实验八 进程的切换和系统的一般执行过程
2016-04-16 10:51 20135114王朝宪 阅读(258) 评论(0) 编辑 收藏 举报实验八 进程的切换和系统的一般执行过程
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一、进程切换的关键代码switch_to分析
1.1 进程调度与进程调度的时机分析
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。
1. 进程调度的时机
schedule()函数实现调度:
- 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()
- 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
- 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
2. 不同类型的进程有不同的调度需求
用户态进程只能被动调度，内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程。
1.2 进程上下文切换相关代码分析
1. 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。
2. 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。
3. 进程上下文包含了进程执行需要的所有信息
- 用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等
- 控制信息：进程描述符，内核堆栈等
- 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）
4. 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
5. schedule()函数代码过程
-
创建一些局部变量
-
关闭内核抢占，初始化一部分变量
-
选择next进程
-
完成进程的调度
以上代码中context_switch(rq,prev,next)完成了从prev到next的进程上下文的切换。
6. 进程切换上下文的代码过程分析
-
schedule()函数选择一个新的进程来运行
-
通过context_switch完成进程上下文切换
-
switch_ to函数代码分析
保存当前进程的flags
- 把当前进程的堆栈基址压栈
- switch_ to完成寄存器的切换：先保存当前进程的寄存器，再进行堆栈切换，
- 再切换eip,这样当前进程可以从新进程中恢复
- next_ ip一般是$1f（对于新创建的进程来说就是ret_ from_ fork）
- 表明下一进程栈顶是起点。
- next_ ip一般是$1f，对于新创建的子进程是ret_ from_forkjmp _ switch_ to是函数调用，通过寄存器传递参数；函数执行结束return的时候从下一条指令开始（即是新进程的开始）
- next进程曾经是prev进程，next执行完后执行的“下一个”其实是刚刚被切换的进程
2.1 Linux系统的一般执行过程分析
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
2.2 Linux系统的一般执行过程中的几个特殊情况
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
2.3 内核与舞女
- 进程的地址空间一共有4G，其中0——3G是用户态可以访问，3G以上只有内核态可以访问
- 内核相当于出租车，可以为每一个“招手”的进程提供内核态到用户态的转换。
- 没有进程需要“承载”的时候，内核进入idle0号进程进行“空转”。当用户进程有需求时，内核发生中断，帮助用户进程完成请求，然后再返回到用户进程。就好像Taxi将用户载了一圈之后又把用户放下来。
- 3G以上的部分就是这样的“出租车”，是所有进程共享的，在内核态部分切换的时候就比较容易
- 内核是各种中断处理程序和内核线程的集合。
三、Linux系统架构和执行过程概览
3.1 Linux操作系统架构概览
1. 操作系统的基本概念及目的
2. 典型的Linux操作系统架构
3.3 从CPU和内存的角度看Linux系统的执行
1. 执行gets()函数
2. 执行系统调用，陷入内核
3. 等待输入，CPU会调度其他进程执行，同时wait一个I/O中断
4. 输入ls，发I/O中断给CPU，中断处理程序进行现场保存、压栈等等
5. 中断处理程序发现X进程在等待这个I/O（此时X已经变成阻塞态），处理程序将X设置为WAKE_UP
6. 进程管理可能会把进程X设置为next进程，这样gets系统调用获得数据，再返回用户态堆栈
7. 从CPU执行指令的角度看：
8. 从内存角度看，所有的物理地址都会被映射到3G以上的地址空间。因为这部分对所有进程来说都是共享的：
四、实验
实验步骤
1. 打开实验楼虚拟机
2. 在shell中依次运行以下命令，获取本次实验的代码，并编译运行
cd LinuxKernel
rm menu -rf
git clone https://github.com/mengning/menu.git
cd menu
mv test_exec.c test.c
make rootfs
效果如下：
3. 关闭QEMU窗口，在shell窗口中，cd LinuxKernel回退到LinuxKernel目录，使用下面的命令启动内核并在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，我们就可以水平分割一个新的shell窗口出来，依次使用下面的命令启动gdb调试
gdb
(gdb) file linux-3.18.6/vmlinux
(gdb) target remote:1234
并在系统调用
关闭QEMU窗口，在shell窗口中，cd LinuxKernel回退到LinuxKernel目录，使用下面的命令启动内核并在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，我们就可以水平分割一个新的shell窗口出来，依次使用下面的命令启动gdb调试
gdb
(gdb) file linux-3.18.6/vmlinux
(gdb) target remote:1234
并在内核函数schedule的入口处设置断点，接下来输入c继续执行，则系统即可停在该函数处，接下来我们就可以使用命令n或者s逐步跟踪，可以详细浏览pick_next_task，switch_to等函数的执行过程，有图为证：
总结
本周视频主要讲解了进程切换的关键代码switch_ to分析、Linux系统的一般执行过程、Linux系统架构和执行过程。
schedule()函数实现进程调度，
context_ switch完成进程上下文切换，
switch_ to完成寄存器的切换。
在调度时机方面，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。
而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。
