【轉(zhuǎn)】Linux進(jìn)程：Linux切換機制主流程

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Linux切換并沒有使用X86CPU的切換方法，Linux切換的實質(zhì)就是cr3切換（內(nèi)存空間切換，在switch_mm函數(shù)中）+ 寄存器切換（包括EIP，ESP等，均在switch_to函數(shù)中）。這里我們講述下switch_to主流程：

在switch_mm函數(shù)中將new_task->pgd設(shè)置到cr3寄存器中，實現(xiàn)頁表切換，由于每個進(jìn)程 3-4G的頁表映射機制完全一樣（從內(nèi)核頁表中直接復(fù)制過來的），故這里雖然切換了pgd，但是并無影響，只是在任務(wù)回到用戶空間中時，才會發(fā)生變化，因為每個任務(wù)在0-3G中的頁表映射都是各自獨立的；[注意]因為cr3指向的是"1st level"頁表, 次級頁表(2dn level)本身的address是固定不變的(內(nèi)容可變),所以,內(nèi)核空間所對應(yīng)的一級頁表內(nèi)容是不變的. 在copy_mm()->dup_mm()時進(jìn)行了copy.

壓入esi edi ebp到cur_task堆棧中；
將esp寄存器中的值保存到cur_task.task_struct.thread.esp中，也就是將cur_task切換時的堆棧指針保存起來；
將 new_task.task_struct.thread.esp中的值設(shè)置到esp寄存器中，這里的 new_task.task_struct.thread.esp中的值就是new_task上一次被換出時的堆棧指針，現(xiàn)在被恢復(fù)了，2和3結(jié)合實現(xiàn)了從cur_task到new_task的堆棧切換；
將1f地址設(shè)置到cur_task.task_struct.thread.eip中，當(dāng)下次cur_task恢復(fù)運行時，將會從1f處開始運行，下面闡述了這種原理；
將 new_task.task_struct.thread.eip壓入到new_task的堆棧中，這里 new_task.task_struct.thread.eip的值就是1f，因為從4中可知，new_task上一次被換出時，其也是和現(xiàn)在的 cur_task類似，1f地址被設(shè)置到new_task.task_struct.thread.eip中；
隨后CPU跳轉(zhuǎn)到 __switch_to函數(shù)（注意，在__switch_to中，做了一件非常重要的事情就是讓 init_tss.esp0=new_task.task_struct.esp0，原因見【C.Linux進(jìn)程：Linux進(jìn)程管理和X86進(jìn)程管理的結(jié)合】一文）中開始執(zhí)行，注意這里使用的是jmp，不是call，call會pusheip，而jmp不會，由于__switch_to是函數(shù)，當(dāng)CPU 執(zhí)行完該函數(shù)后，最后一條指令必然為iret，該指令會popeip，從5中可以知道，此時new_task堆棧中的鏡像為[......., esi,edi,ebp,eip(&1f)]，故popeip將值eip(&1f)設(shè)置到eip寄存器中，這樣當(dāng)iret執(zhí)行完畢后， CPU將從eip處繼續(xù)執(zhí)行，也就是從1f處繼續(xù)執(zhí)行；；
此時已經(jīng)在new_task的執(zhí)行環(huán)境中了，pop ebp, pop edi, popesi，回到schedule函數(shù)中，當(dāng)返回用戶空間中時，由于new_task用戶空間的eip,ss,esp等均被從new_task的堆棧中彈出到對應(yīng)寄存器中，從而new_task得以順利執(zhí)行；

