編輯:關於android開發
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上一篇說到進程調度歸根結底是調用timer_interrupt函數,在system_call.s中:
#### int32 -- (int 0x20) 時鐘中斷處理程序。中斷頻率被設置為100Hz(include/linux/sched.h,5), # 定時芯片8253/8254 是在(kernel/sched.c,406)處初始化的。因此這裡jiffies 每10 毫秒加1。 # 這段代碼將jiffies 增1,發送結束中斷指令給8259 控制器,然後用當前特權級作為參數調用 # C 函數do_timer(long CPL)。當調用返回時轉去檢測並處理信號。 .align 2 _timer_interrupt: push %ds # save ds,es and put kernel data space push %es # into them. %fs is used by _system_call push %fs pushl %edx # we save %eax,%ecx,%edx as gcc doesn't pushl %ecx # save those across function calls. %ebx pushl %ebx # is saved as we use that in ret_sys_call pushl %eax movl $0x10,%eax # ds,es 置為指向內核數據段。 mov %ax,%ds mov %ax,%es movl $0x17,%eax # fs 置為指向局部數據段(出錯程序的數據段)。 mov %ax,%fs incl _jiffies # 由於初始化中斷控制芯片時沒有采用自動EOI,所以這裡需要發指令結束該硬件中斷。 movb $0x20,%al # EOI to interrupt controller #1 outb %al,$0x20 # 操作命令字OCW2 送0x20 端口。 # 下面3 句從選擇符中取出當前特權級別(0 或3)並壓入堆棧,作為do_timer 的參數。 movl CS(%esp),%eax andl $3,%eax # %eax is CPL (0 or 3, 0=supervisor) pushl %eax # do_timer(CPL)執行任務切換、計時等工作,在kernel/shched.c,305 行實現。 call _do_timer # 'do_timer(long CPL)' does everything from addl $4,%esp # task switching to accounting ... jmp ret_from_sys_call
前面一堆push指令保存當前的寄存器,然後在ret_from_sys_call中彈出。
movl $0x10,%eax把段選擇子0x10也就是內核數據段選擇子賦值給eax,然後再賦給ds、es;
然後_jiffies加1,jiffies在sched.h中定義:
extern long volatile jiffies; // 從開機開始算起的滴答數(10ms/滴答)。
接下來三句指令比較關鍵:
movl CS(%esp),%eax andl $3,%eax # %eax is CPL (0 or 3, 0=supervisor) pushl %eax
從上面push的寄存器當中取出cs寄存器的值,也就是代碼段選擇子,根據選擇的結構,0-1位是特權級,andl $3,%eax就是取eax中0-1位的值,然後把eax壓棧當成do_timer的參數傳遞,4個字節。
好了,現在進入do_timer函數,在sched.c中:
//// 時鐘中斷C 函數處理程序,在kernel/system_call.s 中的_timer_interrupt(176 行)被調用。 // 參數cpl 是當前特權級0 或3,0 表示內核代碼在執行。 // 對於一個進程由於執行時間片用完時,則進行任務切換。並執行一個計時更新工作。 void do_timer (long cpl) { extern int beepcount; // 揚聲器發聲時間滴答數(kernel/chr_drv/console.c,697) extern void sysbeepstop (void); // 關閉揚聲器(kernel/chr_drv/console.c,691) // 如果發聲計數次數到,則關閉發聲。(向0x61 口發送命令,復位位0 和1。位0 控制8253 // 計數器2 的工作,位1 控制揚聲器)。 if (beepcount) if (!--beepcount) sysbeepstop (); // 如果當前特權級(cpl)為0(最高,表示是內核程序在工作),則將內核程序運行時間stime 遞增; // [ Linus 把內核程序統稱為超級用戶(supervisor)的程序,見system_call.s,193 行上的英文注釋] // 如果cpl > 0,則表示是一般用戶程序在工作,增加utime。 if (cpl) current->utime++; else current->stime++; // 如果有用戶的定時器存在,則將鏈表第1 個定時器的值減1。如果已等於0,則調用相應的處理 // 程序,並將該處理程序指針置為空。