Linux内核分析(八)
来源:互联网 发布:虚拟社交网络正方攻辩 编辑:程序博客网 时间:2024/06/04 20:10
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《Linux内核分析》MOOC课程http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000
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最后一周实验是关于进程的切换和调度时机。操作系统原理中介绍了大量进程调度算法,这些算法从实现的角度看仅仅是从运行队列中选择一个新进程,选择的过程中运用了不同的策略而已。对于理解操作系统的工作机制,反而是进程的调度时机与进程的切换机制更为关键。
进入实验楼开始实验,gdb跟踪调试schedule()函数的处理过程:
1.打开实验楼虚拟机
2.在shell中依次运行以下命令
cd LinuxKernel rm menu -rf git clone https://github.com/mengning/menu.git cd menu mv test_exec.c test.c make rootfs
3.关闭QEMU窗口,在shell窗口中cd LinuxKernel回到LinuxKernel目录,用下面命令启动内核并在CPU运行代码前停下以便调试:
qemu -kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.img -s -S
接下来水平分割一个新的shell窗口,使用下面命令启动gdb调试
gdb file linux-3.18.6/vmlinux target remote:1234
在内核函数schedule入口处设置断点,c继续执行即可停在该函数处,接下来可以使用命令n或s逐步跟踪,详细浏览
pick_next_task、switch_to等函数的执行过程
整个schedule的执行过程如下图所示
|———————————-|
schedule
sched_submit_work(tsk)
_schedule()
pick_next_task
context_switch(rq,prev,next)
prepare_task_switch
判断是不是内核线程
switch_mm
switch_to
_switch_to
finish_task_switch
|———————————-|
schedule
sched_submit_work(tsk)
_schedule()
pick_next_task
context_switch(rq,prev,next)
prepare_task_switch
判断是不是内核线程
switch_mm
switch_to
_switch_to
finish_task_switch
分析:
进程调度的时机
1)中断处理过程(包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常)中,直接调用schedule(),或者返回用户态时根据
need_resched标记调用schedule();
2)内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换,也可以在中断处理过程中进行调度,也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度,也可以被动调度;
3)用户态进程无法实现主动调度,仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度,即在中断处理过程中进行调度。
进程的切换
为了控制进程的执行,内核必须有能力挂起正在CPU上执行的进程,并恢复以前挂起的某个进程的执行,这叫做进程切换、任务切换、上下文切换;挂起正在CPU上执行的进程,与中断时保存现场是不同的,中断前后是在同一个进程上下文中,只是由用户态转向内核态执行。进程上下文包含了进程执行需要的所有信息:
1)用户地址空间:包括程序代码,数据,用户堆栈等
2)控制信息:进程描述符,内核堆栈等
3)硬件上下文(注意中断也要保存硬件上下文只是保存的方法不同)
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
进程调度的时机
1)中断处理过程(包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常)中,直接调用schedule(),或者返回用户态时根据
need_resched标记调用schedule();
2)内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换,也可以在中断处理过程中进行调度,也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度,也可以被动调度;
3)用户态进程无法实现主动调度,仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度,即在中断处理过程中进行调度。
进程的切换
为了控制进程的执行,内核必须有能力挂起正在CPU上执行的进程,并恢复以前挂起的某个进程的执行,这叫做进程切换、任务切换、上下文切换;挂起正在CPU上执行的进程,与中断时保存现场是不同的,中断前后是在同一个进程上下文中,只是由用户态转向内核态执行。进程上下文包含了进程执行需要的所有信息:
1)用户地址空间:包括程序代码,数据,用户堆栈等
2)控制信息:进程描述符,内核堆栈等
3)硬件上下文(注意中断也要保存硬件上下文只是保存的方法不同)
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
#define switch_to(prev, next, last) \ do { \ /* \ * Context-switching clobbers all registers, so we clobber \ * them explicitly, via unused output variables. \ * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored \ * explicitly for wchan access and EAX is the return value of \ * __switch_to()) \ */ \ unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi; \ \ asm volatile("pushfl\n\t" /* save flags */ \ "pushl %%ebp\n\t" /* save EBP */ \ "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* save ESP */ \ "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* restore ESP */ \ "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* save EIP */ \ "pushl %[next_ip]\n\t" /* restore EIP */ \ __switch_canary \ "jmp __switch_to\n" /* regparm call */ \ "1:\t" \ "popl %%ebp\n\t" /* restore EBP */ \ "popfl\n" /* restore flags */ \ \ /* output parameters */ \ : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp), \ [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip), \ "=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_ip] "m" (next->thread.ip), \ \ /* regparm parameters for __switch_to(): */ \ [prev] "a" (prev), \ [next] "d" (next) \ \ __switch_canary_iparam \ \ : /* reloaded segment registers */ \ "memory"); \ } while (0)
其中,switch_to是一个宏定义,完成的工作主要是:
1)保存当前进程的flags状态和当前进程的ebp
"pushfl\n\t" // save flags
"pushl %%ebp\n\t" // save EBP
2)完成内核堆在esp的切换
"movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" // save ESP
"movl %[next_sp],%%esp\n\t" // restore ESP
3)保存eip的值
"movl $1f,%[prev_ip]\n\t" // save EIP
"pushl %[next_ip]\n\t" // restore EIP
将标号1:的地址保存到prev->thread.ip中,然后下一次该进程被调用的时候,就从1的位置开始执行。
注明:如果之前next也被switch_to出去过,那么next->thread.ip里存的就是下面这个1f的标号,但如果next进程刚刚被创建,之前没有被switch_to出去过,那么next->thread.ip里存的将是ret_ftom_fork,即进程刚刚被fork后执行exec.
4)jmp __switch_to // 让参数不压入堆栈,而是使用寄存器传值,来调用__switch_to eax存放prev,edx存放next
总结:
Linux中进程切换的一般步骤为:
1)检测当前进程的状态,挂起当前进程的IO请求以防止死锁
2)获取当前运行CPU,以及它的可运行进程队列
3)从进程队列中获取当前进程的task_struct,并通过进程调度算法从队列中选择一个合适的进程作为待调入进程
4)检测待调入进程的状态以确保其正确性
5)使用switch_to宏来进行当前进程与待调入进程的切换(期间完成新进程的资源准备工作)
6)新进程完成schedule(),结束整个进程切换过程
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
正在运行的用户态进程X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)
SAVE_ALL // 保存现场
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
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)
restore_all // 恢复现场
iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
继续运行用户态进程Y
几种特殊情况:
1)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;
2)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;
3)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;
4)加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况,如execve;
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