核基于客户/服务器模式应用机制与策略分离原理采用面向对象技术在微内核中通常提供了进程/线程管理低级存储器管理中断和陷入处理

真正需要内核提供的功能只有进程间通信。其他的都可以单拎出来当作服务进程来实现。

何谓微内核技术在微内核中通常提供了哪些功能

2，操作系统中什么是强内核什么是微内核

在资讯科学中，微内核（Microkernel），又称为微核心，是一个最小化的软件程式，它可以提供完整的操作系统功能。微内核结构由一个非常简单的硬件抽象层和一组比较关键的原语或系统调用组成；这些原语，仅仅包括了建立一个系统必需的几个部分；如线程管理，内存管理和进程间通信等。微核的目标是将系统服务的实现和系统的基本操作规则分离开来。例如，进程的输入/输出锁定服务可以由运行在微核之外的一个服务组件来提供。这些非常模块化的用户态服务器用于完成操作系统中比较高级的操作，这样的设计使内核中最内核的部分的设计更简单。一个服务组件的失效并不会导致整个系统的崩溃，内核需要做的，仅仅是重新启动这个组件，而不必影响其它的部分。微内核将许多OS服务放入分离的进程，如文件系统，设备驱动程序，而进程通过消息传递调用OS服务。

现在操作系统都用了微内核技术，至于如何实现这个很复杂，网上应该有资料

操作系统中什么是强内核什么是微内核

3，什么是微内核求操作系统论文微内核

由于操作系统设计的目标和环境不同，内核的大小和功能有很大差别。有些设计希望把内核做行尽量小仅具有极少的必须功能，称为微内核,其他功能在核外实现，通过微内核提供有消息传递机制完成其余功能模块间的联系。微内核结构是现代操作系统的特征之一，这种方法把内核和核外服务程序的开了分离，可为特定应用程序或运环境要求定制服务程序，具有较好的可伸缩性，简化了实现，提供了灵活性，很适合布式系统的构造。

微内核结构是一种新型结构，它体现了操作系统结构设计的新思想，微内核的设计目标是使操作系统的内核尽可能小，使其他的所有操作系统服务一般都放在核外用户级完成。换句话讲，原来的操作系统会做很多事，系统启动后会提供多种服务（这些服务有些是你日常不用的），使用微内核结构的操作系统，内核短小精干，仅提供最基本最必要的服务；除内核以外的功能都可用服务器的形式建立在内核之上，可以方便地设计、开发、集成自己的新系统；加入和修改一个服务不需要停止系统和重新引导内核，安装、调试一个新系统很容易。

什么是微内核求操作系统论文微内核

4，微内核定义是什么

微内核（英文中常译作micro-kernel或者micro kernel）。是一种能够微内核提供必要服务的操作系统内核；百其中这些必要的服务包括任务，线程，交互进程通信（IPC，Inter－Process Communication）以度及内存管理等等。所有服务（包括设备驱回动）在用户模式下运行，而处理这些服务同处理其他的任何一个程序一样。因为每个服务只是在自己的地址答空间运行。所以这些服务之间彼此之间都受到了保护。

