Linux0.11进程切换和TSS结构

TSS 全称为task state segment，是指在操作系统进程管理的过程中，进程切换时的任务现场信息。 　　

X86体系从硬件上支持任务间的切换。为此目的，它增设了一个新段：任务状态段(TSS)，它和数据段、代码段一样也是一种段，记录了任务的状态信息。　　

与其它段一样，TSS也有描述它的结构：TSS描述符表，它记录了一个TSS的信息，同时还有一个TR寄存器，它指向当前任务的TSS。任务切换的时候，CPU会将原寄存器的内容写出到相应的TSS，同时将新TSS的内容填到寄存器中，这样就实现了任务的切换。

TSS在任务切换过程中起着重要作用，通过它实现任务的挂起和恢复。所谓任务切换是指挂起当前正在执行的任务，恢复或启动执行另一个任务。Linux任务切换是通过switch_to这个宏来实现的，它利用长跳指令，当长跳指令的操作数是TSS描述符的时候，就会引起CPU的任务的切换，此时，CPU将所有寄存器的状态保存到当前任务寄存器TR所指向的TSS段中，然后利用长跳指令的操作数(TSS描述符)找到新任务的TSS段，并将其中的内容填写到各个寄存器中，最后，将新任务的TSS选择符更新到TR中。这样系统就开始运行新切换的任务了。由此可见，通过在TSS中保存任务现场各寄存器状态的完整映象，实现了任务的切换。 task_struct中的tss成员就是记录TSS段内容的。当进程被切换前，该进程用tss_struct保存处理器的所有寄存器的当前值。当进程重新执行时，CPU利用tss恢复寄存器状

就绪态和运行态之间的切换

    当前占用CPU的进程，只有调用了schedule()函数，才会由运行态转变为就绪态，schedule()函数选择状态为TASK_RUNNING的进程，
    然后调用switch函数，将cpu切换到所选定的进程。
   schedule()函数可能会在以下三种情况下调用:
   (1) 用户态时发生时钟中断

       如果当前进程是用户态进程，并且当前进程的时间片用完，那么中断处理函数do_timer()就会调用schedule()函数，
      这相当于用户态的进程被抢断了。
      如果当前的进程属于内核态进程，那么该进程是不会被抢占的。schedule() 函数不是系统调用，用户程序不能直接调用，
     但是放在时间中断函数中，就能够调用。所以在时间中断中调用schedule()是必要的，这样就保证用户进程不会永久地占有CPU。

   (2)系统调用时，相应的sys_xxxx()函数返回之后。
         这种情况是为了处理运行在内核态的进程，应用程序一般是通过系统调用进入内核态，因此，linux系统调用处理函数在结束的时候，
         int 0x80 中断函数会检查当前进程的时间片和状态，如果时间片用完或者进程的状态不为RUNNING ，就会调用schedule()函数。
        由此可见，如果系统的某个系统调用处理函数或者中断处理异常永远不退出，那么整个系统就会死锁，任何进程都无法运行。
   (3)在睡眠函数内
       当进程等待的资源还不可用的时候，它就进入了睡眠状态，并且调用schedule()函数再次调用CPU。

#define switch_to(n) {\
// __tmp用来构造ljmp的操作数。该操作数由4字节偏移和2字节选择符组成。当选择符
// 是TSS选择符时，指令忽略4字节偏移。
// __tmp.a存放的是偏移，__tmp.b的低2字节存放TSS选择符。高两字节为0。
// ljmp跳转到TSS段选择符会造成任务切换到TSS选择符对应的进程。
// ljmp指令格式是 ljmp 16位段选择符：32位偏移，但如果操作数在内存中，顺序正好相反。// %0    内存地址    __tmp.a的地址，用来放偏移
// %1    内存地址    __tmp.b的地址，用来放TSS选择符
// %2    edx            任务号为n的TSS选择符
// %3    ecx            task[n]
struct {long a,b;} __tmp; \
__asm__("cmpl %%ecx,current\n\t" \    // 如果要切换的任务是当前任务"je 1f\n\t" \                    // 直接退出"movw %%dx,%1\n\t" \            // 把TSS选择符放入__tmp.b中"xchgl %%ecx,current\n\t" \        // 让current指向新进程的task_struct"ljmp *%0\n\t" \                // 任务切换在这里发生，CPU会搞定一切"cmpl %%ecx,last_task_used_math\n\t" \    // 除进程第一次被调度外，以后进程从就绪// 态返回运行态后，都从这里开始运行。因// 而返回到的是内核运行态。"jne 1f\n\t" \"clts\n" \"1:" \::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b), \"d" (_TSS(n)),"c" ((long) task[n])); \
}

