uClinux移植与分析(3)

2007-12-25 09:27:23

进程切换部分代码实现

移植linux,修改的主要就是和平台相关的那部分代码.linux里面和平台相关的代码，包括很多方面,比如boot过程,系统调用,中断处理,设备驱动,还有部分信号(软中断)处理等,进程切换也有很小一部分平台相关代码.相对其它部分,我觉得这部分平台相关代码还是相对简单的.

schedule()是uClinux中实现进程调度的函数.通过一定算法,进行调度.假设有2各进程a,b,a运行时,调用了schedule(),那么os就要从进程就绪队列中挑选一个合适的进程,如果没有合适进程,则后面继续运行a,假设找到了合适进程b,则就要从当前进程a切换到b.这个切换过程是在switch_to()中进行的.

switch_to()出现在schedule()函数里面。调用形式switch_to(prev, next, last);prev,next都是进程控制块task_struct的指针.prev指向当前运行的进程,next指向要切换的进程.

讲一下我移植的代码.由于代码是汇编程序，首先介绍一下cpu结构。我用的cpu采用16位指令，32位的地址和数据。有16个通用寄存器，记作r0-r15。r0作为堆栈指针寄存器sp,r1用途不固定，r2-r6作为参数传递寄存器，函数调用如果有不超过5个的参数，则参数从左至右依次放在r2-r6中。同时，r2还作为函数返回值寄存器，函数的返回值都放在r2里面。r7-r14是局部变量寄存器。r15是函数返回地址寄存器，也叫link register，存放的是function call地返回地址。

#define switch_to(prev,next,last) { /
(1) register void *_prev __asm__ ("r2") = (prev); /
(2) register void *_next __asm__ ("r3") = (next); /
(3) register void *_last; /
(4) __asm__ __volatile__( /
(5) "jbsr " SYMBOL_NAME_STR(resume) "/n/t" /
(6) "mfcr %0, ss4" /
(7) : "=r" (_last) /
(8) : "r" (_prev), /
(9) "r" (_next) /
(10) : "r2", "r2", "r3"); /
(11) (last) = _last; /
}
switch_to()所做的工作其实相当于为调用resume做一些准备。(1)-(2)的意思是将变量_prev,_next分别放在寄存器r2,r3里面，他们的值分别等于prev和next，就是两个task_struct的指针。这么做是为调用resume准备好参数。第三行是声明一个寄存器临时变量_last。

第(5)行是调用resume函数实现进程切换。jbsr是一条跳转指令，字面意思是跳入到子程序(jump to subroutine)，这条指令做的工作是将现将当前pc+2保存到r15中（因为是16位指令，所以+2），相当于保存函数的返回值，然后再将pc设置成汇编指令参数中给出的地址（就是跳转，这里就是resume的地址）。

第(6)行是将控制寄存器ss4内容放到_last对应的寄存器中。这一行指令有一些trick,先讲指令所做的操作，再讲为什么这样做。mfcr是从控制寄存器移动到通用寄存器的指令。cpu除了有16个通用寄存器，还有16各控制寄存器。所有涉及控制寄存器的操作都要在cpu的超级用户模式下进行。cpu模式切换通过设置第0号控制寄存器来完成。16个控制寄存器分别为cr0-cr15，其中cr0也叫psr是程序状态寄存器。cr6-cr10
也叫ss0-ss4是用于保存状态的寄存器。第（6）代码就是将ss4内容放入到变量_last所对应的寄存器中。

(7)-(10)行的意义请参考AT&T汇编。

(11)行是一个赋值，last=_last。

switch_to()所做的工作其实相当于为调用resume做一些准备。(1)-(2)的意思是将变量_prev,_next分别放在寄存器r2,r3里面，他们的值分别等于prev和next，就是两个task_struct的指针。这么做是为调用resume准备好参数。第三行是声明一个寄存器临时变量_last。

