在Linux-0.11中实现基于内核栈切换的进程切换

- 原有的基于TSS的任务切换的不足
- 进程切换的六段论

1. 原有的基于TSS的任务切换的不足

原有的Linux 0.11采用基于TSS和一条指令，虽然简单，但这指令的执行时间却很长，在实现任务切换时大概需要200多个时钟周期。而通过堆栈实现任务切换可能要快，而且采用堆栈的切换还可以使用指令流水的并行化优化技术，同时又使得CPU的设计变得简单。所以无论是Linux还是Windows，进程/线程的切换都没有使用Intel 提供的这种TSS切换手段，而都是通过堆栈实现的。

2. 进程切换的六段论

基于内核栈实现进程切换的基本思路：当进程由用户态进入内核时，会引起堆栈切换，用户态的信息会压入到内核栈中，包括此时用户态执行的指令序列EIP。由于某种原因，该进程变为阻塞态，让出CPU，重新引起调度时，操作系统会找到新的进程的PCB，并完成该进程与新进程PCB的切换。如果我们将内核栈和PCB关联起来，让操作系统在进行PCB切换时，也完成内核栈的切换，那么当中断返回时，执行IRET指令时，弹出的就是新进程的EIP，从而跳转到新进程的用户态指令序列执行，也就完成了进程的切换。这个切换的核心是构建出内核栈的样子，要在适当的地方压入适当的返回地址，并根据内核栈的样子，编写相应的汇编代码，精细地完成内核栈的入栈和出栈操作，在适当的地方弹出适当的返回地址，以保证能顺利完成进程的切换。同时完成内核栈和PCB的关联，在PCB切换时，完成内核栈的切换。

2.1 中断进入内核

为什么要进入内核中去？
大家都知道，操作系统负责进程的调度与切换，所以进程的切换一定是在内核中发生的。要实现进程切换，首先就要进入内核。而用户程序都是运行在用户态的，在Linux中，应用程序访问内核唯一的方法就是系统调用，应用程序通过操作系统提供的若干系统调用函数访问内核，而该进程在内核中运行时，可能因为要访问磁盘文件或者由于时间片耗完而变为阻塞态，从而引起调度，让出CPU的使用权。
从用户态进入内核态，要发生堆栈的切换
系统调用的核心是指令int 0x80这个系统调用中断。一个进程在执行时，会有函数间的调用和变量的存储，而这些都是依靠堆栈完成的。进程在用户态运行时有用户栈，在内核态运行时有内核栈，所以当执行系统调用中断int 0x80从用户态进入内核态时，一定会发生栈的切换。而这里就不得不提到TSS的一个重要作用了。进程内核栈在线性地址空间中的地址是由该任务的TSS段中的ss0和esp0两个字段指定的，依靠TR寄存器就可以找到当前进程的TSS。也就是说，当从用户态进入内核态时，CPU会自动依靠TR寄存器找到当前进程的TSS，然后根据里面ss0和esp0的值找到内核栈的位置，完成用户栈到内核栈的切换。TSS是沟通用户栈和内核栈的关键桥梁，这一点在改写成基于内核栈切换的进程切换中相当重要！
从用户态进入内核发生了什么？
当执行int 0x80 这条语句时由用户态进入内核态时，CPU会自动按照SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP的顺序，将这几个寄存器的值压入到内核栈中，由于执行int 0x80时还未进入内核，所以压入内核栈的这五个寄存器的值是用户态时的值，其中EIP为int 0x80的下一条语句 "=a" (__res)，这条语句的含义是将eax所代表的寄存器的值放入到_res变量中。所以当应用程序在内核中返回时，会继续执行 “=a” (__res) 这条语句。这个过程完成了进程切换中的第一步，通过在内核栈中压入用户栈的ss、esp建立了用户栈和内核栈的联系，形象点说，即在用户栈和内核栈之间拉了一条线，形成了一套栈。
内核栈的具体样子
父进程内核栈的样子
执行int 0x80将SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP入栈。
在system_call中将DS、ES、FS、EDX、ECX、EBX入栈。

system_call:

        cmpl $nr_system_calls-,%eax

        ja bad_sys_call

        push %ds

        push %es

        push %fs

        pushl %edx

        pushl %ecx      # push %ebx,%ecx,%edx as parameters

        pushl %ebx      # to the system call

        movl $0x10,%edx        # set up ds,es to kernel space

        mov %dx,%ds

        mov %dx,%es

        movl $0x17,%edx        # fs points to local data space

        mov %dx,%fs

        call sys_call_table(,%eax,)

        pushl %eax

        movl current,%eax

        cmpl $,state(%eax)        # state

        jne reschedule

        cmpl $,counter(%eax)      # counter

        je reschedule


　　在system_call中执行完相应的系统调用sys_call_xx后，又将函数的返回值eax压栈。若引起调度，则跳转执行reschedule。否则则执行ret_from_sys_call。

 reschedule:

     pushl $ret_from_sys_call

     jmp schedule

在执行schedule前将ret_from_sys_call压栈，因为schedule是c函数，所以在c函数末尾的}，相当于ret指令，将会弹出ret_from_sys_call作为返回地址，跳转到ret_from_sys_call执行。
总之，在系统调用结束后，将要中断返回前，内核栈的样子如下：

内核栈
SS
ESP
EFLAGS
CS
EIP
DS
ES
FS
EDX
ECX
EBX
EAX
ret_from_sys_call

2.2 找到当前进程的PCB和新进程的PCB

当前进程的PCB
当前进程的PCB是用一个全局变量current指向的(在sched.c中定义) ，所以current即指向当前进程的PCB
新进程的PCB
为了得到新进程的PCB，我们需要对schedule()函数做如下修改：

void schedule(void)

{

    int i,next,c;

    struct task_struct *pnext = &(init_task.task);

    struct task_struct ** p;    /* add */

    ......

    while () {

        c = -;

        next = ;

        i = NR_TASKS;

        p = &task[NR_TASKS];

        while (--i) {

            if (!*--p)

                continue;

            if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)

                c = (*p)->counter,next = i,pnext=*p;

        }    /* edit */

        if (c) break;

        for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)

            if (*p)

                (*p)->counter = ((*p)->counter >> ) +

                        (*p)->priority;

    }

            switch_to(pnext,_LDT(next));    /* edit */

}

这样，pnext就指向下个进程的PCB。

在schedule()函数中，当调用函数switch_to(pent, _LDT(next))时，会依次将返回地址}、参数2 _LDT(next)、参数1 pnext压栈。当执行switch_to的返回指令ret时，就回弹出schedule()函数的}执行schedule()函数的返回指令}。关于执行switch_to时内核栈的样子，在后面改写switch_to函数时十分重要。
此处将跳入到switch_to中执行时，内核栈的样子如下：

内核栈
SS
ESP
EFLAGA
CS
EIP
DS
ES
FS
EDX
ECX
EBX
EAX
ret_from_sys_call
pnext
_LDT(next)
}

2.3 完成PCB的切换

2.4 根据PCB完成内核栈的切换

2.5 切换运行资源LDT

这些工作都将有改写后的switch_to完成。

将Linux 0.11中原有的switch_to实现去掉，写成一段基于堆栈切换的代码。由于要对内核栈进行精细的操作，所以需要用汇编代码来实现switch_to的编写，既然要用汇编来实现switch_to，那么将switch_to的实现放在system_call.s中是最合适的。这个函数依次主要完成如下功能：由于是c语言调用汇编，所以需要首先在汇编中处理栈帧，即处理ebp寄存器；接下来要取出表示下一个进程PCB的参数，并和current做一个比较，如果等于current，则什么也不用做；如果不等于current，就开始进程切换，依次完成PCB的切换、TSS中的内核栈指针的重写、内核栈的切换、LDT的切换以及PC指针（即CS:EIP）的切换。

switch_to(system_call.s)的基本框架如下：

 switch_to:

     pushl %ebp

     movl %esp,%ebp

     pushl %ecx

     pushl %ebx

     pushl %eax

     movl (%ebp),%ebx

     cmpl %ebx,current

     je 1f

     切换PCB

     TSS中的内核栈指针的重写

     切换内核栈

     切换LDT

     movl $0x17,%ecx

     mov %cx,%fs

     cmpl %eax,last_task_used_math    //和后面的cuts配合来处理协处理器，由于和主题关系不大，此处不做论述

     jne 1f

     clts

 :  popl %eax

     popl %ebx

     popl %ecx

     popl %ebp

     ret

理解上述代码的核心，是理解栈帧结构和函数调用时控制转移权方式。

大多数CPU上的程序实现使用栈来支持函数调用操作。栈被用来传递函数参数、存储返回地址、临时保存寄存器原有值以备恢复以及用来存储局部数据。单个函数调用操作所使用的栈部分被称为栈帧结构，其通常结构如下：

