从一个精简Linux内核分析操作系统的基本运行过程

郑德伦 原创作品转载请注明出处 《Linux内核分析》MOOC课程 

http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000
转自：http://blog.csdn.net/a363344923/article/details/44276715
STEP1：搭建实验环境 

首先在自己的Linux系统中配置好实验的环境，依次输入以下的命令：

•   sudo apt-get install qemu # install QEMU
•   sudo ln -s /usr/bin/qemu-system-i386 /usr/bin/qemu
•   wget https://www.kernel.org/pub/linux/kernel/v3.x/linux-3.9.4.tar.xz # download Linux Kernel 3.9.4 source code
•   wget https://raw.github.com/mengning/mykernel/master/mykernel_for_linux3.9.4sc.patch # download mykernel_for_linux3.9.4sc.patch
•   xz -d linux-3.9.4.tar.xz
•   tar -xvf linux-3.9.4.tar
•   cd linux-3.9.4
•   patch -p1 < ../mykernel_for_linux3.9.4sc.patch
•   make allnoconfig
•   make

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最后执行qemu -kernel arch/x86/boot/bzImage 
STEP2：完成一个进程切换的内核 

经过环境的配置，Linux内核经过我们修改，在qemu窗口中我们会看到，一个只有时钟中断的系统。如图所示



因为在mymian.c里面，只有一个函数在执行，my_start_kernel(void)，循环输出一句话。

void __init my_start_kernel(void)
{
int i = 0;
while(1)
{
i++;
if(i%100000 == 0)
printk(KERN_NOTICE "my_start_kernel here  %d \n",i);

}
}

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在myinterrupt.c文件里面只有一个处理时钟中断的函数

void my_timer_handler(void)
{
printk(KERN_NOTICE "\n>>>>>>>>>>>>>>>>>my_timer_handler here<<<<<<<<<<<<<<<<<<\n\n");
}

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如果我们要完成可以进行进程调度的操作系统内核，需要将github中mykernel的myinterrupt.c mymain.c mypcb.h三个文件复制到linux内核文件夹下面，然后再进行make。 

首先在github上面下载3个文件，在终端中输入如下命令：

wget https://raw.github.com/mengning/mykernel/master/mypcb.h wget https://raw.github.com/mengning/mykernel/master/myinterrupt.c wget https://raw.github.com/mengning/mykernel/master/mymain.c[/code]1 2
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然后将三个文件拷贝到linux内核文件夹下面的mykernel文件夹下面，在终端中输入命令
cp myinterrupt.c linux-3.9.4/mykernel/
cp mymain.c linux-3.9.4/mykernel/
cp mypch.h linux-3.9.4/mykernel/
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最后执行make重新编译内核 

然后终端中输入qemu -kernel arch/x86/boot/bzImage就可以看到一个进程切换的内核运行了。 





STEP3：分析代码，理解执行过程 

首先打开mypcb.h文件，有两个结构体。 

第一Thread结构体，保存一个任务的eip还有esp的信息。
struct Thread {
unsigned long       ip;
unsigned long       sp;
};
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第二个结构体PCB，保存进程的一些信息。 

pid保存一个进程唯一的一个ID号 

state表示一个进程的运行状态 

stack数组表示一个进程的堆栈空间 

Thread结构体记录eip和esp堆栈栈顶的信息 

task_entry表示进程的执行入口地址 

struct PCB* next则指向下一个进程，用链式储存结构将进程连在一起
typedef struct PCB{
int pid;
volatile long state;    /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
char stack[KERNEL_STACK_SIZE];
/* CPU-specific state of this task */
struct Thread thread;
unsigned long   task_entry;
struct PCB *next;
}tPCB;
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然后打开mymain.c文件 

volatile int my_need_sched = 0; 