将所有非基本部分从内核中移走，并将它们实现为系统程序或用户程序

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5，什么是微内核和宏内核

微内核与宏内核比较内核按照体系结构分为两类:微内核(microkernel)与宏内核(macrokernel). 微内核的系统有WindowNT,Minix,Mach,etc.宏内核的系统有Unix,Linux,etc.通过比较Minix和Linux来比较微内核和宏内核是很有意思的,因为当年两个系统的创始人对两种内核的优劣有过争论. 两个系统的内核是通过进程的创建FORK的实现来比较,因为进程的创建涉及到系统调用,内存管理,文件管理等系统的主要方面.因此通过比较FORK的实现可以大致看到内核的差别. 微内核的代表:Minix 在Minix中，操作系统的内核，内存管理，系统管理都有自己的进程表，每个部分的表包含了自己需要的域。表象是精确对应的，为了保持同步，在进程创建或结束时，这三个部分都要更新各自的表。由内存管理器协调。系统启动后,kernel,mm,fs系统进程在各自的空间运行main()函数循环等待消息 While(TRUE) {… receive(ANY,&mm_in); …} 当一个FORK传给mmmain(),main()调用do_fork(),do_fork()函数把父进程的data segment和stack segment创造了一个精确副本给子进程,并把父进程的text segment 与子进程共享,然后在mm的进程表mproc[]中添加新进程，并设置各属性。添加完后发送消息给kernel(sys_fork(…))和 fs(tell_fs(…)).,kernel中的函数sys_task()接收到系统信息，调用do_fork(message * m_ptr),copy parentproc struct to child.并设置进程在内核进程表中的属性。tell_fs()是内存管理器与文件系统之间的接口，tell_fs(…)调用 _taskcall(…)，文件管理器接收到FORK系统消息，调用do_fork()函数，copy parentfproc struct to child.并设置进程在文件进程表中的属性。这样整个进程的属性就设置完成. 在Minix创建新进程的过程中,可以看到一个很大特点,就是整个系统按功能分成几个部分,各模块之间利用消息机制通信,调用其他模块的函数必须通过目标模块的守护进程调用. 宏内核的代表:Linux 在Linux中,进程的结构如下: Struct task_struct{ pid_t pid; pid_t pgrp; … /* filesystem information */ struct fs_struct *fs; /* memory management info*/ struct mm_struct *mm; … }; 在Linux进程的结构定义中,task_struct包含了所有的信息，包括进程的内存情况，文件系统情况。在创建新进程时，系统调用sys_fork调用do_fork(…)函数. int do_fork(unsigned long clong_flags,… ) { struct task_struct *p; p->pid = get_pid(clone_flags); … /* copy all the process information*/ copy_files(clone_flags,p); copy_fs(clone_flags,p); copy_mm(nr,clone_flags,p); … } 在创建进程时，do_fork函数把所有的工作完成，分配pid…号，拷贝父进程数据段，堆栈段，等等。Linux的进程创建过程是一个完整的过程，直接调用其他模块的函数，而不是消息传递。 Minix与Linux创建新进程的过程比较可以看出二者之间的区别，Minix是建立在分模块之上的，模块之间以信息传递联系。Linux内部也是分模块的，但在运行的时候，他是一个独立的二进制大映像，其模块间的通讯是通过直接调用其他模块中的函数实现的。宏内核与微内核的区别也就在这吧，微内核是一个信息中转站，自身完成很少功能，主要是传递一个模块对另一个模块的功能请求，而宏内核则是一个大主管，把内存管理，文件管理等等一股脑全部接管。从理论上来看，微内核的思想更好些，微内核把系统分为各个小的功能块，降低了设计难度，系统的维护与修改也容易，但通信带来的效率损失是个问题。宏内核的功能块之间的耦合度太高造成修改与维护的代价太高，不过在目前的Linux里面还不算大问题，因为Linux目前还不算太复杂，宏内核因为是直接调用，所以效率是比较高的。