第(5)行是调用resume函数实现进程切换。jbsr是一条跳转指令，字面意思是跳入到子程序(jump to subroutine)，这条指令做的工作是将现将当前pc+2保存到r15中（因为是16位指令，所以+2），相当于保存函数的返回值，然后再将pc设置成汇编指令参数中给出的地址（就是跳转，这里就是resume的地址）。

第(6)行是将控制寄存器ss4内容放到_last对应的寄存器中。这一行指令有一些trick,先讲指令所做的操作，再讲为什么这样做。mfcr是从控制寄存器移动到通用寄存器的指令。cpu除了有16个通用寄存器，还有16各控制寄存器。所有涉及控制寄存器的操作都要在cpu的超级用户模式下进行。cpu模式切换通过设置第0号控制寄存器来完成。16个控制寄存器分别为cr0-cr15，其中cr0也叫psr是程序状态寄存器。cr6-cr10
也叫ss0-ss4是用于保存状态的寄存器。第（6）代码就是将ss4内容放入到变量_last所对应的寄存器中。

(7)-(10)行的意义请参考AT&T汇编。

(11)行是一个赋值，last=_last。

其实，上面并不是一个非常优化的做法。完全可以省掉_last变量，不过当初我做时，看到m68k版本用了_last变量，而又不很清楚他的作用，为防止出错，照办了过来。其实经过后面分析，可知这个变量其实是冗余的。

那么，为什么要有(6)和(11)行的代码呢？回头可以看一下schedule()的代码，在switch_to()调用过后，schedule()中调用了schedule_tail(prev)函数。显然prev作为参数，应该放到r2里面，所以就有了switch_to()代码的第(11)行。那么为什么prev是来自ss4呢？

在调用resume之前，prev存放在r2中。r2中的内容属于进程的上下文，在做进程切换时，要存放在栈中。同时切换到另一个进程时，还要将另一个进程的上下文装入到寄存器中。在装入新进程时，r2的值就会被冲掉。举个例子，比如你通过fork系统调用创建了一个新进程。我们知道，fork地返回值如果是0就表示子进程，大于0就是父进程。对于子进程，这个栈里r2就是0（前面说过，r2用作放函数返回值），如果此时schedule选了一个经fork后的子进程开始执行，则切换到该子进程后，其r2显然为0，当然就不是prev了。所以，我的实现是在进程切换时，将r2值存放在ss4中，切换完毕后，再进行区别对待。如果是两个已经运行过的进程切换，则返回就返回到原来switch_to的地方。如果是新的fork出来的进程，则第一次调用，在resume返回时，返回的是ret_from_fork，这是另外处理的。

(11)行是一个赋值，last=_last。

其实，上面并不是一个非常优化的做法。完全可以省掉_last变量，不过当初我做时，看到m68k版本用了_last变量，而又不很清楚他的作用，为防止出错，照办了过来。其实经过后面分析，可知这个变量其实是冗余的。

那么，为什么要有(6)和(11)行的代码呢？回头可以看一下schedule()的代码，在switch_to()调用过后，schedule()中调用了schedule_tail(prev)函数。显然prev作为参数，应该放到r2里面，所以就有了switch_to()代码的第(11)行。那么为什么prev是来自ss4呢？

在调用resume之前，prev存放在r2中。r2中的内容属于进程的上下文，在做进程切换时，要存放在栈中。同时切换到另一个进程时，还要将另一个进程的上下文装入到寄存器中。在装入新进程时，r2的值就会被冲掉。举个例子，比如你通过fork系统调用创建了一个新进程。我们知道，fork地返回值如果是0就表示子进程，大于0就是父进程。对于子进程，这个栈里r2就是0（前面说过，r2用作放函数返回值），如果此时schedule选了一个经fork后的子进程开始执行，则切换到该子进程后，其r2显然为0，当然就不是prev了。所以，我的实现是在进程切换时，将r2值存放在ss4中，切换完毕后，再进行区别对待。如果是两个已经运行过的进程切换，则返回就返回到原来switch_to的地方。如果是新的fork出来的进程，则第一次调用，在resume返回时，返回的是ret_from_fork，这是另外处理的。