my_need_sched变量表示一个任务，是否可以进行调度。 

然后分析kernel开始执行的函数。
void __init my_start_kernel(void)
{
int pid = 0;
int i;
/* Initialize process 0*/
task[pid].pid = pid;/*将进程号初始化为0*/
task[pid].state = 0;/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
task[pid].task_entry = task[pid].thread.ip = (unsigned long)my_process;
/*把进程的入口和eip都初始化为my_process函数的入口地址*/
task[pid].thread.sp = (unsigned long)&task[pid].stack[KERNEL_STACK_SIZE-1];
/*将堆栈的栈顶地址保存为栈的最后一个元素，即最高的地址*/
task[pid].next = &task[pid];
/*next指针指向自己*/
/*fork more process */
for(i=1;i<MAX_TASK_NUM;i++)
{
memcpy(&task[i],&task[0],sizeof(tPCB));
/*将task[0]的信息全部复制到各个新进程中*/
task[i].pid = i;/*将新进程的pid设置为变量i*/
task[i].state = -1;/*新进程的状态为unrunnable*/
task[i].thread.sp = (unsigned long)&task[i].stack[KERNEL_STACK_SIZE-1];/*将每个新进程的栈顶指针都指向堆栈数组的最后一个元素*/
/*使用尾插法创建链表形成一个任务链0->1->2->3->0这样的循环*/
task[i].next = task[i-1].next;
task[i-1].next = &task[i];
}
/* start process 0 by task[0] */
pid = 0;
my_current_task = &task[pid];//将当前进程设置为0号进程
asm volatile(
/*把0号进程的esp放入esp寄存器*/
"movl %1,%%esp\n\t"     /* set task[pid].thread.sp to esp */
/*push0号进程的esp，因为此时栈为空，esp==ebp，所以此处等同于push ebp*/
"pushl %1\n\t"          /* push ebp */
/*将0号进程的eip，即process函数的入口地址push到当前堆栈*/
"pushl %0\n\t"          /* push task[pid].thread.ip */
/*将栈顶元素pop到eip然后跳转*/
"ret\n\t"               /* pop task[pid].thread.ip to eip */
"popl %%ebp\n\t"
:
: "c" (task[pid].thread.ip),"d" (task[pid].thread.sp)   /* input c or d mean %ecx/%edx*/
);
}
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my_start_kernel完成的任务主要是初始化进程链表，然后开始执行第一个进程。 

执行完ret操作之后将会跳转到process函数中执行。 

然后我们来分析process程序，process程序是一个无限循环，每循环100000000执行判断生效一次，输出KERN_NOTICE “this is process pid-,并且判断my_need_sched是否等于1，如果等于1的话，就把my_need_sched置0并且执行my_schedule()进行调度，最后执行KERN_NOTICE “this is process pid+
void my_process(void)
{
int i = 0;
while(1)
{
i++;
if(i%100000000 == 0)// 没执行100000000次循环进入一次
{
printk(KERN_NOTICE "this is process %d -\n",my_current_task->pid);
if(my_need_sched == 1)
{
my_need_sched = 0;
my_schedule();
}
printk(KERN_NOTICE "this is process %d +\n",my_current_task->pid);
}
}
}
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我们再来看看myinterrupt.c文件
void my_timer_handler(void)
{
#if 1
/*函数每执行1000次，并且my_need_sched不等于1的时候执行if判断，然后把my_need_sched置为1*/
if(time_count%1000 == 0 && my_need_sched != 1)
{
printk(KERN_NOTICE ">>>my_timer_handler here<<<\n");
my_need_sched = 1;
}
time_count ++ ;
#endif
return;
}
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分析一下函数my_timer_handler(void)，#if 1 到#endif表示一个条件预编译指令，表示永远编译，一般用于测试代码中，把1改为0相当于注释掉代码段，方便调试。 

my_timer_handler函数每执行1000次并且my_need_sched不为1的时候输出一段话，并且把my_timer_handler置为1. 

