V2AS问路
xv6学习笔记(4) : 进程调度
阅读原文时间：2021年08月25日阅读：1

xv6所有程序都是单进程、单线程程序。要明白这个概念才好继续往下看

在XV6中，与进程有关的数据结构如下

// Per-process state
struct proc {
  uint sz;                     // Size of process memory (bytes)
  pde_t* pgdir;                // Page table
  char *kstack;                // Bottom of kernel stack for this process
  enum procstate state;        // Process state
  int pid;                     // Process ID
  struct proc *parent;         // Parent process
  struct trapframe *tf;        // Trap frame for current syscall
  struct context *context;     // swtch() here to run process
  void *chan;                  // If non-zero, sleeping on chan
  int killed;                  // If non-zero, have been killed
  struct file *ofile[NOFILE];  // Open files
  struct inode *cwd;           // Current directory
  char name[16];               // Process name (debugging)
};

与前述的两类信息的对应关系如下

  1. 操作系统管理进程有关的信息：内核栈kstack，进程的状态state，进程的pid，进程的父进程parent，进程的中断帧tf，进程的上下文context，与sleep和kill有关的chan和killed变量。
  2. 进程本身运行所需要的全部环境：虚拟内存信息sz和pgdir，打开的文件ofile和当前目录cwd。

额外地，proc中还有一条用于调试的进程名字name。

在操作系统中，所有的进程信息struct proc都存储在ptable中，ptable的定义如下

下面是proc结构体保存的一些重要数据结构

  • 首先是保存了用户空间线程寄存器的trapframe字段

  • 其次是保存了内核线程寄存器的context字段

  • 还有保存了当前进程的内核栈的kstack字段，这是进程在内核中执行时保存函数调用的位置

  • state字段保存了当前进程状态，要么是RUNNING，要么是RUNABLE，要么是SLEEPING等等

  • lock字段保护了很多数据，目前来说至少保护了对于state字段的更新。举个例子，因为有锁的保护，两个CPU的调度器线程不会同时拉取同一个RUNABLE进程并运行它

    struct {
    struct spinlock lock;
    struct proc proc[NPROC];
    } ptable;

除了互斥锁lock之外，一个值得注意的一点是XV6系统中允许同时存在的进程数量是有上限的。在这里NPROC为64，所以XV6最多只允许同时存在64个进程。

要注意操作系统的资源分配的单位是进程，处理机调度的单位是线程；

1. userinit函数

在 main 初始化了一些设备和子系统后，它通过调用 userinit建立了第一个进程。

userinit 首先调用 allocproc。allocproc的工作是在页表中分配一个槽（即结构体 struct proc），并初始化进程的状态，为其内核线程的运行做准备。注意一点：userinit 仅仅在创建第一个进程时被调用，而 allocproc 创建每个进程时都会被调用。allocproc 会在 proc 的表中找到一个标记为 UNUSED的槽位。当它找到这样一个未被使用的槽位后，allocproc 将其状态设置为 EMBRYO，使其被标记为被使用的并给这个进程一个独有的 pid（2201-2219）。接下来，它尝试为进程的内核线程分配内核栈。如果分配失败了，allocproc 会把这个槽位的状态恢复为 UNUSED 并返回0以标记失败。

// Set up first user process.
void
userinit(void)
{
  struct proc *p;
  extern char _binary_initcode_start[], _binary_initcode_size[];

  p = allocproc();

  initproc = p;
  if((p->pgdir = setupkvm()) == 0)
    panic("userinit: out of memory?");
  inituvm(p->pgdir, _binary_initcode_start, (int)_binary_initcode_size);
  p->sz = PGSIZE;
  memset(p->tf, 0, sizeof(*p->tf));
  p->tf->cs = (SEG_UCODE << 3) | DPL_USER;
  p->tf->ds = (SEG_UDATA << 3) | DPL_USER;
  p->tf->es = p->tf->ds;
  p->tf->ss = p->tf->ds;
  p->tf->eflags = FL_IF;
  p->tf->esp = PGSIZE;
  p->tf->eip = 0;  // beginning of initcode.S

  safestrcpy(p->name, "initcode", sizeof(p->name));
  p->cwd = namei("/");

  // this assignment to p->state lets other cores
  // run this process. the acquire forces the above
  // writes to be visible, and the lock is also needed
  // because the assignment might not be atomic.
  acquire(&ptable.lock);

  p->state = RUNNABLE;

  release(&ptable.lock);
}

2. allocproc函数

  1. 在ptable中找到一个没有被占用的槽位

  2. 找到之后分配pid然后把他的状态设置为EMBRYO

    static struct proc*
    allocproc(void)
    {
    struct proc *p;
    char *sp;

    acquire(&ptable.lock);

    for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++) if(p->state == UNUSED)
    goto found;

    release(&ptable.lock);
    return 0;

    found:
    p->state = EMBRYO;
    p->pid = nextpid++;

    release(&ptable.lock);

