《一个操作系统的实现》笔记（6）--进程

---

我们可以把一个单独的任务所用到的所有东西封装在一个LDT中，这种思想是多任务处理的雏形。
多任务所用的段类型如下图，使用LDT来隔离每个应用程序任务的方法，正是关键保护需求之一：

进程示意：

我们需要一个数据结构记录一个进程的状态，在进程要被挂起的时候，进程信息就被写入这个数据结构，等到进程重新启动的时候，这个信息重新被读出来。

---

最简单的进程

进程切换的过程：
- 1.进程A运行中
- 2.时钟中断发生，ring1->ring0,时钟中断处理器启动
- 3.进程调度，下一个应运行的进程B被指定
- 4.进程B恢复，ring0->ring1
- 5.进程B运行中

进程表

保存进程信息的数据结构称为进程表，或叫进程控制块，即PCB。

进程栈和内核栈

esp的位置出现在3个不同的区域：
- 进程栈–进程运行时自身的堆栈
- 进程表–存储进程状态信息的数据结构
- 内核栈–进程调度模块运行时使用的堆栈

---

第1步–ring0->ring1

开始第一个进程，我们使用iretd指令来实现由ring0到ring1的转移，转移成功后，就可以认为A进程在运行了。

进程表数据结构

typedef struct s_stackframe {   /* proc_ptr points here             ↑ Low           */    u32 gs;     /* ┓                        │           */    u32 fs;     /* ┃                        │           */    u32 es;     /* ┃                        │           */    u32 ds;     /* ┃                        │           */    u32 edi;        /* ┃                        │           */    u32 esi;        /* ┣ pushed by save()               │           */    u32 ebp;        /* ┃                        │           */    u32 kernel_esp; /* <- 'popad' will ignore it            │           */    u32 ebx;        /* ┃                        ↑栈从高地址往低地址增长*/          u32 edx;        /* ┃                        │           */    u32 ecx;        /* ┃                        │           */    u32 eax;        /* ┛                        │           */    u32 retaddr;    /* return address for assembly code save()  │           */    u32 eip;        /*  ┓                       │           */    u32 cs;     /*  ┃                       │           */    u32 eflags;     /*  ┣ these are pushed by CPU during interrupt  │           */    u32 esp;        /*  ┃                       │           */    u32 ss;     /*  ┛                       ┷High           */}STACK_FRAME;typedef struct s_proc {    STACK_FRAME regs;          /* process registers saved in stack frame */    u16 ldt_sel;               /* gdt selector giving ldt base and limit */    DESCRIPTOR ldts[LDT_SIZE]; /* local descriptors for code and data */    int ticks;                 /* remained ticks */    int priority;    u32 pid;                   /* process id passed in from MM */    char p_name[16];           /* name of the process */}PROCESS;

当要恢复一个进程时，便将esp指向这个结构体的开始处，然后运行一系列的pop命令将寄存器值弹出。

实现ring0->ring1
而堆栈的信息也不外乎ss和esp两个寄存器。
由于要为下一次ring1->ring0做准备，所以用iretd返回之前要保证tss.esp0是正确的。

restart:    mov esp, [p_proc_ready]    lldt    [esp + P_LDT_SEL]    lea eax, [esp + P_STACKTOP]    mov dword [tss + TSS3_S_SP0], eaxrestart_reenter:    dec dword [k_reenter]    pop gs    pop fs    pop es    pop ds    popad    add esp, 4    iretd

进程表及相关数据结构对应关系：

第一个进程的启动过程：

---

第2步–丰富中断处理程序

赋值tss.esp0

由ring0到ring1时，推展的切换直接在指令iretd被执行时就完成了，目标代码的cs、eip、ss、esp等都是从堆栈中得到的，这很简单。但ring1到ring0切换时就免不了用到TSS了。
而堆栈的信息也不外乎ss和esp两个寄存器。
由于要为下一次ring1->ring0做准备，所以用iretd返回之前要保证tss.esp0是正确的。

现在的中断例程：
在中断发生的开始，esp的值是刚刚从TSS里面渠道的进程表A中的regs的最高地址，然后个寄存器的值被压栈入进程表，然后esp指向regs的最低地址处，然后设置tss.esp0的值，准备下一次进程被中断时使用。

内核栈

    mov esp, StackTop       ; 切到内核栈    ;...    mov esp, [p_proc_ready] ; 离开内核栈

中断重入

中断程序是被动的。
为了避免这种嵌套现象的发生，我们必须想一个办法让中断程序知道自己是不是在嵌套执行。
只要设置一个全局变量就可以了。
目前我们的处理，如果发现当前是嵌套的，则直接跳到最后，结束中断处理程序的执行。

---

多进程

从进程A切换到进程B之前，如何保留和恢复现场（即各寄存器的值）？
后面会提到。

一个进程只要有一个进程体和堆栈就可以运行了。

typedef void    (*task_f)   ();typedef struct s_task {    task_f  initial_eip;    int stacksize;    char    name[32];}TASK;TASK    task_table[NR_TASKS] = {{TestA, STACK_SIZE_TESTA, "TestA"},{TestB, STACK_SIZE_TESTB, "TestB"}};void TestA(){    //...}void TestB(){    //...}

