Xv6代码阅读报告之进程调度
Xv6代码阅读报告-Topic3
@肖剑楠 20111013223
1. 序
Xv6为了实现CPU多进程化需要解决一系列问题。1. 如何在进程间切换？2. 如何让这一切换变得透明？3. 需要锁机制来避免竞争。4. 内存、资源的自动释放。
Xv6通过实现上下文切换（Context Switching），时间中断处理，锁，睡眠与唤醒等机制基本解决了上述问题。主要代码包括swtch.S, defs.h, proc.h, proc.c, mmu.h等文件。
下面按模块对上述文件逐一分析。
2. 上下文切换
2.1 defs.h
在一切的一切之前，我们先看一下defs.h的结构体的定义以及函数的声明。
该文件中集中声明了一系列函数以及结构体，对于本章节之后需要讨论的部分，需要关注struct context, struct proc等结构体。
struct context在proc.h(40-56)中定义。其结构实际上是五个寄存器的值。也就是在上下文切换时，主要做的事情就是保存并更新寄存器值。同时根据惯例，调用者会保存%eax,%ecx,%edx的值。
struct context {
uint edi;
uint esi;
uint ebx;
uint ebp;
uint eip;
};
顺便将proc和pipe的结构也分析一下。
struct proc 在proc.h(60-75)中定义，通过一个结构体记录每个进程的状态。
struct proc {
uint sz; // 进程的内存大小（以byte计）
pde_t* pgdir; // 进程页路径的线性地址。
char *kstack; // 进程的内核栈底
enum procstate state; // 进程状态
volatile int pid; // 进程ID
struct proc *parent; // 父进程
struct trapframe *tf; // 当前系统调用的中断帧
struct context *context; // 进程运行的入口
int killed; // 当非0时，表示已结束
struct file *ofile[NOFILE]; // 打开的文件列表
struct inode *cwd; // 进程当前路径
char name[16]; // 进程名称
};
pipe依赖对结构体spinlock，cpu的定义，见spinlock.h及proc.h(11-24)。
spinlock的作用在于当进程请求得到一个正在被占用的锁时，将进程处于循环检查，等待锁被释放的状态。
struct spinlock {
uint locked; // 锁是否处于锁住状态
// For debugging:
char *name; // 锁名称
struct cpu *cpu; // 占有该锁的CPU信息
uint pcs[10]; // 占有该锁的指令栈
};
pipe的结构在pipe.h(12-19)中定义，
struct pipe {
struct spinlock lock;
char data[PIPESIZE]; // 保存pipe的内容，PIPESIZE为512
uint nread; // 读取的byte长度
uint nwrite; // 写入的byte长度
int readopen; // 是否正在读取
int writeopen; // 是否正在写入
};
2.2 swtch.S
该文件的作用在于使用汇编代码实现了swtch函数，
.globl swtch
swtch:
# 将需要保存的context地址读取到%esp中，新context地址读取到%edx中
# 4(%esp)对应的是需要保存的context
# 8(%esp)对应的是新的context
movl 4(%esp), %eax
movl 8(%esp), %edx
# 将寄存器中过期的数值压栈
pushl %ebp
pushl %ebx
pushl %esi
pushl %edi
# 交换栈
movl %esp, (%eax) # 保存需要保存的context地址
movl %edx, %esp # 读取新的context信息
# 加载新的context信息
popl %edi
popl %esi
popl %ebx
popl %ebp
ret
3. 进程调度
进程调度的主要函数集中在proc.c中，就让我们从这个文件开始说起吧。
对于单个CPU来说，scheduler是最主要的函数。当CPU初始化之后，即调用scheduler()，循环从进程队列中选择一个进程执行；当进程结束时，将控制权通过swtch()移交给scheduler。
void
scheduler(void)
{
struct proc *p;
for(;;){
// 在每次执行一个进程之前，需要调用sti()函数开启CPU的中断
sti();
// 遍历进程表找到一个进程执行
acquire(&ptable.lock); // 获取进程表的锁，避免其他CPU更改进程表
for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++){
// 如果进程的状态为不可运行，则略过
if(p->state != RUNNABLE)
continue;
// 切换到选择的进程，释放进程表锁，当进程结束时，再重新获取
proc = p;
switchuvm(p);
p->state = RUNNING;
swtch(&cpu->scheduler, proc->context);
switchkvm();
// Process is done running for now.