    // Allocate kernel stack.
    if((p->kstack = kalloc()) == 0){
    p->state = UNUSED;
    return 0;
    }
    sp = p->kstack + KSTACKSIZE;

    // Leave room for trap frame.
    sp -= sizeof p->tf; p->tf = (struct trapframe)sp;

    // Set up new context to start executing at forkret,
    // which returns to trapret.
    sp -= 4;
    (uint)sp = (uint)trapret;

    sp -= sizeof p->context; p->context = (struct context)sp;
    memset(p->context, 0, sizeof *p->context);
    p->context->eip = (uint)forkret;

    return p;
    }

这里进行调用完之后得到的状态如下图所示

// Common CPU setup code.
static void
mpmain(void)
{
  cprintf("cpu%d: starting %d\n", cpuid(), cpuid());
  idtinit();       // load idt register
  xchg(&(mycpu()->started), 1); // tell startothers() we're up
  scheduler();     // start running processes
}

1. scheduler()函数

这个函数是非常重要的，进行进程之间的调度，在上面我们创建了第一个用户进程但是还没有进行执行。

void
scheduler(void)
{
  struct proc *p;
  struct cpu *c = mycpu();
  c->proc = 0;

  for(;;){
    // Enable interrupts on this processor.
    sti();

    // Loop over process table looking for process to run.
    acquire(&ptable.lock);
    for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++){
      if(p->state != RUNNABLE)
        continue;

      // Switch to chosen process.  It is the process's job
      // to release ptable.lock and then reacquire it
      // before jumping back to us.
      c->proc = p;
      switchuvm(p);
      p->state = RUNNING;

      swtch(&(c->scheduler), p->context);
      switchkvm();

      // Process is done running for now.
      // It should have changed its p->state before coming back.
      c->proc = 0;
    }
    release(&ptable.lock);

  }
}

2. switchuvm函数

  1. 这里要设置当前cpu的taskstate。关于taskstate的知识补充

taskstate的知识补充

  1. 对于cpu而言是没有进程或者线程的概念，对于cpu只有任务的概念
  2. 对于ss0是存储的0环的栈段选择子
  3. 对于esp是存储的0环的栈指针
  4. 而对于ring的概念也就是环的概念这里可以简单理解成特权集参考博客

// Switch TSS and h/w page table to correspond to process p.
void
switchuvm(struct proc *p)
{
  if(p == 0)
    panic("switchuvm: no process");
  if(p->kstack == 0)
    panic("switchuvm: no kstack");
  if(p->pgdir == 0)
    panic("switchuvm: no pgdir");

  pushcli();
  mycpu()->gdt[SEG_TSS] = SEG16(STS_T32A, &mycpu()->ts,
                                sizeof(mycpu()->ts)-1, 0);
  mycpu()->gdt[SEG_TSS].s = 0;
  mycpu()->ts.ss0 = SEG_KDATA << 3;
  mycpu()->ts.esp0 = (uint)p->kstack + KSTACKSIZE;
  // setting IOPL=0 in eflags *and* iomb beyond the tss segment limit
  // forbids I/O instructions (e.g., inb and outb) from user space
  mycpu()->ts.iomb = (ushort) 0xFFFF;
  ltr(SEG_TSS << 3);
  lcr3(V2P(p->pgdir));  // switch to process's address space
  popcli();
}

3. 第一个程序Initcode.S

第一个程序会在虚拟地址[0-pagesize]这一段

# exec(init, argv)
.globl start
start:
  pushl $argv
  pushl $init
  pushl $0  // where caller pc would be
  movl $SYS_exec, %eax
  int $T_SYSCALL

# for(;;) exit();
exit:
  movl $SYS_exit, %eax
  int $T_SYSCALL
  jmp exit

# char init[] = "/init\0";
init:
  .string "/init\0"

# char *argv[] = { init, 0 };
.p2align 2
argv:
  .long init
  .long 0

这里是调用了exec执行init函数

这个其实更像什么，更像shell终端的启动

int
main(void)
{
  int pid, wpid;

  if(open("console", O_RDWR) < 0){
    mknod("console", 1, 1);
    open("console", O_RDWR);
  }
  dup(0);  // stdout
  dup(0);  // stderr

  for(;;){
    printf(1, "init: starting sh\n");
    pid = fork();
    if(pid < 0){
      printf(1, "init: fork failed\n");
      exit();
    }
    if(pid == 0){
      exec("sh", argv);
      printf(1, "init: exec sh failed\n");
      exit();
    }
    while((wpid=wait()) >= 0 && wpid != pid)
      printf(1, "zombie!\n");
  }
}

