操作系统 多进程图像 实验五-基于内核栈切换的进程切换

实验五 基于内核栈切换的进程切换

本文资源来自 哈工大李治军老师的 操作系统原理与实践 课程
实验地址：https://www.lanqiao.cn/courses/115
课程地址：https://www.bilibili.com/video/BV1d4411v7u7
部分图文来自 《操作系统真像还原》 郑刚，带我走进操作系统

前言

对初学者的建议

如果想真正学会操作系统，需要的远不仅仅是“看懂”CPU 内存管理 外设 IO 的 抽象原理，真正要做的是动手去写。而最易懂的方法是 在linux中操作。通过 bochs 自动生成img镜像 自己往镜像里面写一个不那么完整操作系统，并在此过程中调试，最终逐渐理解一切
~~
想要做实验，需要具有以下基础

  • intel汇编，AT&T汇编
  • 会拆解内联汇编
  • c语言，尤其指针和结构体部分
  • linux命令

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上图展示了 linux 0.11版本 从系统加电起执行程序的顺序，其中 .s是汇编源代码文件，.c是c|c++文件。因此需要系统学习汇编和c语言基础，我们在内核部分还会碰到在c语言内嵌入汇编代码的情况，因此这两部分是硬实力，必须掌握。除此之外推荐“拿来主义”，到了再学。

TSS PCB/TCB LDT

TSS

TSS ，即 Task State Segment ，意为任务状态段，它是处理器在硬件上原生支持多任务的一种实现方式，下图是它的数据结构，TSS 是每个任务都有的结构 它用于任务的标识，相当于任务的身份证，程序拥有此结构才能运
行，这是处理器硬件上用于任务管理的系统结构。通过在GDT注册后使用

从28-100就是把寄存器压栈，存储该任务的状态，espX代表了对应特权级的栈地址。本实验中因为tss用于操作内核栈，故使用esp0。
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PCB

操作系统为每个进程提供了 PCB ，Process Control Block，即程序控制块，它就是进程的身份证，用它来记录与此进程相关的信息，比如进程状态、 PID 、优先级等。又可称为进程表项。tcb就是thread CB，类比。

要注意的是，PCB格式并不唯一，大小以 页（4KB）为单位，而本实验中的内核栈指针位于满栈的栈顶。
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LDT

LDT Local Descriptor Table 的缩写，即局部描述符表。Inter建议为每个程序单独赋予一个程序描述其私有资源（代码段，数据段，栈段）的数据结构，即LDT。在GDT注册使用

通过选择子找到对应的LDT描述符，再通过段基址：偏移+映射找到对应私有资源地址。
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实验逻辑

本实验最终要求不完全依靠TSS，用PCB和LDT实现堆栈形式的基于内核栈切换的进程切换。
其中内核级进程使用的是fork（）陷入，因此简易了创建新进程的步骤。

进程切换最关键的函数在 switch_to，通过TCB的内核栈指针，ret到内核程序，用CS:IP切到用户段。
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步骤

修改schedule调度函数

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kernal/sched.c schedule() 函数:

if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)
    c = (*p)->counter, next = i, pnext = *p;


switch_to(pnext, LDT(next));
}
  • pnext——下一进程的指针，与current对应。
  • LDT(next)——下一进程的LDT地址
  • current——在 <asm/current.h> 中定义, 它产生一个指针指向结构 task_struct，在此指向当前运行进程

next在没学选择子前，可以理解为GDT数组标号。

补充 c语言函数调用栈

在schedule()中，switch是被调函数，所以ebp位置如图(EBP of callee function)
所以在schedule的函数调用栈中，
switch_to运行时，2个参数分别位于8（ebp）和12（ebp）。

实现不主要依靠TSS的switch_to()

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已修改版本，在代码块里逐行讲。老师写的太漂亮了～
switch_to:
    pushl %ebp
    movl %esp,%ebp
 !这里栈帧初始化，然后把子进程PCB指针地址pnext传给ebx，和全局变量current对比
    pushl %ecx
    pushl %ebx
    pushl %eax
    movl 8(%ebp),%ebx
    cmpl %ebx,current
    je 1f
! 切换PCB
    movl %ebx,%eax
	xchgl %eax,current	! 交换current和eax,实现PCB指针切换
    
    
! TSS中的内核栈指针的重写
! 只是充当“保留”功能，因为原linux用的tss切换(数据结构繁琐，相对耗时)，这里作保留的把0号tss
! 的esp0(位于4偏移),对应内核栈指针重写为下一进程PCB顶部的nei
    movl tss,%ecx
    addl $4096,%ebx
    movl %ebx,ESP0(%ecx)
! 切换内核栈
    KERNEL_STACK = 12
	movl %esp,KERNEL_STACK(%eax)
! 再取一下 ebx，因为前面修改过 ebx 的值
	movl 8(%ebp),%ebx
	movl KERNEL_STACK(%ebx),%esp
! 切换LDT，本质是切换用户态映射。
    movl 12(%ebp),%ecx
    mov %cx,%fs
    movl $0x17,%ecx
    mov %cx,%fs
! 和后面的 clts 配合来处理协处理器，由于和主题关系不大，此处不做论述
    cmpl %eax,last_task_used_math
    jne 1f
    clts

1:    popl %eax
    popl %ebx
    popl %ecx
    popl %ebp
ret
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// 在 include/linux/sched.h 中
//原本PCB中是没有内核栈指针的属性的，但可以人为添加，看一下新PCB数据结构
struct task_struct {
    long state;
    long counter;
    long priority;
    long kernelstack;
//......

修改fork.c

fork直译是叉子，可以形象理解为最上面的尖头是父进程，下面的是子进程，是通过拷贝父进程+修改生成的
这是fork.c修改的部分代码，是看懂switch必须会的部分。

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! sched -> sys_fork ->call copy_process
copy_process(){
    long * krnstack; 
    struct task_struct *p
    p= (struct task_struct *)get_free_page();//获取一个空闲页用作存放自定义内核栈+PCB
    
    krnstack=(long)(PAGE_SIZE+(long)p);//把krnstack内容放在页末（对应后面问题）
    
    !PCB初始化
    p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; 
    p->pid = last_pid; 
    p->father = current->pid; 
    p->counter = p->priority
    
    
    *(--krnstack) = ss & 0xffff;
    *(--krnstack) = esp;
    *(--krnstack) = eflags;
    *(--krnstack) = cs & 0xffff;
    *(--krnstack) = eip;
    *(--krnstack) = ebp;
    *(--krnstack) = ecx;
    *(--krnstack) = ebx;
    // 这里的 0 最有意思，细致观察会发现弹栈这里对应的是%eax，原因放在“问题”做解释
    *(--krnstack) = 0;

    p->kernelstack = krnstack;

思考问题

针对下面的代码片段：

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movl tss,%ecx
addl $4096,%ebx
movl %ebx,ESP0(%ecx)

回答问题：

  • （1）为什么要加4096；

在copy_process()中，子进程的PCB大小设置为一页4KB，而内核栈基址设在了页末所以是 PCB指针+4096

  • （2）为什么没有设置tss中的ss0。

对于linux0.11来说，内核栈段的选择子永远都是0x10，故ss0不用初始化

操作系统

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