// It should have changed its p->state before coming back.
proc = 0;
}
release(&ptable.lock);
}
}
在每次Loop之后，都要及时释放进程表锁，这样可以避免当进程表中暂时没有可以运行的程序时，进程表会一直被该CPU锁死，其他CPU便不能访问。其中一种情况是，当进程等待IO时，不是RUNNABLE的，而CPU处于idle状态，一直在占有进程表锁，IO信号无法到达。
sched()切换至CPU context，在切换context之前，进行一系列判断，以避免出现冲突。
void
sched(void)
{
int intena;
// 是否获取到了进程表锁
if(!holding(&ptable.lock))
panic("sched ptable.lock");
// 是否执行过pushcli
if(cpu->ncli != 1)
panic("sched locks");
// 执行的程序应该处于结束或者睡眠状态
if(proc->state == RUNNING)
panic("sched running");
// 判断中断是否可以关闭
if(readeflags()&FL_IF)
panic("sched interruptible");
intena = cpu->intena;
// 上下文切换至scheduler
swtch(&proc->context, cpu->scheduler);
cpu->intena = intena;
}
yield()函数将CPU主动让出一个调度周期(scheduling round)，这个函数在xv6的当前版本中，仅在trap()中调用，见trap.c(100)。实际应用在于当一个进程正在使用CPU，同时中断处于打开状态，需要查看nlock。
void
yield(void)
{
// 获取进程表锁
acquire(&ptable.lock);
// 将进程状态设为可运行，以便下次遍历时可以被唤醒
proc->state = RUNNABLE;
// 执行sched函数，准备将CPU切换到scheduler context
sched();
// 释放进程表锁
release(&ptable.lock);
}
sleep和wakeup是两个互补的函数，共同作用实现改变进程执行顺序，
sleep函数有两个参数 void *chan和struct spinlock *lk。
void
sleep(void *chan, struct spinlock *lk)
{
if(proc == 0)
panic("sleep");
if(lk == 0)
panic("sleep without lk");
// 释放锁lk
if(lk != &ptable.lock){ //DOC: sleeplock0
acquire(&ptable.lock); //DOC: sleeplock1
release(lk);
}
// 更改状态为SLEEPING，并切换至CPU context
proc->chan = chan;
proc->state = SLEEPING;
sched();
// Tidy up.
proc->chan = 0;
// 重新获得刚刚释放的lk锁
if(lk != &ptable.lock){ //DOC: sleeplock2
release(&ptable.lock);
acquire(lk);
}
}
值得注意的是，使进程进入睡眠需要两个锁，lk和ptable.lock，由于之前已经得到了ptable.lock，所以wakeup在此期间不会执行，直至进程完全进入睡眠状态，所以lk这个锁可以释放。
wakeup函数的主体部分位于wakeup1函数中。
void
wakeup(void *chan)
{
// 先获取ptable.lock，确保sleep不会执行，避免出现missed wakeup
acquire(&ptable.lock);
wakeup1(chan);
// 唤醒结束，释放ptable.lock
release(&ptable.lock);
}
wakeup1函数完成了唤醒的主要工作。wakeup1之所以与wakeup作为两个独立的函数，是因为除了被wakeup调用之外，还在exit中调用，后面会详细讲到。
static void
wakeup1(void *chan)
{
struct proc *p;
// 遍历进程表，当发现有符合运行条件的程序时，将其标记为RUNNABLE
for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++)
if(p->state == SLEEPING && p->chan == chan)
p->state = RUNNABLE;
}
wait函数用于父进程等待子进程结束，如果没有子进程，则返回-1，否则返回已经结束的子进程的pid。
int
wait(void)
{
struct proc *p;
int havekids, pid;
// 获取进程表锁
acquire(&ptable.lock);
for(;;){
// 遍历查找是否有处于zombie状态的子进程
havekids = 0;
for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++){
if(p->parent != proc)
continue;
// 如果发现有子进程
havekids = 1;
// 如果进程状态为zombie，则将其释放并返回该子进程的pid
if(p->state == ZOMBIE){
// Found one.