进程切换解决之后，对于xv6的进程调度就会有一个比较清晰的分析了

这里有几个重要的概念就是

  • 每一个进程都有一个对应的内核线程(也就是scheduler thread)线程。

  • 在xv6中想要从一个进程(当然这里叫线程也是无所谓的)切换到另一个线程中，必须要先从当前进程-->当前进程的内核线程-->目的线程的内核线程-->目的线程的用户进程。这样一个过程才能完成调度

1. 先从yied和sched开始

其实yield函数并没有干很多事情，关于的操作后面会单独来讲一下，这里就先跳过去

这个函数就是当前进程要让出cpu。所以把当前proc()的状态设置成RUNNABLE

最后调用sched()

// Give up the CPU for one scheduling round.
void
yield(void)
{
  acquire(&ptable.lock);  //DOC: yieldlock
  myproc()->state = RUNNABLE;
  sched();
  release(&ptable.lock);
}

这里先进行一些状态判断，如果出问题就会panic。

2. 随后调用swtch函数

其实这个函数就是switch这里为了不与c语言中的库函数同名

void
sched(void)
{
  int intena;
  struct proc *p = myproc();

  if(!holding(&ptable.lock))
    panic("sched ptable.lock");
  if(mycpu()->ncli != 1)
    panic("sched locks");
  if(p->state == RUNNING)
    panic("sched running");
  if(readeflags()&FL_IF)
    panic("sched interruptible");
  intena = mycpu()->intena;
  swtch(&p->context, mycpu()->scheduler);
  mycpu()->intena = intena;
}

swtch函数就是传说中的上下文切换。只不过和之前说的用户状态的上下文切换不一样

这里是把当前cpu的内核线程的寄存器保存到p->context中

这里的（esp + 4）存储的就是edi寄存器的值。而(esp + 8)存储的就是esi寄存器的值，也就是第一个参数和第二个参数

.globl swtch
swtch:
  movl 4(%esp), %eax
  movl 8(%esp), %edx

  # Save old callee-saved registers
  pushl %ebp
  pushl %ebx
  pushl %esi
  pushl %edi

  # Switch stacks
  movl %esp, (%eax)
  movl %edx, %esp

  # Load new callee-saved registers
  popl %edi
  popl %esi
  popl %ebx
  popl %ebp
  ret

所以这里最后就会把mycpu()->scheduler中保存的context信息弹出到寄存器中。同时把esp寄存器更换成mycpu()->scheduler那里。所以这里的ret的返回地址就是mycpu()->scheduler保存的eip的值。也就会返回到

红色箭头所指向的一行。

3. 回到scheduler函数

现在我们在scheduler函数的循环中，代码会检查所有的进程并找到一个来运行。随后再来调用swtch函数

又调用了swtch函数来保存调度器线程的寄存器，并恢复目标进程的寄存器（注，实际上恢复的是目标进程的内核线程）

这里有件事情需要注意，调度器线程调用了swtch函数，但是我们从swtch函数返回时，实际上是返回到了对于switch的另一个调用，而不是调度器线程中的调用。我们返回到的是pid为目的进程的进程在很久之前对于switch的调用。这里可能会有点让人困惑，但是这就是线程切换的核心。

4. 回到用户空间

最后的返回是利用了trapret

# Return falls through to trapret...
.globl trapret
trapret:
  popal
  popl %gs
  popl %fs
  popl %es
  popl %ds
  addl $0x8, %esp  # trapno and errcode
  iret

这个函数把保存的trapframe恢复。最后通过iret恢复到用户空间

1. fork函数

  1. 创建一个进程

  2. 把父进程的页表copy过来(这里还不是cow方式的)

  3. 这里比较重要的点是先加锁。然后把子进程的状态设置成runnable。如果在解锁之前子进程就被调度的话。那返回值就是利用tf->eax来获取

  4. 否则的话解锁return父进程的pid，表示从父进程返回

    // Create a new process copying p as the parent.
    // Sets up stack to return as if from system call.
    // Caller must set state of returned proc to RUNNABLE.
    int
    fork(void)
    {
    int i, pid;
    struct proc *np;
    struct proc *curproc = myproc();

    // Allocate process.
    if((np = allocproc()) == 0){
    return -1;
    }

    // Copy process state from proc.
    if((np->pgdir = copyuvm(curproc->pgdir, curproc->sz)) == 0){
    kfree(np->kstack);
    np->kstack = 0;
    np->state = UNUSED;
    return -1;
    }
    np->sz = curproc->sz;
    np->parent = curproc;
    *np->tf = *curproc->tf;