栈帧结构的两端由两个指针来指定。寄存器ebp通常用作帧指针，而esp则用作栈指针。在函数执行过程中，栈指针esp会随着数据的入栈和出栈而移动，因此函数中对大部分数据的访问都基于帧指针ebp进行。
对于函数A调用函数B的情况，传递给B的参数包含在A的栈帧中。当A调用B时，函数A的返回地址（调用返回后继续执行的指令地址）被压入栈中，栈中该位置也明确指明了A栈帧的结束处。而B的栈帧则从随后的栈部分开始，即图中保存帧指针(ebp)的地方开始。再随后则用来存放任何保存的寄存器值以及函数的临时值。

所以执行完指令pushl %eax后，内核栈的样子如下：

switch_to中指令movl 8(%ebp),%ebx即取出参数2_LDT(next)放入寄存器ebx中，而12(%ebp)则是指参数1penxt。

完成PCB的切换

 movl %ebx,%eax

 xchgl %eax,current

TSS中的内核栈指针的重写
如前所述，当从用户态进入内核态时，CPU会自动依靠TR寄存器找到当前进程的TSS，然后根据里面ss0和esp0的值找到内核栈的位置，完成用户栈到内核栈的切换。所以仍需要有一个当前TSS，我们需要在schedule.c中定义struct tss_struct *tss=&(init_task.task.tss)这样一个全局变量，即0号进程的tss，所有进程都共用这个tss，任务切换时不再发生变化。
虽然所有进程共用一个tss，但不同进程的内核栈是不同的，所以在每次进程切换时，需要更新tss中esp0的值，让它指向新的进程的内核栈，并且要指向新的进程的内核栈的栈底，即要保证此时的内核栈是个空栈，帧指针和栈指针都指向内核栈的栈底。
这是因为新进程每次中断进入内核时，其内核栈应该是一个空栈。为此我们还需要定义：ESP0 = 4，这是TSS中内核栈指针esp0的偏移值，以便可以找到esp0。具体实现代码如下：

 movl tss,%ecx

 addl $,%ebx

 movl %ebx,ESP0(%ecx)

内核栈的切换

Linux 0.11的PCB定义中没有保存内核栈指针这个域(kernelstack)，所以需要加上，而宏KERNEL_STACK就是你加的那个位置的偏移值，当然将kernelstack域加在task_struct中的哪个位置都可以，但是在某些汇编文件中（主要是在system_call.s中）有些关于操作这个结构一些汇编硬编码，所以一旦增加了kernelstack，这些硬编码需要跟着修改，由于第一个位置，即long state出现的汇编硬编码很多，所以kernelstack千万不要放置在task_struct中的第一个位置，当放在其他位置时，修改system_call.s中的那些硬编码就可以了。

在schedule.h中将struct task_struct修改如下：

 struct task_struct {

 long state;

 long counter;

 long priority;

 long kernelstack;

 ......

 }

同时在system_call.s中定义`KERNEL_STACK = 12` 并且修改汇编硬编码，修改代码如下：

 ESP0        =

 KERNEL_STACK    = 

 ......

 state   =      # these are offsets into the task-struct.

 counter =

 priority =

 kernelstack =

 signal  =

 sigaction =       # MUST be  (=len of sigaction)

 blocked = (*)

switch_to中的实现代码如下：

 movl %esp,KERNEL_STACK(%eax)

 movl (%ebp),%ebx

 movl KERNEL_STACK(%ebx),%esp

由于这里将PCB结构体的定义改变了，所以在产生0号进程的PCB初始化时也要跟着一起变化，需要在schedule.h中做如下修改：

 #define INIT_TASK \

 /* state etc */ { ,,,PAGE_SIZE+(long)&init_task,\

 /* signals */   ,{{},},, \

 ......