进程调度函数

/****************************************************************************/
/* 功能：进程调度。                                                            */
/*         先对alarm和信号进行处理，如果某个进程处于可中断睡眠状态，并且收    */
/*         到信号，则把进程状态改成可运行。之后在处可运行状态的进程中挑选一个    */
/*         并用switch_to()切换到那个进程                                        */
/* 参数：（无）                                                                */
/* 返回：（无）                                                                */
/****************************************************************************/
void schedule(void)
{int i,next,c;struct task_struct ** p;/* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */
// 首先处理alarm信号，唤醒所有收到信号的可中断睡眠进程for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)if (*p) {// 如果进程设置了alarm，并且alarm已经到时间了if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) {// 向该进程发送SIGALRM信号(*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1));(*p)->alarm = 0;    // 清除alarm}
//可屏蔽信号位图BLOCKABLE定义在sched.c第24行，(~(_S(SIGKILL) | _S(SIGSTOP)))
// 说明SIGKILL和SIGSTOP是不能被屏蔽的。
// 可屏蔽信号位图 & 当前进程屏蔽的信号位图 = 当前进程实际屏蔽的信号位图
// 当前进程收到的信号位图 & ~当前进程实际屏蔽的信号位图
//                            = 当前进程收到的允许相应的信号位图
// 如果当前进程收到允许相应的信号，并且当前进程处于可中断睡眠态
// 则把状态改成运行态，参与下面的选择过程if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) &&(*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE)(*p)->state=TASK_RUNNING;}/* this is the scheduler proper: */
// 下面是进程调度的主要部分while (1) {c = -1;next = 0;i = NR_TASKS;p = &task[NR_TASKS];while (--i) {        // 遍历整个task[]数组if (!*--p)        // 跳过task[]中的空项continue;// 寻找剩余时间片最长的可运行进程，
//  c记录目前找到的最长时间片
// next记录目前最长时间片进程的任务号if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)c = (*p)->counter, next = i;}// 如果有进程时间片没有用完c一定大于0。这时退出循环，执行 switch_to任务切换if (c) break;// 到这里说明所有可运行进程的时间片都用完了，则利用任务优先级重新分配时间片。// 这里需要重新设置所有任务的时间片，而不光是可运行任务的时间片。// 利用公式：counter = counter/2 + priorityfor(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)if (*p)(*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) +(*p)->priority;// 整个设置时间片过程结束后，重新进入进程选择过程}// 当的上面的循环退出时，说明找到了可以切换的任务switch_to(next);
}

2 运行态和睡眠态之间的转化
          当进程等待资源或者事件的时候，就进入了睡眠状态，有两种不同的睡眠状态，   不可中断睡眠状态和可中断睡眠状态。
          处于可中断睡眠状态的进程，不光可以由wake_up 唤醒，还可以由信号唤醒，在schedule()函数中，会把处于可中断睡眠状态的并且接收到信号的
        进程变为运行状态。linux0.11的可中断睡眠状态可以由以下三中函数进入:
       (1)调用interruptiable_sleep_on()函数、
       (2)调用sys_pause()函数。
       (3)调用sys_waitpid()函数。

进程要进入不可中断睡眠状态，必须调用sleep_on()函数。进程调用wake_up()函数，将处于不可中断状态的进程唤醒。

/****************************************************************************/
/* 功能：当前进程进入不可中断睡眠态，挂起在等待队列上                        */
/* 参数：p 等待队列头                                                        */
/* 返回：（无）                                                                */
/****************************************************************************/
void sleep_on(struct task_struct **p)
{struct task_struct *tmp;        // tmp用来指向等待队列上的下一个进程if (!p)            // 无效指针，退出return;if (current == &(init_task.task))    // 进程0不能睡眠panic("task[0] trying to sleep");tmp = *p;            // 下面两句把当前进程放到等待队列头，等待队列是以堆栈方式*p = current;        //    管理的。后到的进程等在前面current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;    // 进程进入不可中断睡眠状态schedule();        // 进程放弃CPU使用权，重新调度进程
// 当前进程被wake_up()唤醒后，从这里开始运行。
// 既然等待的资源可以用了，就应该唤醒等待队列上的所有进程，让它们再次争夺
// 资源的使用权。这里让队列里的下一个进程也进入运行态。这样当这个进程运行
// 时，它又会唤醒下下个进程。最终唤醒所有进程。if (tmp)    tmp->state=0;
}

以下是唤醒函数

/****************************************************************************/
/* 功能：唤醒等待队列上的头一个进程                                            */
/* 参数：p 等待队列头                                                        */
/* 返回：（无）                                                                */
/****************************************************************************/
void wake_up(struct task_struct **p)
{if (p && *p) {(**p).state=0;        // 把队列上的第一个进程设为运行态*p=NULL;        // 把队列头指针清空，这样失去了都其他等待进程的跟踪。//  一般情况下这些进程迟早会得到运行。}
}

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