6，什么是微内核技术SOS

操作系统微内核技术研究 (国防科工委指挥技术学院北京101407) (版权归原作者所有) 摘要文章介绍了作者在过击5年中在微内核技术上所做的工作．由于集成电路、计算机网络、分布式处理、多机并行处理、容错等技术的迅速发展，面向单处理机，采用内核不可抢占技术的Unix操作系统已经很难适应硬件技术的发展．为了适应以上技术的发展，Unix操作系统的内核越做越大，越做越复杂．完全丧失了其初始设计目标：系统短小精悍，容易理解．卡内基梅隆大学在美国国防部、国家科学基金的资助下，于1986年推出了一个基于微内核结构的操作系统Math．口：随后．斯坦福大学等研究机构纷纷发表了他们在这个领域所做的工作，各个大公司纷纷推出了基于微内核结构的操作系统、D 微内核技术已成为新一代操作系统体系结构的研究热点．基于微内核结构的操作系统和传统操作系统相}匕，具有以下特点：① 内核精巧．通常内核只由任务管理、虚存管理和进程间通信3个部分组成．传统操作系统内核中的许多部分都被移出内核．采取服务器方式实现；② 面向多处理机和分布式系统．基于微内核的操作系统，在内核中引入了多处理机调度和管理机制，并引入了细粒度并发机制—— 线程，使得多个处理机可以在同一个任务中并行地执行；③ 基于客户／服务器体系结构．在微内核结构的操作系统中，任务间通信机制—— 消息机制是系统的基础，操作系统的各种功能都以服务器方式实现，向用户提供服务．用户对服务器的请求是以消息传递的方式传给服务器的． “八五”期间，耪们在国家“八五攻关项目的支持下，对操作系统微内核技术进行了探入研究，在微内核系统调度技术、存储管理技术、计时模型、微内核系统扩展技术及微内核操作系统原型系统构造方面取得了一些研究成果．本文将介绍这些研究成果. 正文 1 微内核系统调度技术与传统的操作系统内核相比，微内核调度系统中最突出的特征是增加了处理机和处理机集及线程的管理，并且向用户提供了灵活的手段来控翩自己的程序在处理机上的运行．这与进程相比，线程中所带的资源很少，因此，创建线程和撤消线程的开销就比进程小．线程也称为“轻进程．在系统调度中，线程的切换开销也比进程步，但是不同任务中的线程切换会引起任务的切换，在这种情况下，线程和进程的调度开销就变成一样了．为了优化系统效率，减步由于线程切换而弓I起的任务切换，在调度算法中加入了以下代码： IF (所选中的线程和当前运行的城程属于同一十任务) THEN 不做任务切换} ELSE进行任务切换操作} 显然，这种方法在某种情况下会对系统性能有所帮助，但是这种方法在很大程度上属于一种“被动的，或者说是一种“碰运气”的方法．另外，单纯以线程为主的调度算法对用户任务有失公平性，以线程为主的调度算法是完全参照传统操作系统中的调度算法设计而成的．当线程投入运行时，系统为它分配周定大小的时间片，系统中线程按时间片轮转．这样，就产生了公平性问题：如果一个任务中有两个线程，那么，从理论上讲，它将比只用一个线程实现的任务多获得近1倍的处理机时间．在传统的进程调度系统中，一个用户可以通过创建多个进程来获得更多的处理机调度机会，但是，它是建立在增加了创建进程和进程间通讯的系统开销代价的基础上的相比之下，创建线程的开销非常小，同一任务间的线程之闭通讯开销也很小为了解决上述问题，我们提出并实现了一种将传统的任务和新的线程调度机翩相结合的方法：以任务为单位分配时间片(这样可以保证调度的公平性)，在线程调度时，当一个线程不是由于任务时间片用完的原因而放弃处理机时，只要系统中没有高优先级线程，就从本任务中选取线程，从而使得由线程切换而引起的任务切换操作开销达到最小．从目前的发展来看，用户任务的并行粒度越来越小，即用户任务中的线程越来越多，而每个线程所执行的操作会越来越步．因此，使用线程+任务的方法可以有效地减少单纯的以线程为主的系统调度所引起的系统开销． 2 微内核虚拟存储管理技术微内核虚拟存储管理系统弓『入了存储对象(Memory Object)的概念，将物理内存看成外部存储对象的(如磁盘)高速缓存(Cache)，实现了虚拟存储器写时拷贝(Copy onWrite)技术，引入了lazy evaluation技术．定义了虚拟存储器和硬件存储管理机制的接口(Pmap)，实现了与机器无关的虚拟存储系统．虚拟存储器写时拷贝算法是微内核虚拟存储管理系统的核心算法．它的弓f入使得虚拟存储器管理的效率大大提高了一步．但是，它的实现依赖于硬件存储管理机制的页面保护机制，对于一个具有写时拷贝共享属性的存储区，其页面保护被设置成写保护．多个用户可以共享的方式对它进行读操作，但是，当用户试图对这块区域进行写操作时，将产生写保护故障，页面故障管理程序将为用户进程复制物理页面．从而达到写时拷贝的目的．在I386体系结构下，只有用户态页面允许写保护，在其他机器状态下，硬件存取机制将绕过页面保护机翩，直接对页面进行写操作．在这种状态下，写时拷贝算法将失效．而在微内核体系结构中，可能有各种状态下的服务器，如在内核态下运行的服务器．为了解决这个问题。