linux进程调度切换跟虚拟空间管理深入分析.doc

一、Linux进程切换深入分析 #define CLONE_KERNEL????(CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND) 创建内核线程时使用的CLONE标志。 1．#define unlikely(x)????__builtin_expect(!!(x), 0) 编译器优化，实际返回值x是整型表达式，0表示并不预期该事件发生，也就是说x为0的可能性很小，这是为了让编译器对下面得语句进行优化。 2．进程内核态堆栈结构： 进程是动态实体，进程描述符是存放在动态内存中的。在一块进程内存区上，Linux存放了两个数据结构：指向task_struct得thread_info和内核态的进程栈。大小一般2页8K，这要求页面帧对齐2的13次幂，在X86上编译时可以配置大小为4K。thread_info在内存区开始处，内核栈从内存尾向下增长。在C语言中可以用union结构表示： 图1. 8K内核栈和进程描述符task_struct及thread_info的相互关系 ? union thread_union { ????????struct thread_info thread_info; ????????unsigned long stack[2048]; /* 1024 for 4KB stacks */ ????}; ? CPU的esp寄存器用于执行堆栈的顶部指针，当从用户态转向内核态时，进程内核栈总是空的，所以esp就会执行堆栈底部。 使用alloc_thread_info?和free_thread_info用于分配和释放一个存放thread_info结构和内核堆栈的内存区。 内核通过当前esp指针可以很方便的得到thread_info结构的地址。current_thread_info(void)的原理即如下： movl $0xffff2000,%ecx /* or 0xfffff000 for 4KB stacks */ ???andl %esp,%ecx movl %ecx,p thread_info中task指针是第一个，所以current宏相当于current_thread_info( )-task，从而也就得到task指针。 ? 每个进程有自己独立得进程空间，所有进程共享CPU寄存器。进程继续执行时必须装入寄存器恢复得数据集称为硬件上下文环境。在Linux中部分硬件上下文存放在进程描述符中，部分存放到内核态堆栈里。 ? 3.?进程切换堆栈原理： 每个进程有自己独立得进程空间，所有进程共享CPU寄存器。进程继续执行时必须装入寄存器恢复得数据集称为硬件上下文环境。在Linux中部分硬件上下文存放在进程描述符中，部分存放到内核态堆栈里。 80x86体系支持在进程TSS段跳转时自动执行进程硬件上下文切换。Linux使用软件方法实现。软件方式效率差不多，当更灵活，可以控制流程，留下优化空间。 80x86用TSS段保存硬件上下文内容，每个CPU有一个TSS段。从用户态到内核态切换时，从TSS中取出内核栈地址。用户态进程访问I/O端口时，TSS中的I/O访问位图可以验证权限。tss_struct描述了TSS格式，init_tss存放初始TSS内容，每次进程切换，内核更新TSS中的某些字段，以反映当前运行进程的权限等级。每个进程有个反映任务CPU状态的thread_struct结构变量thread，除eax、ecx等通用寄存器内容保存在内核态堆栈中，其他大部分寄存器都保存在次结构中。该结构一部分对应于tss_struct中的内容，进程切换时把thread中某些内容更新到tss_struct中就可以反映当前任务的运行CPU环境。 struct tss_struct?{ ????unsigned short??back_link,__blh; ????unsigned long???esp0; ????unsigned short??ss0,__ss0h; ????unsigned long???esp1; ????unsigned short??ss1,__ss1h;?/* ss1 is used to cache MSR_IA32_SYSENTER_CS */ ????unsigned long???esp2; ????unsigned short??ss2,__ss2h; ????unsigned long???__cr3; ????unsigned long???eip; ????unsigned long???eflags; ????unsigned long???eax,ecx,edx,ebx; ????unsigned long???esp; ????unsigned long???ebp; ?