《Linux内核分析》
第八章 可执行程序工作原理进程的切换和系统的一般执行过程
8.1 知识点
进程调度的时机
- ntel定义的中断类型主要有以下几种
- 硬中断（Interrupt）
- 软中断/异常(Exception)
- 故障(Fault)
- 退出(Abort)
- 陷阱(Trap)
- schedule()函数选择一个新的进程来运行，并调用context_switch进行上下文的切换，这个宏调用switch_to来进行关键上下文切换
- next = pick_next_task(rq, prev);//进程调度算法都封装这个函数内部
- context_switch(rq, prev, next);//进程上下文切换
- switch_to利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，next指向被调度的进程
- Linux系统的一般执行过程
- 最一般的情况：正在运行的用户态进程X切换到运行用户态进程Y的过程
- 1.正在运行的用户态进程X
- 2.发生中断——save cs:eip/esp/eflags(current) to kernel stack,then load cs:eip(entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack).
- 3.SAVE_ALL //保存现场
- 4.中断处理过程中或中断返回前调用了schedule()，其中的switch_to做了关键的进程上下文切换
- 5.标号1之后开始运行用户态进程Y(这里Y曾经通过以上步骤被切换出去过因此可以从标号1继续执行)
- 6.restore_all //恢复现场
- 7.iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
- 8.继续运行用户态进程Y
- 最一般的情况：正在运行的用户态进程X切换到运行用户态进程Y的过程
- 几种特殊情况
- 通过中断处理过程中的调度时机，用户态进程与内核线程之间互相切换和内核线程之间互相切换，与最一般的情况非常类似，只是内核线程运行过程中发生中断没有进程用户态和内核态的转换；
- 内核线程主动调用schedule()，只有进程上下文的切换，没有发生中断上下文的切换，与最一般的情况略简略；
- 创建子进程的系统调用在子进程中的执行起点及返回用户态，如fork；
- 加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；
- ch_to利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，next指向被调度的进程
8.2 核心代码分析
context_switch代码
static inline void context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct task_struct *next)
{
struct mm_struct *mm, *oldmm;
prepare_task_switch(rq, prev, next);
mm = next->mm;
oldmm = prev->active_mm;
/*
* For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to
* combine the page table reload and the switch backend into
* one hypercall.
*/
arch_start_context_switch(prev);
if (!mm) { //如果被切换进来的进程的mm为空切换，内核线程mm为空
next->active_mm = oldmm; //将共享切换出去的进程的active_mm
atomic_inc(&oldmm->mm_count); //有一个进程共享，所有引用计数加一
enter_lazy_tlb(oldmm, next); //普通mm不为空，则调用switch_mm切换地址空间
} else
switch_mm(oldmm, mm, next);
if (!prev->mm) {
prev->active_mm = NULL;
rq->prev_mm = oldmm;
}
/*
* Since the runqueue lock will be released by the next
* task (which is an invalid locking op but in the case
* of the scheduler it's an obvious special-case), so we
* do an early lockdep release here:
*/
spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);
context_tracking_task_switch(prev, next);
// 这里切换寄存器状态和栈
switch_to(prev, next, prev);
barrier();
/*
* this_rq must be evaluated again because prev may have moved
* CPUs since it called schedule(), thus the 'rq' on its stack
* frame will be invalid.
*/
finish_task_switch(this_rq(), prev);
}
switch_to代码
#define switch_to(prev, next, last) //prev指向当前进程，next指向被调度的进程
do {
unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi;
asm volatile("pushfl
" //把prev进程的flag保存到prev进程的内核堆栈中
"pushl %%ebp
" //把prev进程的基址ebp保存到prev进程的内核堆栈中
"movl %%esp,%[prev_sp]
"//保存ESP
"movl %[next_sp],%%esp
"//更新ESP，将下一栈顶保存到ESP中
"movl $1f,%[prev_ip]
"//保存当前进程EIP*
"pushl %[next_ip]
"//把next进程起点压入next进程的内核堆栈栈顶
__switch_canary
"jmp __switch_to
"//prev进程中设置next进程堆栈
//jmp不同于call，是通过寄存器传递参数，而不是通过堆栈传递参数，所以ret时弹出的是之前压入栈顶的next进程起点
//wancheng EIP的切换
"1: "
"popl %%ebp
"
"popfl
"
/* output parameters */
: [prev_sp] "=m"(prev->thread.sp), //保存prev进程的esp
[prev_ip] "=m"(prev->thread.ip), //保存prev进程的eip
"=a" (last),
/* clobbered output registers: */
"=b" (ebx), "=c"(ecx), "=d" (edx),
"=S" (esi), "=D"(edi)
__switch_canary_oparam
/* input parameters: */
: [next_sp] "m" (next->thread.sp), //next进程内核堆栈栈顶地址，即esp
[next_ip] "m" (next->thread.ip), //next进程的原eip
/* regparm parameters for __switch_to():*/
//jmp通过eax寄存器和edx寄存器传递参数
[prev] "a" (prev),
[next] "d" (next)
__switch_canary_iparam
: /* 重新加载段寄存器
"memory");
} while (0)
8.3 实验
-
克隆menu,编译内核，启动gdb
-
在schedule()，context_switch（），pick_next_task（）打入断点
-
按c执行，停在schedule函数处
-
按c继续执行到pick_next_task断点处
-
按c继续执行到context_switch断点处，用来实现进程的切换。
总结
一次一般的进程切换过程，其中必须完成的关键操作是：切换地址空间、切换内核堆栈、切换内核控制流程，加上一些必要的寄存器保存和恢复。这里，除去地址空间的切换，其他操作要强调“内核”一词。这是因为，这些操作并非针对用户代码，切换完成后，也没有立即跑到next的用户空间中执行。用户上下文的保存和恢复是通过中断和异常机制，在内核态和用户态相互切换时才发生的。schedule()是内核和其他部分用于调用进程调度器的入口，选择哪个进程可以运行，何时将其投入运行。就如switch_to中的方法，通过压栈出栈交换prev_ip和next_ip。然后返回，从而完成进程调度。而用哪个作为下来的进程，则通过优先级的算法和进程调度算法来决定。