pid = p->pid;
kfree(p->kstack);
p->kstack = 0;
freevm(p->pgdir);
p->state = UNUSED;
p->pid = 0;
p->parent = 0;
p->name[0] = 0;
p->killed = 0;
release(&ptable.lock);
return pid;
}
}
// 如果没有子进程则直接返回
if(!havekids || proc->killed){
release(&ptable.lock);
return -1;
}
// 如果有子进程处于睡眠状态，则将父进程置于睡眠状态
sleep(proc, &ptable.lock); //DOC: wait-sleep
}
}
其中，当仍有子进程睡眠时，并没有释放ptable.lock，是因为释放操作放在了sleep函数中，且满足了sleep函数的调用条件，事先获得ptable.lock。
exit()完成了进程结束时的资源释放以及子进程处理等工作。其中只进行了一次acquire操作，这样可以使进程结束的操作原子化；同时可能存在多次的wakeup1操作，这样减少了很多时间。结束后，没有主动调用release，是因为sched进行context switching的时候需要获得ptable.lock，释放在scheduler中进行。
void
exit(void)
{
struct proc *p;
int fd;
if(proc == initproc)
panic("init exiting");
// 关闭之前打开的文件
for(fd = 0; fd < NOFILE; fd++){
if(proc->ofile[fd]){
fileclose(proc->ofile[fd]);
proc->ofile[fd] = 0;
}
}
iput(proc->cwd);
proc->cwd = 0;
acquire(&ptable.lock);
// 唤醒父进程，一边父进程将处于zombie状态的该进程回收
wakeup1(proc->parent);
// 将子进程移交给initproc
for(p = ptable.proc; p < &ptable.proc[NPROC]; p++){
if(p->parent == proc){
p->parent = initproc;
// 如果子进程处于zombie状态，则唤醒其新父亲initproc来料理后事
if(p->state == ZOMBIE)
wakeup1(initproc);
}
}
// 移交给scheduler，等待父进程处理
proc->state = ZOMBIE;
sched();
panic("zombie exit");
}
4. 管道
xv6中实现管道的结构体pipe已经在前面关于defs.h的分析中提及。此处直接分析pipe.c。
pipealloc实现了pipe的创建，并将pipe关联到两个文件上f0, f1。如果创建成功，返回0；否则返回-1。
int
pipealloc(struct file **f0, struct file **f1)
{
struct pipe *p;
p = 0;
*f0 = *f1 = 0;
// 如果f0,f1不存在则返回-1
if((*f0 = filealloc()) == 0 || (*f1 = filealloc()) == 0)
goto bad;
if((p = (struct pipe*)kalloc()) == 0)
goto bad;
//
// 初始化pipe
p->readopen = 1;
p->writeopen = 1;
p->nwrite = 0;
p->nread = 0;
initlock(&p->lock, "pipe");
(*f0)->type = FD_PIPE;
(*f0)->readable = 1;
(*f0)->writable = 0;
(*f0)->pipe = p;
(*f1)->type = FD_PIPE;
(*f1)->readable = 0;
(*f1)->writable = 1;
(*f1)->pipe = p;
return 0;
// 如果创建失败，则将进度回滚，释放占用的内存、解除对文件的占有
bad:
if(p)
kfree((char*)p);
if(*f0)
fileclose(*f0);
if(*f1)
fileclose(*f1);
return -1;
}
pipeclose实现了关闭pipe的处理。
void
pipeclose(struct pipe *p, int writable)
