深入学习LINUX内核之七(图文讲解)

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深入学习LINUX内核之七(图文讲解)

来源：http://www.unix5.com 作者：riechelr_hl 发布时间：2008-04-15

此后系统设置新任务的代码和资料段基址、限长，並复制当前行程记忆体分页管理的页表。注意，此时系统並不为新的行程分配实际的实体记忆体页面，而是让它共用其父行程的记忆体页面。只有当父行程或新行程中任意一个有写记忆体操作时，系统才会为执行写操作的行程分配相关的独自使用的记忆体页面。这种处理方式称为写时复制(Copy On Write)技术。

随后，如果父行程中有档案是打的，则应将对应档案的打开次数增加1。接著在GDT中设置新任务的TSS和LDT描述符项，其中基底位址资讯指向新行程任务结构中的tss和ldt。最后再将新任务设置成可执行状态並返回新行程号。

另外请注意，建立一个新的子行程和载入执行一个执行程式档是两个不同的概念。当建立子行程时，它完全复制了父行程代码和资料区，並会在其中执行子行程部分的代码。而执行区块装置上的一个程式时，一般是在子行程中执行exec( )系统呼叫来操作的。在进入exec( )后，子行程原来的代码和资料区就会被清掉(释放) 。待该子行程开始执行新程式时，由於此时內核还沒有从区块装置上载入该程式的代码，CPU就会立刻產生內码表面不存在的異常(Fault) ，此时记忆体管理程式就会从区块装置上载入相应的內码表面，然后CPU又重新执
行引起異常的指令，到此时新程式的代码才真正开始室执行。

5.7.5行程调度

內核中的调度程式用於选择系统中下一个要执行的行程。这种选择执行机制是多工作业系统的基础。调度程式可以看作为在所有处於执行状态的行程之间分配CPU执行时间的管理代码。由前面描述可知，Linux行程是抢佔式的，但被抢佔的行程仍然处於TASK_RUNNING状态，只是暂时沒有被CPU执行。行程的抢佔发生在行程处於用戶态执行阶段，在內核态执行时是不能被抢佔的。

为了能让行程有效地使用系统资源，又能使行程有较快的回应时问，就需要对行程的切换调度採用一定的调度策略。在Linux 0.12中採用了基於优先顺序排队的调度策略。

调度程式
schedule ( )函数首先扫描任务阵列。透过比较每个就绪态(TASK_RUNNING)任务的执行时间递減滴答计数counter的值来确定当前哪个行程执行的时间最少。哪一个的值大，就表示执行时间还不长，于是就选中该行程，並使用任务切換巨集函数切換到该行程执行。

如果此时所有处于TASK_RUNNING状态行程的时间片都已经用完，系统就会根据每个行程的优先权值priority，对系统中所有行程(包括正在睡眠的行程)重新计算每个任务需要执行的时间片值counter。计算的公式是：

这样对于正在睡眠的行程当它们被唤醒时就具有较高的时间片counter值。然后schedule ( )函数重新扫描任务阵列中所有处于TASK_RUNNING状态，重复上述过程，直到选择出一个行程为止。最后呼叫switch_to( )执行实际的行程切換操作。

如果此时沒有其他行程可执行，系统就会选择行程0执行，对於Linux 0.12来說，行程0会呼叫pause( )把自己置为可中断的睡眠状态並再次呼叫schedule( )。不过在调度行程执行时，schedule( )並>不在意行程0处於什麼状态。只要系统空闲就调度行程0执行。

行程切换
每当选择出一个新的可执行行程时，schedule( )函数就会呼叫定义在include/asm/system.h中的switch_to ( )巨集执行实际行程切換操作。该巨集会把CPU的当前行程状态(上下文)替換成新行程的状态。在进行切換之前，switch_to ( )首先检查要切換到的行程是否就是当前行程，如果是则什麼也不做，直接退出。否则就首先把內核全域变数current置为新任务的指标，然后长跳转到新任务的任务状态段TSS组成的位址处，造成CPU执行任务切換操作。此时CPU会把其所有寄存器的状态保存到当前任务寄存器TR中TSS段选择符所指向的当前行
程任务资料结构的tss结构中，然后把新任务状态段选择符所指向的新任务资料结构中tss结构中的寄存器资讯恢复到CPU中，统就正式开始执行新切換的任务了。这个过程可参见图5-23所示。

5.7.6终止行程

当一个行程结束了执行或在半途中终止了执行，那么內核就需要释放该行程所佔用的系统资源。这包括行程执行时打开的档案、申请的记忆体等。

当一个用户程式呼叫exit ( )系统呼叫时，就会执行內核函数do_exit ( )。该函数会首先释放行程代码段和资料段佔用的记忆体页面，关闭行程打开着的所有档，对行程使用的当前工作目錄、根目錄和执行程式的i节点进行同步操作。如果行程有子行程，则让init行程作为其所有子行程的父行程。如果行程是一个会话头行程并且有控制终端，则释放控制终端，並向属于该会话的所有行程发送掛断信号SIGHUP，这通常会终止该会话中的所有行程。然后把行程状态置为僵死状态TASK_ZOMBIE。並向其原父行程发送SIGCHLD信号，通知其某个子行程已经终止，最后do_exit ( )呼叫调度函数去执行其它行程。由此可见在行程被终止时，它的任务资料结构仍然保留著。因为其父行程还需要使用其中的资讯。

在子行程在执行期间，父行程通常使用wait ( )或waitpid ( )函数等待其某个子行程终止。当等待的子行程被终止並处於僵死状态时，父行程就会把子行程执行所使用的时间累加到自己行程中。最终释放已终止子行程任务资料结构所佔用的记忆体页面，並置空子行程在任务阵列中佔用的指标项。

5.8 Linux系统中堆栈的使用方法

本节內容概要描述了Linux內核从开机引导到系统正常执行过程中对堆栈的使用方式。这部分內容的說明与內核代码关系比较密切，可以先跳过。在开始閱读相应代码时再回来仔细研究。

Linux 0.12系统中共使用了四种堆栈。一种是系统开机初始化时临时使用的堆栈；一种己进入保护模式之后提供內核程式初始化使用的堆栈，位於內核代码位址空间固定位置处。该堆栈也是后来任务0使用的用戶态堆栈；另一种是每个任务透过系统呼叫，执行內核程式时使用的堆栈；我们称之为任务的內核态堆栈。每个任务都有自己独立的內核态堆栈；最后一种是任务在用戶态执行的堆栈，位於任务(行程)逻辑位址空间近末端处。

使用多个堆栈或在不同情況下使用不同堆栈的主要原因有两个。首先是由於从真实模式进入保护模式，使得CPU对记忆体定址存取方式发生了变化，因此需要重新调整设置堆栈区域。另外，为了解決不同CPU特权级共用使用堆栈带来的保护问题，执行0级的內核代码和执行3级的用戶代码需要使用不同的堆栈。当一个任务进入內核态执行时，就会使用其TSS段中给出的特权级0的堆栈指标tss.ss ( )、tss.esp( )，即内核堆栈。原用户堆栈指标会被保存在内核堆栈中。而当初从内核态返回用户态时，就会恢复使用用户态的堆栈。下面分别对它们进行说明。
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