Linux内核设计第二周学习总结 完成一个简单的时间片轮转多道程序内核代码

陈巧然 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

一、使用实验楼的虚拟机, 观察只有一个死循环的mykernel与时钟中断的关系

步骤：
cd LinuxKernel/linux-3.9.4
qemu -kernel arch/x86/boot/bzImage

执行效果如下图

Paste_Image.png

现在查看mymain.c:

Paste_Image.png

再查看myinterrupt.c:

Paste_Image.png

从执行效果看，my_timer_handler 与 my_start_kernel 中死循环确实是交替执行的，每循环约100，000次会执行一次timer_handler。

 

二、为只有死循环的mykernel加入时间片功能并重新编译，观察新的mykernel的行为

首先clone mengning/mykernel，替换mymain.c 和 myinterrupt.c, 增加mypcb.h:

cd ~/LinuxKernel/linux-3.9.4
git clone https://github.com/mengning/mykernel.git mykernel_new
cd mykernel_new
cp mymain.c myinterrupt.c mypcb.h ../mykernel
cd ..

然后运行make 重新编译mykernel, 如图:

Paste_Image.png

然后再运行qemu -kernel arch/x86/boot/bzImage:

不难观察到新的mykernel的行为, 总共有0 1 2 3 共四个process, 新的mykernel 执行n号process一定时间后，会换到(n+1)%4号process继续执行，
在替换时时会打印>>> my_schedule <<<, 和>>> switch n to (n+1)%4 <<<
如下图：

3号进程切到0号的瞬间：

Paste_Image.png

1号进程切到2号的瞬间:

Paste_Image.png

知道了mykernel的行为，下面来分析mymain.c 和 myinterrupt.c 是如何做到这些的：
首先可以在mypcb.h的第10行看到一个常量定义

#define MAX_TASK_NUM        4

再观察mykernel执行入口函数 my_start_kernel 在 mymain.c 从第36行开始的循环

    for(i=1;i<MAX_TASK_NUM;i++)
    {
        memcpy(&task[i],&task[0],sizeof(tPCB));
        task[i].pid = i;
        task[i].state = -1;
        task[i].thread.sp = (unsigned long)&task[i].stack[KERNEL_STACK_SIZE-1];
        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];
    asm volatile(
        "movl %1,%%esp
	"     /* set task[pid].thread.sp to esp */
        "pushl %1
	"             /* push ebp */
        "pushl %0
	"             /* push task[pid].thread.ip */
        "ret
	"                 /* pop task[pid].thread.ip to eip */
        "popl %%ebp
	"
        : 
        : "c" (task[pid].thread.ip),"d" (task[pid].thread.sp)    /* input c or d mean %ecx/%edx*/
    );
}

结合代码注释，可以得出：36行以上的代码初始化了0号process的pcb，并将进程设为runnable,而且将执行入口设为my_process 在36行开始的循环中，依次初始化了1 2 3号，设为unrunnable，并将0 1 2 3 号process的next指针 分别设为 1 2 3 0的地址,（形成一个单循环链表）, 并设置各自thread.sp指针为各自内核栈的起始地址。然后在L48到L55的汇编代码中,先将当前esp设为task[0].thread.sp,并入栈保存,
然后通过push/ret的方式,间接call了0号process的thread.ip地址处的my_process函数。之后的pop %ebp是下一个被调度到的process第一个执行的代码

到了my_process函数中, 每循环10000000此后，先判断my_need_sched, 若之前my_timer_handler中将my_need_schedule置1了（每1000次时钟中断一次），则进入my_schedule并将my_need_sched置0;

现在到了负责调度了my_schedule函数：
若next process第一次执行(state == -1)，则按else 分支中的流程：
入栈ebp, 保存当前esp 到prev->thread.sp, eip到 prev->thread.ip, 然后将ebp, esp设置为next->thread.sp, 然后与0号process同样的方法（push thread.ip; ret）来call my_process函数。

若next process 又一次被调度(state == 0), 则按56至69行执行。

总结：调度的实现需要保存当前task/process的现场(ebp/eip)，然后配合时钟中断，对第一次被调度和再次被调度分情况处理。