上面说了这么多，可能读者还是糊里糊涂的，我也觉得自己没说清楚，所以这里的这点实现有那么一点点trick，需要对cpu的ABI和linux的内核代码非常熟悉才行。
(11)ldw r7, (r0) /* restore r7 */
(12)ldw r8, (r0, 4) /* restore r8 */
(13)addi r0, 8
(14)SAVE_SWITCH_STACK
(15)lrw r8, TASK_THREAD /* the position of thread in task_struct */
(16)addu r8, r2
(17)mfcr r6, ss1 /* Get current usp */
(18)stw r6, (r8, THREAD_USP) /* Save usp in task struct */
(19)stw r0, (r8, THREAD_KSP) /* Save ksp in task struct */

(20)lrw r8, TASK_THREAD
(21)lrw r7, SYMBOL_NAME(_current_task)
(22)stw r3, (r7) /* Set new task */
(23)addu r8, r3 /* Pointer to thread in task_struct */

/* Set up next process to run */
(24)ldw r0, (r8, THREAD_KSP) /* Set next ksp */
(25)ldw r6, (r8, THREAD_USP) /* Set next usp */
(26)mtcr r6, ss1
(27)ldw r7, (r8, THREAD_SR) /* Set next PSR */
(28)mtcr r7, psr
(29)RESTORE_SWITCH_STACK
----------------
| r11 |
----------------
| r10 |
----------------
| r9 |
----------------
| r8 |
----------------
| r7 |
----------------
| r6 |
----------------
| r5 |
----------------
| r4 |
----------------
| r3 |
----------------
| r2 |
----------------
0x1effC4 | r1 |
----------------
0x1f0000和0x1effc4分别是执行过(14)前后r0的值。这是个contex save的操作。

注：lrw是立即数装入操作，addu是无符号加法，mfcr和mtcr是控制寄存器移动 操作，bclri是位清除操作，ldw是load word操作，addi是立即数加法操作。

(15)-(19)是做的栈指针保存操作。将当前进程用户栈和内核栈保存到进程控制块相应的数据结构中。linux下除了内核线程（只有内核栈）每个进程都有2个栈，一个在用户空间一个在内核空间。如果是内核线程，则不用关心它的用户堆栈，反正不会用到，是什么值都可以。如果用户进程，则在用户进程执行系统调用或者在用户进程执行时发生中断时，都需要从用户空间进入内核空间，在进入时，原先的用户空间栈指针就会暂时存放到ss1中。所以(17)-(18)两行就是从ss1中取出用户空间栈指针，存入task_struct中。(15)-(19)的操作可以总结为：
prev- prev-

那么有人可能会问，ss1能够保证就是正确的当前用户栈指针么？当然可以因为内核线程没有用户栈，所以这个值是什么无所谓。而对于用户进程，进入resume的唯一入口就是schedule，而这又都是操作系统内核代码。用户进程进入内核手段就有系统调用和中断，而在系统调用和中断处理一进来就保存了用户堆栈到ss1，所以在运行时，只要在内核里用的都是内核栈，用户栈指针不会变。

(20)-(23)执行的操作相当于_current_task = next。不再详细解释。

(24)-(28)执行的是装入新进程上下文的准备工作，也就是准备装入next了。

(24)-(25)是装入next进程的内核和用户栈。因为进程的上下文都保存在该进程的内核栈里面，所以第一步就是装入该进程的栈指针。(27)-(28)是装入next进程在切换前的状态信息。(26)就是更新ss1,现在要装入新进程了，当然就要设置新的用户栈。

(29)是装入next进程的上下文。next进程在栈里有一个和上图一样的上下文，现在就要装入。

(30)是函数调用返回。如果这个进程是刚fork出来的子进程，则上下文里面r15=ref_from_fork（可以参看copy_thread函数），否则就是返回到switch_to里面第(6)句位置。

上面就是进程切换的部分。这部分是和平台相关的。以上是我实现的代码，感觉效率并不是非常高，但功能是正确的。可能有些地方我没有讲得很清楚，有什么问题欢迎提出。