操作系统就是一个“死循环”！

发表于 3年以前 | 总阅读数：425 次

操作系统就是一个“死循环”？

在回答之前，我们先从进程调度的角度来看看。

进程调度想必大家都有所了解，又都不太了解。

有所了解是因为这个概念被提到太多次，不太了解是因为总觉得不直观，浮于概念层。

今天我们从三个视角来看看进程调度究竟是怎么回事，启车了请扶好。

小贴士：本文讲述的是 linux-0.11 版本的进程调度机制，学习其骨干和框架，不要钻入细节。

1滴答视角

滴答

计算机中有一个设备，叫定时器，准确说叫可编程定时/计数器。这个定时器每隔一段时间就会向 CPU 发起一个中断信号。在 linux-0.11 中，这个间隔时间被设置为 10 ms，也就是 100 Hz。shedule.c

#define HZ 100

发起的中断叫时钟中断，其中断向量号被设置为了 0x20。

时钟中断

一切的源头，就源于这个每 10ms 产生的一次时钟中断。

当然如果没有操作系统的存在，这个 10ms 一次的时钟中断，就打了水漂，CPU 会收到这个时钟中断信号，但不会做出任何反应。

但很不幸，linux 提前设置好了中断向量表。schedule.c

set_intr_gate(0x20, &timer_interrupt);

这样，当时钟中断，也就是 0x20 号中断来临时，CPU 会查找中断向量表中 0x20 处的函数地址，这个函数地址即中断处理函数，并跳转过去执行。

这个中断处理函数就是 timer_interrupt，是用汇编语言写的。

system_call.s

_timer_interrupt:
    ...
    // 增加系统滴答数
    incl _jiffies
    ...
    // 调用函数 do_timer
    call _do_timer
    ...

这个函数做了两件事，一个是将系统滴答数这个变量 jiffies 加一，一个是调用了另一个函数 do_timer。 sched.c

void do_timer(long cpl) {
    ...
    // 当前线程还有剩余时间片，直接返回
    if ((--current->counter)>0) return;
    // 若没有剩余时间片，调度
    schedule();
}

do_timer 最重要的部分就是上面这段代码，非常简单。

首先将当前进程的时间片 -1，然后判断：

如果时间片仍然大于零，则什么都不做直接返回。

如果时间片已经为零，则调用 schedule()，用脚去想也知道，这就是进行进程调度的主干。

进程的调度

void schedule(void) {
    int i, next, c;
    struct task_struct ** p;
    ...
    while (1) {
        c = -1;
        next = 0;
        i = NR_TASKS;
        p = &task[NR_TASKS];
        while (--i) {
            if (!*--p)
                continue;
            if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)
                c = (*p)->counter, next = i;
        }
        if (c) break;
        for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
            if (*p)
                (*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) +
                        (*p)->priority;
    }
    switch_to(next);
}

别看一大坨，我做个不严谨的简化，你就懂了。

void schedule(void) {
    int next = get_max_counter_from_runnable();
    refresh_all_thread_counter();
    switch_to(next);
}

很简答，这个函数就做了三件事：

1. 拿到剩余时间片（counter的值）最大且在 runnable 状态（state = 0）的进程号 next。

2. 如果所有 runnable 进程时间片都为 0，则将所有进程（注意不仅仅是 runnable 的进程）的 counter 重新赋值（counter = counter/2 + priority），然后再次执行步骤 1。

3. 最后拿到了一个进程号 next，调用了 switch_to(next) 这个方法，就切换到了这个进程去执行了。

切换进程

看 switch_to 方法，是用内联汇编语句写的。

sched.h

#define switch_to(n) {\
struct {long a,b;} __tmp; \
__asm__("cmpl %%ecx,_current\n\t" \
    "je 1f\n\t" \
    "movw %%dx,%1\n\t" \
    "xchgl %%ecx,_current\n\t" \
    "ljmp %0\n\t" \
    "cmpl %%ecx,_last_task_used_math\n\t" \
    "jne 1f\n\t" \
    "clts\n" \
    "1:" \
    ::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b), \
    "d" (_TSS(n)),"c" ((long) task[n])); \
}