到此我们就清楚了my_need_sched这个变量的变化过程（由process置0，由my_timer_handler置1，交替执行），和mymain.c里面的process函数结合就可以分析出进程调度的详细过程。 

注：因为时间中断处理每隔一段时间就会进行一次，可能在0号进程执行过程中进行了多次时间中断处理，我们暂时把没有发生my_need_sched变量改变的时间中断处理时间忽略掉。 

进程的调度过程如下：
0号进程启动，my_need_sched=0，当my_timer_handler将my_need_sched置1时，process执行调度函数my_schedule(),并将my_need_sched置0 

->执行1号进程，my_need_sched=0，当my_timer_handler将my_need_sched置1时，process执行调度函数my_schedule(),并将my_need_sched置0 

->执行2号进程，my_need_sched=0，当my_timer_handler将my_need_sched置1时，process执行调度函数my_schedule(),并将my_need_sched置0 

->执行3号进程，my_need_sched=0，当my_timer_handler将my_need_sched置1时，process执行调度函数my_schedule(),并将my_need_sched置0 

->执行0号进程，my_need_sched=0，当my_timer_handler将my_need_sched置1时，process执行调度函数my_schedule(),并将my_need_sched置0 

整个调度过程就如上面所示，process循环执行，等待时钟中断来将允许调度的变量置1，然后完成调度。 

具体的调度过程我们要分析my_schedule函数：
void my_schedule(void)
{
tPCB * next;/*下一个进程*/
tPCB * prev;/*当前进程*/

if(my_current_task == NULL
|| my_current_task->next == NULL)
{
return;
}
printk(KERN_NOTICE ">>>my_schedule<<<\n");
/* schedule */

next = my_current_task->next;
prev = my_current_task;
/*next进程两种情况，运行和非运行要分情况处理*/
if(next->state == 0)/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
{
/* switch to next process */
asm volatile(
"pushl %%ebp\n\t"       /* save ebp */
"movl %%esp,%0\n\t"     /* save esp */
"movl %2,%%esp\n\t"     /* restore  esp */
/*将下面标号1：之后的语句popl ebp的地址放入prev的ip中保存*/
"movl $1f,%1\n\t"       /* save eip */
/*将next的eip push到栈上，然后执行ret的话，就会从next的eip开始执行*/
"pushl %3\n\t"
"ret\n\t"               /* restore  eip */
"1:\t"                  /* next process start here */
"popl %%ebp\n\t"
: "=m" (prev->thread.sp),"=m" (prev->thread.ip)
: "m" (next->thread.sp),"m" (next->thread.ip)
);
my_current_task = next;
printk(KERN_NOTICE ">>>switch %d to %d<<<\n",prev->pid,next->pid);
}
else
{
/*将next的状态置为runnable*/
next->state = 0;
my_current_task = next;
printk(KERN_NOTICE ">>>switch %d to %d<<<\n",prev->pid,next->pid);
/* switch to new process */
asm volatile(
"pushl %%ebp\n\t"       /* save ebp */
"movl %%esp,%0\n\t"     /* save esp */
"movl %2,%%esp\n\t"     /* restore  esp */
"movl %2,%%ebp\n\t"     /* restore  ebp */
"movl $1f,%1\n\t"       /* save eip */
"pushl %3\n\t"
"ret\n\t"               /* restore  eip */
: "=m" (prev->thread.sp),"=m" (prev->thread.ip)
: "m" (next->thread.sp),"m" (next->thread.ip)
);
}
return;
}
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如果next进程为非runnable状态的时候执行else，runnable的状态执行if，整个过程就是先保存当前进程的ebp和esp，然后将next进程的esp和ebp复原，并且将prev进程的eip储存为标号1的位置，最后将next进程的eip push到栈上，再执行ret指令，返回到next的eip所指向的地方执行。 

因为进程是用一个循环链表连接起来的，一直从prev向next切换，总会有一次再次切换到自己，也就是prev进程，变成next进程。如果下一次进入的时候会标号1:开始执行完成ebp的复原操作。 

注：为了便于理解我们用0号进程和1号进程表示。 

这个schedule函数分两次执行，第一次是从0号进程跳转到1号进程，而第二次进入则是执行popl ebp恢复现场，然后return函数，返回到原调用者也就是0号进程的process里面。 
总结： 

通过以上代码的分析，我们可以初步了解到了，linux内核是如何完成进程的切换的。我们可以认为一个进程相当于一个堆栈，每个进程有自己的堆栈空间。如果将ebp和esp修改为另一个进程的ebp和esp，并且完成一些寄存器的保存，就相当于完成的进程的切换。