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《操作系统导论》第6章 | 受限直接执行

时间:2020-04-20 21:45:11      阅读:192      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

标签:受限   初始化   就是   管理   期望   共享   ted   就会   一点   

本章描述了一些实现CPU虚拟化的关键底层机制,并将其统称为受限直接执行(limited direct execution)。基本思路很简单:就让你想运行的程序在CPU上运行,但首先确保设置好硬件,以便在没有操作系统帮助的情况下限制进程可以执行的操作。

直接执行

为了虚拟化CPU,操作系统需要以某种方式让许多任务共享物理CPU,让它们看起来像是同时运行。基本思想很简单:运行一个进程一段时间,然后运行另一个进程,如此轮换。通过以这种方式时分共享CPU,就实现了虚拟化。

然而,在构建这样的虚拟化机制时存在一些挑战。第一个是性能:如何在不增加系统开销的情况下实现虚拟化?第二个是控制权:如何有效地运行进程,同时保留对CPU的控制?控制权对于操作系统尤为重要,因为操作系统负责资源管理。如果没有控制权,一个进程可以简单地无限制运行并接管机器,或访问没有权限的信息。因此,在保持控制权的同时获得高性能,这是构建操作系统的主要挑战之一。

为了使程序尽可能快地运行,操作系统开发人员想出了一种技术——受限制的直接执行(limited direct execution)。这个概念的“直接执行”部分很简单:只需直接在CPU上运行程序即可。因此,当OS希望启动程序运行时,它会在进程列表中为其创建一个进程条目,为其分配一些内存,将程序代码从磁盘加载到内存中,找到入口点(main()函数或类似的),跳转到那里,并开始运行用户的代码。表6.1展示了这种基本的直接执行协议(没有任何限制),使用正常的调用并返回跳转到程序的main(),并在稍后回到内核。

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但是,这种方法在虚拟化CPU时会产生一些问题。第一个问题很简单:如果我们只运行一个程序,操作系统怎么能确保程序不做任何我们不希望它做的事,同时仍然高效地运行它?第二个问题:当我们运行一个进程时,操作系统如何让它停下来并切换到另一个进程,从而实现虚拟化CPU所需的时分共享?

受限制的操作

一个进程必须能够执行I/O和其他一些受限制的操作,但又不能让进程完全控制系统。因此,我们采用的方法是引入一种新的处理器模式,称为用户模式(user mode)。在用户模式下运行的代码会受到限制。例如,在用户模式下运行时,进程不能执行某些受限制的指令,否则会导致处理器引发异常,操作系统可能会终止该进程。与用户模式相对应的是内核模式(kernel mode)。在此模式下,运行的代码可以做它喜欢的事,包括一些特权操作,操作系统(或内核)就以这种模式运行。
但是,我们仍然面临着一个挑战——如果用户希望执行某种特权操作(如从磁盘读取),应该怎么做?为了实现这一点,几乎所有的现代硬件都提供了用户程序执行系统调用的能力。要执行系统调用,程序必须执行特殊的陷阱(trap)指令。该指令同时跳入内核并将特权级别提升到内核模式。一旦进入内核,系统就可以执行任何需要的特权操作(如果允许),从而为调用进程执行所需的工作。完成后,操作系统调用一个特殊的从陷阱返回(return-from-trap)指令,如你期望的那样,该指令返回到发起调用的用户程序中,同时将特权级别降低,回到用户模式。

硬件通过提供不同的执行模式来协助操作系统。在用户模式下,应用程序不能完全访问硬件资源。在内核模式下,操作系统可以访问机器的全部资源。还提供了陷入内核和从陷阱返回到用户模式程序的特别说明,以及一些指令,让操作系统告诉硬件陷阱表(trap table)在内存中的位置。执行陷阱时,硬件需要小心,因为它必须确保存储足够的调用者寄存器,以便在操作系统发出从陷阱返回指令时能够正确返回。例如,在x86上,处理器会将程序计数器、标志和其他一些寄存器推送到每个进程的内核栈(kernel stack)上。从返回陷阱将从栈弹出这些值,并恢复执行用户模式程序。

内核通过在启动时设置陷阱表(trap table)来实现。当机器启动时,它在特权(内核)模式下执行,因此可以根据需要自由配置机器硬件。操作系统做的第一件事,就是告诉硬件在发生某些异常事件时要运行哪些代码。例如,当发生硬盘中断,发生键盘中断或程序进行系统调用时,应该运行哪些代码?操作系统通常通过某种特殊的指令,通知硬件这些陷阱处理程序的位置。一旦硬件被通知,它就会记住这些处理程序的位置,直到下一次重新启动机器,并且硬件知道在发生系统调用和其他异常事件时要跳转到哪段代码。

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LDE协议有两个阶段。第一个阶段(在系统引导时),内核初始化陷阱表,并且CPU记住它的位置以供随后使用。内核通过特权指令来执行此操作(所有特权指令均以粗体突出显示)。第二个阶段(运行进程时),在使用从陷阱返回指令开始执行进程之前,内核设置了一些内容(例如,在进程列表中分配一个节点,分配内存)。这会将CPU切换到用户模式并开始运行该进程。当进程希望发出系统调用时,它会重新陷入操作系统,然后再次通过从陷阱返回,将控制权还给进程。该进程然后完成它的工作,并从main()返回。这通常会返回到一些存根代码,它将正确退出该程序(例如,通过调用exit()系统调用,这将陷入OS中)。此时,OS清理干净,任务完成了。

进程间切换

接下来我们面临的一个关键问题是,操作系统如何重新获得CPU的控制权,以便它可以在进程之间切换?