switch_to中cur_task寄存器保存、new_task寄存器恢復(fù)的幾個問題：

GCC在編譯該段代碼時，會注意到EAX,EBX,EDX在這里被使用，因此此處無需要顯示的用匯編語句來保存這三個寄存器，GCC在編譯時會自動考慮添加對這些寄存器的保護(hù)；
由于在內(nèi)核中所有的內(nèi)核段寄存器均為統(tǒng)一的，因此這里無需保存ES,CS,SS,DS,FS,GS；
CR3（Linux中沒有使用LDT）已經(jīng)在前面的switch_mm處理了；
由于Linux沒使用TSS-previous task link field，其切換完全采用軟件處理切換，故這里無需考慮TSS-previous task link field；
指令EIP會保存在task.thread.eip中，ESP會保存在task.thread.esp中，EBP,ESI,EDI會用顯示指令入棧保存；
對于Linux而言，其僅僅使用到了CPU的4級機制中的0和3兩級，使用方法如下：
當(dāng)進(jìn)程正運行在用戶空間時，如果此時來了個中斷，CPU將會執(zhí)行：從TR->GDTR[i ]->TSS中取出當(dāng)前的SS0:ESP0，從IDTR->IDT[i ]中取出執(zhí)行代碼CS:IP，將當(dāng)前所有寄存器壓到SS0:ESP0堆棧中，包括進(jìn)程的SS3:ESP3，隨后從CS:IP處開始執(zhí)行代碼。當(dāng)中斷代碼執(zhí)行完畢后，內(nèi)核將會從進(jìn)程堆棧中，將SS3:ESP3、CS:IP彈出，從而回到用戶空間重新開始執(zhí)行，此時并不需要CPU主動來切換級別了；從這里可知，CPU是需要TSS中的SS0和ESP0來進(jìn)行高->低級別切換的，因此進(jìn)程在切換時，必須要將自己的SS0和ESP0保存到 TR->GDTR[i ]->TSS的SS0和ESP0字段中去，其實，在Linux中，對于同一個CPU，所有的進(jìn)程都使用一個TSS，只是在進(jìn)程切換時，被切換到的進(jìn)程將會把自己的ESP0保存到TSS.ESP0中去（在函數(shù)__switch_to中），那為什么不把自己的SS0也保存到TSS.SS0中呢，這是因為所有進(jìn)程的SS0都是統(tǒng)一的，為內(nèi)核的SS，而內(nèi)核在初始化的時候，已經(jīng)將該TSS.SS0設(shè)置為自己的SS，因此無需繼續(xù)設(shè)置SS0；
至于EFLAGS為什么沒有保存，這點在2.6中已經(jīng)糾正，即執(zhí)行了pushf和popf；
ECX為什么沒有保存，則涉及到了如下的理由：i386 ABI / function calling sequence
Allregisters on the Intel386 are global and thus visible to both a callingand a called function. Registers %ebp, %ebx, %edi,%esi, and %esp'belong' to the calling function. In other words, a called functionmust preserve these registers' values for its caller. Remainingregisters 'belong' to the called function. If a calling function wantsto preserve such a register value across a function call, it must savethe value in its local stack frame.Some registers have assigned rolesin the standard calling sequence:
%esp：The stack pointerholds the limit of the current stack frame, which is the address of thestack’s bottom-most, valid word. At all times, the stack pointer shouldpoint to a word-aligned area.
......
%ecx and%edx：Scratch registers have no specified role in the standard callingsequence. Functions do not have to preserve their values for the caller.
......

Linux進(jìn)程管理和X86進(jìn)程管理的結(jié)合

從上面描述中，我們知道X86要求每個進(jìn)程都必須有自己的TSS，在每次進(jìn)程切換的時候，通過對應(yīng)的TR[i ]+GDTRbase找到該進(jìn)程的TSS，然后保存前一個任務(wù)的所有寄存器，同時將找到的TSS中所有的寄存器值恢復(fù)到系統(tǒng)對應(yīng)的寄存器中，從而實現(xiàn)進(jìn)程切換。
由于Linux實現(xiàn)進(jìn)程切換的時候，并不采用該機制，但是卻避不過X86這個機制，因此Linux內(nèi)核設(shè)置了init_tss全局變量，在 start_kernel->trap_init->cpu_init初始化時，設(shè)置了對應(yīng)的GDT[i ]指向該init_tss以及TR.index=i；此后，在Linux系統(tǒng)運行過程中，就再也不會改變TR以及該GDT[i ]，對應(yīng)X86來講，就好像永遠(yuǎn)運行著1個進(jìn)程；Linux使用自身的切換機制來實現(xiàn)了進(jìn)程的切換，這些在上面的文章中已經(jīng)說明，這里不在多說。
另一重要問題Linux必須面對：當(dāng)從高級別切換到低級別時，會引起CPU運行級別的變化，例如從級別3到級別0，此時CPU需要獲取0級別的SS0以及 ESP0（例如前面描述的當(dāng)進(jìn)程正運行在用戶空間時來了個中斷范例）來恢復(fù)SS:ESP，其設(shè)計方法就是從當(dāng)前的TSS->SS0:ESP0中獲取。為了適應(yīng)CPU的這種設(shè)計，Linux內(nèi)核在每次switch_to切換進(jìn)程時，都將被切換來的進(jìn)程的ESP0保存到init_tss.esp0中；另外由于Linux內(nèi)核的SS0始終為KERNEL_SS保持不變，故無需每次切換都將其保存到init_tss.ss0中，只需要在Linux內(nèi)核初始化時將init_tss.ss0設(shè)置為KERNEL_SS就可以了；