我们引入了写时拷贝和访问时拷贝(Copy oil Reference)相结合的算法．即在用户态上使用写时拷贝算法，在其他状态下使用访问时拷贝算法来替换写时拷贝算法，以解决写时拷周算法失效的问题．访问时拷贝算法的实现依赖于页面保护机制的映页机制．这样，在其他状态下，在设置页面保护时将写保护改成映页即可．新的方法在效率上比写时拷贝算法低，但是比完全拷贝的方法高出许多，特别是与lazy evaluation技术相配合时效率会更高．由于微内核提供的写时拷贝算法是对用户透明的，即对于用户编写的任何状态下的服务器都将使用写时拷贝算法．因此，在I386体系结构下，在非用户态上运行的用户服务器有可能出错，新的算法解决了这个问题． 3 微内核计时模型在传统操作系统中，为统计出每个进程的处理机时间使用量的单元．系统计时一般是放在处理机时钟中断服务程序中．系统 IF (当前盎程处于用户态) 增加当前进程的用户奋处理机时间使用量在每个进程结构中都没有统计进程使用处理机时间般采用如下代码段来进行用户进程的时间统计． ELSE 增加当前进程的系统态处理机时闻使用量由于在传统的操作系统中，操作系统提供的服务完全由操作系统内核来完成。用户通过系统调用进入内核来取得服务．因此，采用上述方法能比较准确地统计出用户所用的处理机时间．但是，这种计时方法是一种比较粗糙的计时方法．每次时钟中断时，它就将一个固定的时间片(时钟中断周期)加入披中断的进程中，而不管该进程是否完全使用了这些处理机对向．由于这种方法实现起来非常简单，系统开销很小，几乎所有的操作系绕都采用了这种方法．在新的操作系统中引入了细粒度的并行执行部件—— 线程。对于线程的计时也采用了和进程相同的方法．为了取得精确的处理机时同统计精度．一些新型操作系统弓『入了新的计时机制．如MACH 3．0中引^了基于时间戳的精确计时机制．在微内核体系结构下．传统的操作系统功能是通过服务器的方式来实现的．服务器和用户任务一样，也作为一个进程运行．当用户进程调用操作系统服务时，微内核通过消息将系统服务的参数传递给操作系统服务器，由操作系统服务器来完成用户请求，并将结果通过消息传递给用户进程．这样，如果采用传统的方法来进行进程的处理机时问统十。就会将操作系统为用户提供服务所用的处理机时间记入服务器中．而不是用户进程中．为了解决这个问题，我们引^了委托线程的概念，建立了新的用户进程计时模型．在客户／服务器模型中，用户通过消息请求服务器的服务，服务器接收用户的消息完成用户的请求，再通过消息将结果传给用户．在这种体系结构下，可看成用户将自己的一部分工作委托给服务器完成，服务器是在为委托线程服务．当用户线程向服务器发出请求时，将用户线程标识传递给服务器，当服务器中的某个线程处理这个请求时，将用户线程标识记^服务器线程结构中的委托线程域中．在系统时钟中断服务程序中增加为委托线程计时的代码。就可将操作系统服务器为用户进程限务的时同计算到用户进程中． IF(当前线程结构中有委托线程) IF(当前线程赴于用户态) 增加委托线程的用户态赴理机时间使用量 ELSE 增加委托线程的系统态处理机时间使用量在多服务器体系结构下，一个用户请求往往需要多个服务器的协同服务，如一个文件读操作，需要文件服务器的服务，如果文件服务器发现数据存放在磁盘中，它就需要请求设备服务器的眼务，设备服务器实际上是在为用户线程服务．因此，在多服务器情况下，当一个服务器向另一个服务器发出请求时，必须将自己的委托线程标识号传递给目标服务器．这样，操作系统为一个线程提供所有服务所使用的处理机时间都将计算到用户线程中击．为了完成以上功能，必须对微内核的消息传递机制进行扩充，使用户在请求服务时能将线程的标识传递给服务器，服务器在接收消息时能接收到委托线程标识．所有这些操作必须对用户透明．微内核的消息传递机制由消息发送和消息接收两部分组成．通过在这两个原语中加入以下逻辑来实现委托线程标识的发送和接收． SEND ： IF(当前线程结构中有委托线程标识) 将委托线程标识传递出去 ELSE 将当前线程的标识传递出击 RECEIVE： IF(当前线程是服务器) 将委托线程号放凡服务器线程结构在发送原语中，可将委托线程标识从一个服务器传递到另一个服务器．在接收逻辑中，通过增加服务器标识的判断可以避免非服务器线程之间的偶发通讯而导致的用户线程的计时错误． 4 结论微内核技术是当今操作系统发展的最新成果．在体系结构方面，它采用了面向对象技术来描述操作系统内核对象，提出并实现了基于客户服务器体系结构的操作系统．在算法方面，提出了许多高教新颖的算法，如线程及处理机调度算法、写时拷贝算法、与硬件无关的存储管理算法以及精确计时算法等等．在国产微内核操作系统COSIX2．0的研制过程中，通过对国外微内核技术的消化和研究，提出并实现了一些新的算法和模型，改进了系统的性能，提高了系统的可靠性，做到了有所继承，有所刨新目前，我们正在进行基于微内核的JAVA虚拟机，支持服务质量(Quality of Services)的调度系统微内核热重启(Hot Restart)技术的研究．以上内容是我们一部分研究工作的总结．