3调度和上下文切换

第3章 调度和上下文切换0. 导言并发执行的幻觉并发的本质操作系统通过在处理器上频繁切换不同的任务给用户造成多个任务“同时”处理的幻觉。核心机制上下文切换。步骤停止当前进程。保存足够的信息状态以便稍后能重新启动。启动另一个进程。后续动作切换完成后处理器必须紧接着执行新进程的代码。本章重点上下文切换的机制、进程状态的数据结构、调度器的实现Xinu、xv6、HarmonyOS案例。1. 进程表与进程状态1.1 进程表定义操作系统记录所有进程相关信息的数据结构。维护方式每个存在的进程在表中占用一个进程表项。进程创建时分配表项结束时删除。活动进程在单核单线程系统中任一时刻只有一个进程在执行因此进程表中只有一个表项对应“活动进程”。切换过程将当前运行进程的信息存入其表项从另一个表项中恢复目标进程的信息。1.2 进程表项中保存的信息当进程被暂停时必须保存所有可能被后续运行破坏的值栈指针必须保存。虽然每个进程有独立栈空间但寄存器中的栈指针必须在暂停时保存到进程表恢复时写回寄存器。思考x86 32位架构下栈指针寄存器是%esp帧指针是%ebp。通用寄存器如EAX,EBX等也需要保存通常保存在进程自己的栈中而非直接写在进程表字段里。元信息用于资源计数、错误避免、所有权管理。用户ID (uid)、组ID (gid)。内存限制。1.3 Xinu 进程表案例Xinu 的进程表proctab包含NPROC个表项通常为 100。核心字段prstate进程状态如PR_CURR,PR_READY。prprio调度优先级。prstkptr保存的栈指针进程不运行时使用。prstkbase进程栈在内存中的最高地址。prstklen栈的最大容量。prname进程名。prsem等待的信号量 ID。prparent父进程 ID。全局变量prcount当前活动进程总数。currpid当前正在执行的进程 ID。1.4 进程状态系统给每个进程赋予一个状态用于记录进程行为并校验操作合法性。进程表项procent中使用prstate字段记录每个进程的状态信息Xinu定义了7个有效状态每个状态对应一个符号常量。另外定义了一个额外常量用于标识未被使用的进程表项即没有进程使用该进程表项。Xinu 的状态常量PR_FREE(0)表项未使用。PR_CURR(1)正在运行。PR_READY(2)在就绪队列中等待 CPU。PR_RECV(3)等待消息。PR_SLEEP(4)休眠中。PR_SUSP(5)被挂起。PR_WAIT(6)在信号量队列中等待。PR_RECTIM(7)带超时的接收等待。对比 Linux/xv6Linux 0.12使用TASK_RUNNING统一表示就绪和运行。xv6就绪态为RUNNABLE运行态为RUNNING。2. 调度的实现2.1 调度器的定义调度器是执行进程选择策略的软件模块。从当前执行的进程转换到另一个进程需要两个步骤从有资格使用处理器的进程中挑选一个将处理器的控制权交给该进程。Xinu 调度策略优先级最高者优先任何时刻执行有资格运行的优先级最高的进程。时间片轮转若优先级相同则轮流执行。两点关键理解当前进程在“有资格进程”集合中。若它优先级最高则继续运行。相同优先级的进程按FIFO先来先服务顺序在组内轮转。2.2 调度器的本质函数调用调度器不是主动的代理而是由执行中的进程调用的一个函数resched()。就绪链表 (readylist)存储所有PR_READY进程。Xinu中进程的优先级由一个正整数表示保持相对静止进程创建后就不再改变。所有就绪状态的进程存储在就绪链表中按优先级降序排列表头即为最高优先级。Xinu 特殊策略当前运行进程currpid不在就绪链表中。2.3resched函数逻辑核心伪代码voidresched(void){// 1. 检查是否延迟调度if(Defer.ndefers0)return;ptoldproctab[currpid];// 2. 如果当前进程还能继续跑优先级比就绪链表最高的还高if(ptold-prstatePR_CURR){if(ptold-prpriofirstkey(readylist))return;// 否则将旧进程状态改为 READY 并插入就绪链表ptold-prstatePR_READY;insert(currpid,readylist,ptold-prprio);}// 3. 从就绪链表中取出最高优先级的进程作为新进程currpiddequeue(readylist);ptnewproctab[currpid];ptnew-prstatePR_CURR;preemptQUANTUM;// 重置时间片// 4. 调用汇编函数执行上下文切换ctxsw(ptold-prstkptr,ptnew-prstkptr);return;}3. 上下文切换3.1 为什么需要汇编寄存器和硬件状态无法通过 C 语言直接操作必须使用汇编函数ctxsw来执行从一个进程到另一个进程的上下文切换。现象观察左图串行程序流程。在传统的单线程/串行程序中函数调用遵循严格的 LIFO后进先出栈模型流程函数 Acall函数 B→\rightarrow→处理器跳转到 B→\rightarrow→B 执行完毕执行ret→\rightarrow→处理器跳转回 A 调用点的下一行。特征单一上下文所有的操作都在同一个进程、同一个内核栈中完成。即时性A 的暂停和 B 的开始是连续的B 的结束和 A 的恢复也是连续的。确定性ret指令弹出的返回地址必然是 A 刚才压入的那个地址。核心问题右图调度与上下文切换流程。图展示了函数 A - resched - ctxsw。这里的疑问在于ctxsw执行ret时它回到了哪里微观上的“流程断裂”在上下文切换中流程并不是像左图那样简单的“圆环”而是一个**“跨越空间的切换”**进程 A调用resched()随后进入汇编函数ctxsw()。