协作方式:等待系统调用

过去某些系统采用协作方式。在这种风格下,操作系统相信系统的进程会合理运行。运行时间过长的进程被假定会定期放弃CPU,以便操作系统可以决定运行其他任务。然而,在协作方式中,当进程陷入无限循环时,唯一的办法就是——重新启动计算机。

非协作方式:操作系统进行控制

如果进程不协作,操作系统如何获得CPU的控制权?操作系统可以做什么来确保流氓进程不会占用机器?答案就是时钟中断(timer interrupt)。时钟设备可以编程为每隔几毫秒产生一次中断。产生中断时,当前正在运行的进程停止,操作系统中预先配置的中断处理程序(interrupt handler)会运行。此时,操作系统重新获得CPU的控制权,因此可以做它想做的事:停止当前进程,并启动另一个进程。

需要注意的是,操作系统在启动时必须通知硬件哪些代码在发生时钟中断时运行。在启动过程中,操作系统也必须启动时钟,这是一项特权操作。一旦时钟开始运行,操作系统就感到安全了,因为控制权最终会归还给它,因此操作系统可以自由运行用户程序。时钟也可以关闭(也是特权操作)。硬件在发生中断时有一定的责任,尤其是在中断发生时,要为正在运行的程序保存足够的状态,以便随后从陷阱返回指令能够正确恢复正在运行的程序。这一组操作与硬件在显式系统调用陷入内核时的行为非常相似,其中各种寄存器因此被保存(进入内核栈),因此从陷阱返回指令可以容易地恢复。

保存和恢复上下文

操作系统已经重新获得CPU控制权后,必须决定是继续运行当前正在运行的进程,还是切换到另一个进程。这个决定是由调度程序(scheduler)做出的,它是操作系统的一部分。如果决定进行切换,OS就会执行一些底层代码,即所谓的上下文切换(context switch)。上下文切换在概念上很简单:操作系统要做的就是为当前正在执行的进程保存一些寄存器的值,并为即将执行的进程恢复一些寄存器的值。这样一来,操作系统就可以确保最后执行从陷阱返回指令时,不是返回到之前运行的进程,而是继续执行另一个进程。

为了保存当前正在运行的进程的上下文,操作系统会执行一些底层汇编代码,来保存通用寄存器、程序计数器,以及当前正在运行的进程的内核栈指针,然后恢复寄存器、程序计数器,并切换内核栈,供即将运行的进程使用。通过切换栈,内核在进入切换代码调用时,是一个进程(被中断的进程)的上下文,在返回时,是另一进程(即将执行的进程)的上下文。当操作系统最终执行从陷阱返回指令时,即将执行的进程变成了当前运行的进程。至此上下文切换完成。

技术图片

在此协议中,有两种类型的寄存器保存/恢复。第一种是发生时钟中断的时候。在这种情况下,运行进程的用户寄存器由硬件隐式保存,使用该进程的内核栈。第二种是当操作系统决定从A切换到B。在这种情况下,内核寄存器被操作系统明确地保存,但这次被存储在该进程的进程结构的内存中。后一个操作让系统从好像刚刚由A陷入内核,变成好像刚刚由B陷入内核。

为了更好地了解如何实现这种切换,下面给出了xv6的上下文切换代码。context结构old和new分别在老的和新的进程的进程结构中。

# void swtch(struct context **old, struct context *new);
#
# Save current register context in old
# and then load register context from new.
.globl swtch
swtch:
  # Save old registers
  movl 4(%esp), %eax # put old ptr into eax
  popl 0(%eax)        # save the old IP
 movl %esp, 4(%eax) # and stack
 movl %ebx, 8(%eax) # and other registers
 movl %ecx, 12(%eax)
 movl %edx, 16(%eax)
 movl %esi, 20(%eax)
 movl %edi, 24(%eax)
 movl %ebp, 28(%eax)

 # Load new registers
 movl 4(%esp), %eax # put new ptr into eax
 movl 28(%eax), %ebp # restore other registers
 movl 24(%eax), %edi
 movl 20(%eax), %esi
 movl 16(%eax), %edx
 movl 12(%eax), %ecx
 movl 8(%eax), %ebx
 movl 4(%eax), %esp  # stack is switched here
 pushl 0(%eax)       # return addr put in place
 ret                 # finally return into new ctxt

《操作系统导论》第6章 | 受限直接执行

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原文地址:https://www.cnblogs.com/littleorange/p/12736927.html

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