然後去掉該項定時器。 if (next_timer) { // next_timer 是定時器鏈表的頭指針(見270 行)。 next_timer->jiffies--; while (next_timer && next_timer->jiffies <= 0) { void (*fn) (void); // 這裡插入了一個函數指針定義!!!?? fn = next_timer->fn; next_timer->fn = NULL; next_timer = next_timer->next; (fn) (); // 調用處理函數。 } } // 如果當前軟盤控制器FDC 的數字輸出寄存器中馬達啟動位有置位的,則執行軟盤定時程序(245 行)。 if (current_DOR & 0xf0) do_floppy_timer (); if ((--current->counter) > 0) return; // 如果進程運行時間還沒完,則退出。 current->counter = 0; if (!cpl) return; // 對於超級用戶程序(內核態程序),不依賴counter 值進行調度。 schedule (); }
傳遞來的參數cpl的作用就是如果為0,表示是內核程序,則stime加1,否則都是普通用戶程序,則utime加1。
用戶定時器等用到再說。
接下來判斷時間片counter,在sched.h的進程描述符中:
long counter; // long counter 任務運行時間計數(遞減)(滴答數),運行時間片。
如果還有時間片則不調用調度函數schedule(),然後時間片減1並退出此函數。
如果時間片已用完(<=0),則置時間片為0,緊接著判斷特權級,如果是內核級程序則直接退出函數。否則進入最核心的調度函數schedule:
/* * 'schedule()'是調度函數。這是個很好的代碼!沒有任何理由對它進行修改,因為它可以在所有的 * 環境下工作(比如能夠對IO-邊界處理很好的響應等)。只有一件事值得留意,那就是這裡的信號 * 處理代碼。 * 注意!!任務0 是個閒置('idle')任務,只有當沒有其它任務可以運行時才調用它。它不能被殺 * 死,也不能睡眠。任務0 中的狀態信息'state'是從來不用的。 */ void schedule (void) { int i, next, c; struct task_struct **p; // 任務結構指針的指針。 /* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */ /* 檢測alarm(進程的報警定時值),喚醒任何已得到信號的可中斷任務 */ // 從任務數組中最後一個任務開始檢測alarm。 for (p = &LAST_TASK; p > &FIRST_TASK; --p) if (*p) { // 如果設置過任務的定時值alarm,並且已經過期(alarm<jiffies),則在信號位圖中置SIGALRM 信號, // 即向任務發送SIGALARM 信號。然後清alarm。該信號的默認操作是終止進程。 // jiffies 是系統從開機開始算起的滴答數(10ms/滴答)。定義在sched.h 第139 行。 if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) { (*p)->signal |= (1 << (SIGALRM - 1)); (*p)->alarm = 0; } // 如果信號位圖中除被阻塞的信號外還有其它信號,並且任務處於可中斷狀態,則置任務為就緒狀態。 // 其中'~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)'用於忽略被阻塞的信號,但SIGKILL 和SIGSTOP 不能被阻塞。 if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) && (*p)->state == TASK_INTERRUPTIBLE) (*p)->state = TASK_RUNNING; //置為就緒(可執行)狀態。 } /* this is the scheduler proper: */ /* 這裡是調度程序的主要部分 */ while (1) { c = -1; next = 0; i = NR_TASKS; p = &task[NR_TASKS]; // 這段代碼也是從任務數組的最後一個任務開始循環處理,並跳過不含任務的數組槽。比較每個就緒 // 狀態任務的counter(任務運行時間的遞減滴答計數)值,哪一個值大,運行時間還不長,next 就 // 指向哪個的任務號。 while (--i) { if (!*--p) continue; if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c) c = (*p)->counter, next = i; } // 如果比較得出有counter 值大於0 的結果,則退出124 行開始的循環,執行任務切換(141 行)。 if (c) break; // 否則就根據每個任務的優先權值,更新每一個任務的counter 值,然後回到125 行重新比較。 // counter 值的計算方式為counter = counter /2 + priority。