初始化到proc_table中,从TASK结构中读取不同任务入口地址、堆栈栈顶和进程名，然后赋值给相应的进程表项。

    for(i=0;i<NR_TASKS;i++){        strcpy(p_proc->p_name, p_task->name);   // name of the process        p_proc->pid = i;            // pid        p_proc->ldt_sel = selector_ldt;        memcpy(&p_proc->ldts[0], &gdt[SELECTOR_KERNEL_CS >> 3],               sizeof(DESCRIPTOR));        p_proc->ldts[0].attr1 = DA_C | PRIVILEGE_TASK << 5;        memcpy(&p_proc->ldts[1], &gdt[SELECTOR_KERNEL_DS >> 3],               sizeof(DESCRIPTOR));        p_proc->ldts[1].attr1 = DA_DRW | PRIVILEGE_TASK << 5;        p_proc->regs.cs = ((8 * 0) & SA_RPL_MASK & SA_TI_MASK)            | SA_TIL | RPL_TASK;        //...        p_proc->regs.eip = (u32)p_task->initial_eip;        p_proc->regs.esp = (u32)p_task_stack;        p_task_stack -= p_task->stacksize;        p_proc++;        p_task++;        selector_ldt += 1 << 3;    }

LDT

填充 GDT 中进程的 LDT 的描述符。

    int i;    PROCESS* p_proc = proc_table;    u16 selector_ldt = INDEX_LDT_FIRST << 3;    for(i=0;i<NR_TASKS;i++){        init_descriptor(&gdt[selector_ldt>>3],                vir2phys(seg2phys(SELECTOR_KERNEL_DS),                    proc_table[i].ldts),                LDT_SIZE * sizeof(DESCRIPTOR) - 1,                DA_LDT);        p_proc++;        selector_ldt += 1 << 3;    }

每个进程都会在GDT中对应一个LDT描述符。
每个进程都有自己的LDT.所以当进程切换时需要重新加载ldtr

多进程的实现–交替执行A和B进程

一个进程如何由“睡眠”态变成“运行”态？

无非是将esp指向进程表项的开始处，然后在执行lldt之后经历一系列pop指令恢复各个寄存器的值。一切的信息都包含在进程表中。所以，要想恢复不同的进程，只需要将esp指向不同的进程表就可以了。
在离开内核栈时给esp赋值。

    ;...    mov esp, StackTop       ; 切到内核栈    ;...    call    clock_handler    ;...        mov esp, [p_proc_ready] ; 离开内核栈    lldt    [esp + P_LDT_SEL]    lea eax, [esp + P_STACKTOP]    mov dword [tss + TSS3_S_SP0], eax    ;...

一个进程如何由“运行”态变成“睡眠”态？

当CPU不再执行该进程的代码指令时，就可以认为这个进程已经睡眠了。
那么这个寄存器的值是怎么保存的呢？肯定是保存在该进程的进程表里的，因为由“睡眠”态变成“运行”态就是从这里获取的信息。
保护的时机就在进程调度切换之前。
我们在时钟中断切换进程时这样写:

hwint00:        ; Interrupt routine for irq 0 (the clock).    sub esp, 4    pushad      ; `.    push    ds  ;  |    push    es  ;  | 保存原寄存器值    push    fs  ;  |    push    gs  ; /    mov dx, ss    mov ds, dx    mov es, dx    inc byte [gs:0]     ; 改变屏幕第 0 行, 第 0 列的字符    ;...    mov esp, StackTop       ; 切到内核栈    ;...    call    clock_handler    ;...    mov esp, [p_proc_ready] ; 离开内核栈    lldt    [esp + P_LDT_SEL]    lea eax, [esp + P_STACKTOP]    mov dword [tss + TSS3_S_SP0], eax    ;...    pop gs  ; `.    pop fs  ;  |    pop es  ;  | 恢复原寄存器值    pop ds  ;  |    popad       ; /    add esp, 4    iretd

简单来说，在调用clock_handler之前，
我们保存的是进程A的寄存器到esp所指向的堆栈，也就是进程表A（从ring1跳到ring0，esp的值变成TSS中夜色少的ring0下的esp值）。
之后esp被切换成进程B的堆栈，所以pop出来的就是保存在进程表B里的寄存器值了。

---

系统调用

用户进程因为特权级的关系，无法访问某些权限更高的内存区域，
只能通过系统调用来实现，它是应用程序和操作系统之间的桥梁。
用中断可以方便地实现系统调用。

实现一个简单的系统调用

操作系统给应用程序提供一个get_ticks()的系统调用，用来获得当前总共发生了多少次时钟中断。
系统调用的过程：
- 1、“问”，告诉操作系统自己要什么；
- 2、操作系统“找”，即处理；
- 3、“回答”，也就是把结果返回给进程。

;syscall.asm_NR_get_ticks       equ 0 ; 要跟 global.c 中 sys_call_table 的定义相对应！INT_VECTOR_SYS_CALL equ 0x90global  get_ticks ; 导出符号bits 32[section .text]get_ticks:    mov eax, _NR_get_ticks    int INT_VECTOR_SYS_CALL    ret

sys_call_table是一个函数指针数组，每一个成员都指向一个函数，用以处理相应的系统调用。注意：sys_call是内核调用的，如果要把返回值告诉应用进程的话，需要把函数的返回值放在进程表eax的位置，以便进程P被恢复执行时eax中装的是正确的返回值。

;kernel.asmsys_call:        call    save        sti        call    [sys_call_table + eax * 4]        mov     [esi + EAXREG - P_STACKBASE], eax ; 把函数的返回值放在进程表eax的位置，以便进程P被恢复执行时eax中装的是正确的返回值。        cli        ret

---

进程调度

进程优先级调度

在中断发生时，我们要优先级选择下一个要执行的进程时。

PUBLIC void schedule(){    PROCESS* p;    int  greatest_ticks = 0;    while (!greatest_ticks) {        for (p = proc_table; p < proc_table+NR_TASKS; p++) {            if (p->ticks > greatest_ticks) {                greatest_ticks = p->ticks;                p_proc_ready = p;            }        }        if (!greatest_ticks) {            for (p = proc_table; p < proc_table+NR_TASKS; p++) {                p->ticks = p->priority;            }        }    }}

---