    // Clear %eax so that fork returns 0 in the child.
    np->tf->eax = 0;

    for(i = 0; i < NOFILE; i++) if(curproc->ofile[i])
    np->ofile[i] = filedup(curproc->ofile[i]);
    np->cwd = idup(curproc->cwd);

    safestrcpy(np->name, curproc->name, sizeof(curproc->name));

    pid = np->pid;

    acquire(&ptable.lock);

    np->state = RUNNABLE;

    release(&ptable.lock);

    return pid;
    }

2. wait函数

  1. 如果找到了处于ZOMBIE状态子进程会把他释放掉。（分别释放对于的pid、内核栈、页表）

  2. 否则如果没有子进程则return -1

  3. 否则调用slepp函数等待

    // Wait for a child process to exit and return its pid.
    // Return -1 if this process has no children.
    int
    wait(void)
    {
    struct proc *p;
    int havekids, pid;
    struct proc *curproc = myproc();

    acquire(&ptable.lock);
    for(;;){
    // Scan through table looking for exited children.
    havekids = 0;
    for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++){ if(p->parent != curproc)
    continue;
    havekids = 1;
    if(p->state == ZOMBIE){
    // Found one.
    pid = p->pid;
    kfree(p->kstack);
    p->kstack = 0;
    freevm(p->pgdir);
    p->pid = 0;
    p->parent = 0;
    p->name[0] = 0;
    p->killed = 0;
    p->state = UNUSED;
    release(&ptable.lock);
    return pid;
    }
    }

    // No point waiting if we don't have any children.
if(!havekids || curproc->killed){
  release(&ptable.lock);
  return -1;
}

// Wait for children to exit.  (See wakeup1 call in proc_exit.)
sleep(curproc, &ptable.lock);  //DOC: wait-sleep

    }
    }

sleep函数会在后面讲锁的时候去看

3. exit函数

  1. 首先exit函数关闭了所有已打开的文件。这里可能会很复杂，因为关闭文件系统中的文件涉及到引用计数，虽然我们还没学到但是这里需要大量的工作。不管怎样，一个进程调用exit系统调用时，会关闭所有自己拥有的文件。

  2. 进程有一个对于当前目录的记录，这个记录会随着你执行cd指令而改变。在exit过程中也需要将对这个目录的引用释放给文件系统。

  3. 如果这个想要退出的进程，它又有自己的子进程，接下来需要设置这些子进程的父进程为init进程。我们接下来会看到，每一个正在exit的进程，都有一个父进程中的对应的wait系统调用。父进程中的wait系统调用会完成进程退出最后的几个步骤。所以如果父进程退出了，那么子进程就不再有父进程，当它们要退出时就没有对应的父进程的wait。所以在exit函数中，会为即将exit进程的子进程重新指定父进程为init进程，也就是PID为1的进程。

  4. 最后把要exit的进程状态设置成ZOMBIE

  5. 执行sched函数重新回到内核线程。。。找新的线程去执行

    void
    exit(void)
    {
    struct proc *curproc = myproc();
    struct proc *p;
    int fd;

    if(curproc == initproc)
    panic("init exiting");

    // Close all open files.
    for(fd = 0; fd < NOFILE; fd++){ if(curproc->ofile[fd]){
    fileclose(curproc->ofile[fd]);
    curproc->ofile[fd] = 0;
    }
    }
    begin_op();
    iput(curproc->cwd);
    end_op();
    curproc->cwd = 0;

    acquire(&ptable.lock);

    // Parent might be sleeping in wait().
    wakeup1(curproc->parent);

    // Pass abandoned children to init.
    for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++){ if(p->parent == curproc){
    p->parent = initproc;
    if(p->state == ZOMBIE)
    wakeup1(initproc);
    }
    }

    // Jump into the scheduler, never to return.
    curproc->state = ZOMBIE;
    sched();
    panic("zombie exit");
    }

4. kill函数

最后我想看的是kill系统调用。Unix中的一个进程可以将另一个进程的ID传递给kill系统调用，并让另一个进程停止运行。如果我们不够小心的话，kill一个还在内核执行代码的进程，会有风险，比如我们想要杀掉的进程的内核线程还在更新一些数据，比如说更新文件系统，创建一个文件。如果这样的话，我们不能就这样杀掉进程，因为这样会使得一些需要多步完成的操作只执行了一部分。所以kill系统调用不能就直接停止目标进程的运行。实际上，在XV6和其他的Unix系统中，kill系统调用基本上不做任何事情。

// Kill the process with the given pid.
// Process won't exit until it returns
// to user space (see trap in trap.c).
int
kill(int pid)
{
  struct proc *p;

  acquire(&ptable.lock);
  for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++){
    if(p->pid == pid){
      p->killed = 1;
      // Wake process from sleep if necessary.
      if(p->state == SLEEPING)
        p->state = RUNNABLE;
      release(&ptable.lock);
      return 0;
    }
  }
  release(&ptable.lock);
  return -1;
}

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