这段话就是进程切换的最最最最底层的代码了，看不懂没关系，其实主要就干了两件事。

1. 通过 ljmp 跳转指令跳转到新进程的偏移地址处。

2. 将当前各个寄存器的值保存在当前进程的 TSS 中，并将新进程的 TSS 信息加载到各个寄存器。（这部分是执行 ljmp 指令的副作用，并且是由硬件实现的）

简单说，保存当前进程上下文，恢复下一个进程的上下文，跳过去！啥是上下文，就是他喵的一堆寄存器的值而已。

上图来源于《Linux内核完全注释V5.0》

至此，我们梳理完了一个进程切换的整条链路，先来回顾一下。 1. 罪魁祸首的，就是那个每 10ms 触发一次的定时器滴答。 2. 而这个滴答将会给 CPU 产生一个时钟中断信号。 3. 而这个中断信号会使 CPU 查找中断向量表，找到操作系统写好的一个时钟中断处理函数 do_timer。 4. do_timer 会首先将当前进程的 counter 变量 -1，如果 counter 此时仍然大于 0，则就此结束。 5. 但如果 counter = 0 了，就开始进行进程的调度。 6. 进程调度就是找到所有处于 RUNNABLE 状态的进程，并找到一个 counter 值最大的进程，把它丢进 switch_to 函数的入参里。 7. switch_to 这个终极函数，会保存当前进程上下文，恢复要跳转到的这个进程的上下文，同时使得 CPU 跳转到这个进程的偏移地址处。 8. 接着，这个进程就舒舒服服地运行了起来，等待着下一次滴答的来临。

行行行，给你画个图，瞧把你懒的。。

这就是滴答视角。

2 数据结构视角

上面我们从一次滴答开始，掀起了一阵波浪，走完了一个滴答的整个流程。

下面我们换个静态视角，看看数据结构。

一切承载进程相关的数据，其罪魁祸首来自于这个数据结构。

struct task_struct * task[64] = {};

没错，一个容量只有 64 大小的数组，数组中的元素是 task_struct 结构。

struct task_struct {
    long state; 
    long counter;
    long priority;
    struct tss_struct tss;
};

这里只取了我们需要关心的关键字段。

state 就是进程的状态，取值 linux 中有明确定义。

#define TASK_RUNNING  0
#define TASK_INTERRUPTIBLE  1
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE  2
#define TASK_ZOMBIE  3
#define TASK_STOPPED  4

比如 state 取值不是 RUNNING 状态的，它就不会被进程调度。这在上面滴答视角的讲述中讲得很明白。

counter 和 priority 就是记录进程时间片的，counter 记录了剩余时间片，priority 表示优先级的意思，其实也就是为进程初始时间片分配一个值而已。这部分同样在上面的滴答视角的代码中，讲的很明白。

最后一个重要的结构就是 tss，它是个结构体，记录了进程上下文信息。

struct tss_struct {
    ...
    long    eip;
    long    eflags;
    long    eax,ecx,edx,ebx;
    long    esp;
    long    ebp;
    ...
};

在讲滴答视角时我们也说了，我们老是说上下文上下文，究竟什么是上下文，其实就是这个结构体里的值，就是一堆寄存器的值而已。

同样在滴答视角的讲解中也提到了，进程切换的最核心一步，就是一个 ljmp 指令，该指令的副作用会将当前各个寄存器的值保存在当前进程的 TSS 中，并将新进程的 TSS 信息加载到各个寄存器，这就是上下文切换的本质。

所以我们看到，数据结构视角中所提到的数据，在滴答视角下都被用到了。

3操作系统启动流程视角

当你按下了开机键，引导程序把内核从硬盘加载到内存，经过一番折腾后，开始执行系统初始化程序 init/main.c。

这部分的细节如果你很好奇，可以阅读我的自制操作系统系列文章的开头几篇。

好了，我们就从这 main.c 开启我们的旅程，当然，我们只关注进程相关的部分。

void main(void) {
    ...
    // 第一步：进程调度初始化
    sched_init();
    ...
    // 第二步：创建一个新进程并做些事
    if (!fork()) {
        init();
    }
    // 第三步：死循环，操作系统正式启动完毕
    for(;;) pause();
}

第一步是 sched_init 进程调度初始化，初始化些啥呢？很简单，我挑主要的讲。

void sched_init(void) {
    // 初始化第一个进程的 tss
    set_tss_desc(...);
    // 将进程数组清零
    for(i=1;i<64;i++) {
        task[i] = NULL;
        ...
    }
    // 设置始终中断(滴答)
    set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt);
    ...
}

其实就是为进程管理需要的数据结构做一些初始化工作，并设置好时钟中断，以便可以走滴答视角那个流程。

第二步与进程调度关系不大，与操作系统原理的关系很大，主要是最终执行到 shell 程序等待用户输入，暂时不讲。

第三步，for(;;) pause()，反映了操作系统的本质，即**操作系统就是一个中断驱动的死循环代码**。

这段代码就是个死循环，将操作系统怠速在这里。而通过各种中断，比如本讲所说的时钟中断完成进程调度，再比如键盘中断完成用户输入，并还可能通过 shell 进程解释命令而执行一个新的程序。

当没有任何进程需要运行时，也即 CPU 空闲时，操作系统会调度到这段代码来运行，承载这段代码的进程我们通常叫它 0 号进程，这部分的原理可以看码农的荒岛求生的一篇文章[《CPU 空闲时在干嘛？》])，讲的很明白，且形象。

这就是操作系统启动流程的视角，我们可以看到，其实就是做各种各样的准备工作，然后启动一个 shell 进程，并进入死循环的等待状态，这期间不断由时钟中断触发进程调度机制。