ctxsw()将进程 A 的寄存器保存在进程 A 的栈上。关键动作ctxsw修改了栈指针寄存器如%esp将其指向进程 B 的栈。此时流程发生了“灵魂漂移”接下来的popal和ret指令是在进程 B 的栈上操作的。ctxsw执行ret时弹出的地址是进程 B 之前被切换走时留在栈上的地址。结果ctxsw“返回”到了进程 B 的resched函数中随后返回到进程 B 的代码执行。结论 1在微观上ctxsw并没有立即返回给它的调用者进程 A而是“消失”在 A 的视野中并从 B 的视野中“复活”。宏观上的“幻觉维持”尽管微观上发生了切换但操作系统必须维持一个幻觉对函数 A 来说它调用resched()就像调用一个耗时很长的普通函数一样。当未来的某个时刻调度器再次选中进程 A。某个进程可能是 B也可能是 C会调用ctxsw并把栈指针切回进程 A 的栈。此时进程 A 栈顶的返回地址正是当初resched调用ctxsw之后的下一行。ctxsw执行ret进程 A “感觉到”ctxsw返回了随后resched返回给函数 A。结论 2在宏观上每一个函数包括调度器最终都返回到了它的调用者流程闭环了。3.2 内存中的状态保存每个进程有私有栈。在ctxsw执行期间旧进程的寄存器状态会被压入它自己的栈顶。假设3个进程2个就绪1个正在运行每个进程拥有一个私有栈上下文切换会在进程栈上保存这个进程的机器状态信息——在上下文切换之前在进程栈上保存了这个进程的所有相关信息图中处理器转到另一个进程之前每个进程最后一步都执行了上下文切换两个就绪进程的栈顶都保存了各自的状态信息。3.3ctxsw汇编详解 (x86 32位)1 ctxsw: 2 pushl %ebp ; 保存旧进程的帧指针 3 movl %esp, %ebp ; 建立新的帧 4 pushfl ; 保存标志寄存器 (EFLAGS) 5 pushal ; 保存所有通用寄存器 (EAX, ECX, EDX, EBX, ESP, EBP, ESI, EDI) ; 切换栈指针 6 movl 8(%ebp), %eax ; 获取第一个参数 (旧进程 prstkptr 的地址) 7 movl %esp, (%eax) ; 将当前 ESP 存入旧进程表项 8 movl 12(%ebp), %eax; 获取第二个参数 (新进程 prstkptr 的地址) 9 movl (%eax), %esp ; 从新进程表项加载 ESP - 此时已处于新进程栈 ; 恢复新进程状态 10 popal ; 恢复通用寄存器 11 movl 4(%esp), %ebp ; 恢复 ebp (注意此时栈已变) 12 popfl ; 恢复标志寄存器 13 add $4, %esp ; 跳过返回地址所在的占位 14 ret ; 返回到新进程上次调用 resched 的地方3.4 切换全流程示意图函数 A 调用resched。resched调用ctxsw。ctxsw保存 A 的寄存器将%esp切换到 B 的栈。ctxsw从 B 的栈中弹出 B 之前保存的寄存器。ctxsw执行ret返回到resched中调用ctxsw的下一行由于栈已切换现在是在 B 的上下文执行resched的剩余部分。resched返回到函数 B。4. 其他重要概念4.1 空进程存在意义处理器必须始终有指令执行。如果所有进程都在等待 I/O调度器不能返回空。Xinu 实现系统启动时创建一个 PID 为 0、优先级为 0 的空进程其代码是一个死循环。原则任何时刻至少存在一个可运行进程。4.2ready函数使一个进程进入就绪状态并重新调度。statusready(pid32 pid){prptrproctab[pid];prptr-prstatePR_READY;insert(pid,readylist,prptr-prprio);resched();// 调度策略要求在任意时刻最高优先级的进程必须优先执行。如果一个函数改变了进程的状态这个函数必须调用resched来确保该策略的正确实施。returnOK;}5. xv6 的进程调度机制差异xv6 有一个专门的scheduler()内核线程调度器循环。过程进程 A - 切换到调度器c-scheduler- 调度器挑选进程 B - 切换到进程 B。数据结构使用context结构体保存状态。voidscheduler(void){structproc*p;structcpu*cmycpu();c-proc0;for(;;){sti();/* 开启中断 */acquire(ptable.lock);for(pptable.proc;pptable.proc[NPROC];p){if(p-state!RUNNABLE)continue;// 切换到选中的进程执行c-procp;switchuvm(p);p-stateRUNNING;/* * 此处 scheduler 与 context 都是一段栈空间 * 用于存放内核调度器和新进程的机器状态 */swtch((c-scheduler),p-context);switchkvm();// 进程运行完或切换回后清空当前 CPU 运行的进程指针c-proc0;}release(ptable.lock);}}6. HarmonyOS (LiteOS) 的调度6.1 LiteOS-M (轻量级)特点只有任务内核线程无进程空间概念。优先级0~310 最高与 Xinu 相反。调度策略高优先级抢占 同优先级轮转。差异点即使旧任务是最高优先级LiteOS-M 也会先把它放回就绪队列再取出来并重新分配时间片而 Xinu 则直接返回继续运行。6.2 LiteOS-A (小型系统)特点支持多进程、虚拟内存。多级队列32个进程优先级桶每个桶对应32个线程优先级桶。调度单位线程。线程切换若跨进程涉及**进程空间页表**的切换。