 }

LDT的切换
switch_to中实现代码如下：

 movl (%ebp),%ecx

 lldt %cx

　　一旦修改完成，下一个进程在执行用户态程序时使用的映射表就是自己的LDT表了，地址分离实现了。

2.6 利用IRET指令完成用户栈的切换

PC的切换
对于被切换出去的进程，当它再次被调度执行时，根据被切换出去的进程的内核栈的样子，switch_to的最后一句指令ret会弹出switch_to()后面的指令}作为返回返回地址继续执行，从而执行}从schedule()函数返回，将弹出ret_from_sys_call作为返回地址执行ret_from_sys_call，在ret_from_sys_call中进行一些处理，最后执行iret指令，进行中断返回，将弹出原来用户态进程被中断地方的指令作为返回地址，继续从被中断处执行。
对于得到CPU的新的进程，我们要修改fork.c中的copy_process()函数，将新的进程的内核栈填写成能进行PC切换的样子。根据实验提示，我们可以得到新进程的内核栈的样子，如图所示：

注意此处需要和switch_to接在一起考虑，应该从“切换内核栈”完事的那个地方开始，现在到子进程的内核栈开始工作了，接下来做的四次弹栈以及ret处理使用的都是子进程内核栈中的东西。
注意执行ret指令时，这条指令要从内核栈中弹出一个32位数作为EIP跳去执行，所以需要弄出一个个函数地址（仍然是一段汇编程序，所以这个地址是这段汇编程序开始处的标号）并将其初始化到栈中。既然这里也是一段汇编程序，那么放在system_call.s中是最合适的。我们弄的一个名为first_return_from_kernel的汇编标号，将这个地址初始化到子进程的内核栈中，现在执行ret以后就会跳转到first_return_from_kernel去执行了。

system_call.s中switch_to的完整代码如下：

 .align

 switch_to:

     pushl %ebp

     movl %esp,%ebp

     pushl %ecx

     pushl %ebx

     pushl %eax

     movl (%ebp),%ebx

     cmpl %ebx,current

     je 1f

     movl %ebx,%eax

     xchgl %eax,current

     movl tss,%ecx

     addl $,%ebx

     movl %ebx,ESP0(%ecx)

     movl %esp,KERNEL_STACK(%eax)

     movl (%ebp),%ebx

     movl KERNEL_STACK(%ebx),%esp

     movl (%ebp),%ecx

     lldt %cx

     movl $0x17,%ecx

     mov %cx,%fs

     cmpl %eax,last_task_used_math

     jne 1f

     clts

 :

     popl %eax

     popl %ebx

     popl %ecx

     popl %ebp

     ret

system_call.s中first_return_from_kernel代码如下：

 .align

 first_return_from_kernel:

     popl %edx

     popl %edi

     popl %esi

     pop %gs

     pop %fs

     pop %es

     pop %ds

     iret

fork.c中copy_process()的具体修改如下：

 ......

     p = (struct task_struct *) get_free_page();

     ......

     p->pid = last_pid;

     p->father = current->pid;

     p->counter = p->priority;

     long *krnstack;

     krnstack = (long)(PAGE_SIZE +(long)p);

     *(--krnstack) = ss & 0xffff;

     *(--krnstack) = esp;

     *(--krnstack) = eflags;

     *(--krnstack) = cs & 0xffff;

     *(--krnstack) = eip;

     *(--krnstack) = ds & 0xffff;

     *(--krnstack) = es & 0xffff;

     *(--krnstack) = fs & 0xffff;

     *(--krnstack) = gs & 0xffff;

     *(--krnstack) = esi;

     *(--krnstack) = edi;

     *(--krnstack) = edx;

     *(--krnstack) = (long)first_return_from_kernel;

     *(--krnstack) = ebp;

     *(--krnstack) = ecx;

     *(--krnstack) = ebx;

     *(--krnstack) = ;

     p->kernelstack = krnstack;

     ......

     }

最后，注意由于switch_to()和first_return_from_kernel都是在system_call.s中实现的，要想在schedule.c和fork.c中调用它们，就必须在system_call.s中将这两个标号声明为全局的，同时在引用到它们的.c文件中声明它们是一个外部变量。

具体代码如下：

system_call.s中的全局声明

 .globl switch_to

 .globl first_return_from_kernel

对应.c文件中的外部变量声明：

 extern long switch_to;

 extern long first_return_from_kernel;

巴特西