[右邊counter=0??]這裡計算過程不考慮進程的狀態。 for (p = &LAST_TASK; p > &FIRST_TASK; --p) if (*p) (*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) + (*p)->priority; } // 切換到任務號為next 的任務運行。在126 行next 被初始化為0。因此若系統中沒有任何其它任務 // 可運行時,則next 始終為0。因此調度函數會在系統空閒時去執行任務0。此時任務0 僅執行 // pause()系統調用,並又會調用本函數。 switch_to (next); // 切換到任務號為next 的任務,並運行之。 }
前面的比較好理解,直接分析主要部分,此部分的主要工作就是從所有的任務中找出時間片最大的任務,也就意味著運行的時間較少,next就指向這個任務並跳出循環去切換任務。
如果所有任務的時間片都為0,就根據每個任務的優先權值來更新每個任務的時間片counter值。然後重新找到next,最後切換任務,調用switch_to(next):
// 宏定義,計算在全局表中第n 個任務的TSS 描述符的索引號(選擇符)。 #define _TSS(n) ((((unsigned long) n)<<4)+(FIRST_TSS_ENTRY<<3)) /* * switch_to(n)將切換當前任務到任務nr,即n。首先檢測任務n 不是當前任務, * 如果是則什麼也不做退出。如果我們切換到的任務最近(上次運行)使用過數學 * 協處理器的話,則還需復位控制寄存器cr0 中的TS 標志。 */ // 輸入:%0 - 新TSS 的偏移地址(*&__tmp.a); %1 - 存放新TSS 的選擇符值(*&__tmp.b); // dx - 新任務n 的選擇符;ecx - 新任務指針task[n]。 // 其中臨時數據結構__tmp 中,a 的值是32 位偏移值,b 為新TSS 的選擇符。在任務切換時,a 值 // 沒有用(忽略)。在判斷新任務上次執行是否使用過協處理器時,是通過將新任務狀態段的地址與 // 保存在last_task_used_math 變量中的使用過協處理器的任務狀態段的地址進行比較而作出的。 #define switch_to(n) {\ struct {long a,b;} __tmp; \ __asm__( "cmpl %%ecx,_current\n\t" \ // 任務n 是當前任務嗎?(current ==task[n]?) "je 1f\n\t" \ // 是,則什麼都不做,退出。 "movw %%dx,%1\n\t" \ // 將新任務的選擇符??*&__tmp.b。 "xchgl %%ecx,_current\n\t" \ // current = task[n];ecx = 被切換出的任務。 "ljmp %0\n\t" \ // 執行長跳轉至*&__tmp,造成任務切換。 // 在任務切換回來後才會繼續執行下面的語句。 "cmpl %%ecx,_last_task_used_math\n\t" \ // 新任務上次使用過協處理器嗎? "jne 1f\n\t" \ // 沒有則跳轉,退出。 "clts\n" \ // 新任務上次使用過協處理器,則清cr0 的TS 標志。 "1:"::"m" (*&__tmp.a), "m" (*&__tmp.b), "d" (_TSS (n)), "c" ((long) task[n])); }
分析這段代碼前先要知道,在32位保護模式下,有2種直接發起任務切換的方法:
1.call 0x0010:0x00000000
2.jmp 0x0010:0x00000000
在這兩種情況下,call和jmp指令的操作數是任務的TSS描述符選擇子或任務門。當處理器執行這兩條指令時,首先用指令中給出的描述符選擇子訪問GDT,分析它的描述符類型。如果是一般的代碼段描述符,就按普通的段間轉移規則執行;如果是調用門,按調用門的規則執行;如果是TSS描述符,或者任務門,則執行任務切換。此時,指令中給出的32位偏移量被忽略,原因是執行任務切換時,所有處理器的狀態都可以從TSS中獲得。
當任務切換發生的時候,TR寄存器的內容也會跟著指向新任務的TSS。在任務切換時,任務寄存器tr 由CPU 自動加載。這個過程是這樣的:首先,處理器將當前任務的現場信息保存到由TR寄存器指向的TSS;然後,再使TR寄存器指向新任務的TSS,並從新任務的TSS中恢復現場。
注意:任務門描述符可以安裝在中斷描述符表中,也可以安裝在GDT或者LDT中。
知道了理論知識,上面的代碼就不難分析了,關鍵的一句是把新任務的TSS選擇子賦值給%1也就是*&_tmp.b處,現在b的值就是TSS選擇子,注意這裡ljmp %0相當於ljmp *%0,表示是間接跳轉,相當於“ljmp *__tmp.a”,也就是跳轉到地址&__tmp.a中包含的48bit邏輯地址處。而按struct _tmp的定義,這也就意味著__tmp.a即為該邏輯地址的offset部分,__tmp.b的低16bit為seg_selector(高16bit無用)部分。
直到這行指令執行完,才算真正的任務切換!至此進程調度分析結束。
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