{
// 获取管道锁，避免在关闭的同时进行读写操作
acquire(&p->lock);
// 判断是否有未被读取的数据
if(writable){
// 如果存在，则唤醒pipe的读进程；否则唤醒写进程
p->writeopen = 0;
wakeup(&p->nread);
} else {
p->readopen = 0;
wakeup(&p->nwrite);
}
// 当pipe的读写都已结束时，释放资源；否则释放pipe锁
if(p->readopen == 0 && p->writeopen == 0) {
release(&p->lock);
kfree((char*)p);
} else
release(&p->lock);
}
pipewrite实现了管道的写操作。
int
pipewrite(struct pipe *p, char *addr, int n)
{
int i;
acquire(&p->lock);
// 逐字节写入
for(i = 0; i < n; i++){
// 如果pipe已经写满
while(p->nwrite == p->nread + PIPESIZE) { //DOC: pipewrite-full
// 唤醒读进程，写进程进入睡眠，并返回-1
if(p->readopen == 0 || proc->killed){
release(&p->lock);
return -1;
}
wakeup(&p->nread);
sleep(&p->nwrite, &p->lock); //DOC: pipewrite-sleep
}
p->data[p->nwrite++ % PIPESIZE] = addr[i];
}
// 写完之后唤醒读进程
wakeup(&p->nread); //DOC: pipewrite-wakeup1
release(&p->lock);
return n;
}
piperead实现了pipe的读操作。
int
piperead(struct pipe *p, char *addr, int n)
{
int i;
acquire(&p->lock);
// 如果pipe已经读空，并且正在写入，则进入睡眠状态
while(p->nread == p->nwrite && p->writeopen){ //DOC: pipe-empty
if(proc->killed){
release(&p->lock);
return -1;
}
sleep(&p->nread, &p->lock); //DOC: piperead-sleep
}
for(i = 0; i < n; i++){ //DOC: piperead-copy
if(p->nread == p->nwrite)
break;
addr[i] = p->data[p->nread++ % PIPESIZE];
}
// 读取完毕，唤醒写进程
wakeup(&p->nwrite); //DOC: piperead-wakeup
release(&p->lock);
// 返回读取的字节长度
return i;
}
5. 进程调度流程
进程切换：当CPU启动之后，执行scheduler函数，无限循环。在每个周期里，从进程表中找到一个RUNNABLE的进程，切换为进程的上下文，此时开始执行函数。当函数运行结束时，调用return函数，此时切换为CPU的上下文，开始下一循环。
进程唤醒与睡眠：如果一个程序需要等待IO，则CPU会将其设置为睡眠状态，此时不能被执行。当IO信号到达时，执行的进程会将IO信号对应的进程设置为RUNNABLE，即唤醒。下一个scheduler周期的时候，该进程就可能会被执行，处理IO信号。
进程表锁：对于多处理器架构而言，需要用到进程表的时候都需要事先获得表的锁，当结束之后再释放，这样保证了对进程表操作的原子化，可以避免多处理器的竞争问题。
6. Pipe实现概述
Pipe的主要部分实际上是一小段规定长度的连续数据存储，读写操作将其视为无限循环长度的内存块。
初始化时，将给定的文件输入、输出流与该结构体关联；关闭时，释放内存，解除文件占用。
读写操作时，分别需要判断是否超出读写的范围，避免覆盖未读数据或者读取已读数据；如果写操作未执行完，则需通过睡眠唤醒的方式来完成大段数据的读取。
7. 阅读心得
由于这部分的代码主要由C代码实现，因为相对来说比第一次的阅读任务简单一些。有两个难点，一需要了解依赖的各结构体信息，并通过实际看代码认清每个属性的作用；二需要将多个函数结合着看，才能理解进程表锁的管理机制。xv6的实现机制并不复杂，主观脑洞大开结合着sched.pdf，就比较容易理解。