转自：http://blog.csdn.net/tommy_wxie/article/details/7425728
版权声明：本文为博主原创文章，未经博主允许不得转载。 [html] view plain copy print? 1、上下文 一般来说，CPU在任何时刻都处于以下三种情况之一： (1)运行于用户空间，执行用户进程； (2)运行于内核空间，处于进程上下文； (3)运行于内核空间，处于中断上下文。 应用程序通过系统调用陷入内核，此时处于进程上下文。现代几乎所有的CPU体系结构都支持中断。当外部设备产生中断，向CPU发送一个异步信号，CPU调用相应的中断处理程序来处理该中断，此时CPU处于中断上下文。 在进程上下文中，可以通过current关联相应的任务。进程以进程上下文的形式运行在内核空间，可以发生睡眠，所以在进程上下文中，可以使作信号量(semaphore)。实际上，内核经常在进程上下文中使用信号量来完成任务之间的同步，当然也可以使用锁。 中断上下文不属于任何进程，它与current没有任何关系(尽管此时current指向被中断的进程)。由于没有进程背景，在中断上下文中不能发生睡眠，否则又如何对它进行调度。所以在中断上下文中只能使用锁进行同步，正是因为这个原因，中断上下文也叫做原子上下文(atomic context)(关于同步以后再详细讨论)。在中断处理程序中，通常会禁止同一中断，甚至会禁止整个本地中断，所以中断处理程序应该尽可能迅速，所以又把中断处理分成上部和下部(关于中断以后再详细讨论)。 2、上下文切换 上下文切换，也就是从一个可执行进程切换到另一个可执行进程。上下文切换由函数context_switch()函数完成，该函数位于kernel/sched.c中，它由进程调度函数schedule()调用。 static inline task_t * context_switch(runqueue_t *rq, task_t *prev, task_t *next) { struct mm_struct *mm = next->mm; struct mm_struct *oldmm = prev->active_mm; if (unlikely(!mm)) { next->active_mm = oldmm; atomic_inc(&oldmm->mm_count); enter_lazy_tlb(oldmm, next); } else switch_mm(oldmm, mm, next); if (unlikely(!prev->mm)) { prev->active_mm = NULL; WARN_ON(rq->prev_mm); rq->prev_mm = oldmm; } /* Here we just switch the register state and the stack. */ switch_to(prev, next, prev); return prev; } 复制代码 其中，switch_mm()将虚拟内存映射到新的进程；switch_to完成最终的进程切换，它保存原进程的所有寄存器信息，恢复新进程的所有寄存器信息，并执行新的进程。无论何时，内核想要进行任务切换，都通过调用schedule()完成任务切换。 2.2、用户抢占 当内核即将返回用户空间时，内核会检查need_resched是否设置，如果设置，则调用schedule()，此时，发生用户抢占。一般来说，用户抢占发生几下情况： (1)从系统调用返回用户空间； (2)从中断(异常)处理程序返回用户空间。 2.3、内核抢占 内核从2.6开始就支持内核抢占，对于非内核抢占系统，内核代码可以一直执行，直到完成，也就是说当进程处于内核态时，是不能被抢占的（当然，运行于内核态的进程可以主动放弃CPU，比如，在系统调用服务例程中，由于内核代码由于等待资源而放弃CPU，这种情况叫做计划性进程切换（planned process switch））。但是，对于由异步事件(比如中断)引起的进程切换，抢占式内核与非抢占式是有区别的，对于前者叫做强制性进程切换(forced process switch)。 为了支持内核抢占，内核引入了preempt_count字段，该计数初始值为0，每当使用锁时加1，释放锁时减1。当preempt_count为0时，表示内核可以被安全的抢占，大于0时，则禁止内核抢占。该字段对应三个不同的计数器(见软中断一节)，也就是说在以下三种任何一种情况，该字段的值都会大于0。 (1) 内核执行中断处理程序时，通过irq_enter增加中断计数器的值； #define irq_enter() (preempt_count() += HARDIRQ_OFFSET) (2) 可延迟函数被禁止(执行软中断和tasklet时经常如此，由local_bh_disable完成； (3) 通过把抢占计数器设置为正而显式禁止内核抢占，由preempt_disable完成。 当从中断返回内核空间时，内核会检preempt_count和need_resched的值(返回用户空间时只需要检查need_resched)，如查preempt_count为0且need_resched设置，则调用schedule()，完成任务抢占。一般来说，内核抢占发生以下情况： (1) 从中断(异常)返回时，preempt_count为0且need_resched置位(见从中断返回)； (2) 在异常处理程序中(特别是系统调用)调用preempt_enable()来允许内核抢占发生； //incude/linux/preempt.h #define preempt_enable() \ do { \ //抢占计数器值减1 preempt_enable_no_resched(); \ //检查是否需要进行内核抢占调度,见(3) preempt_check_resched(); \ } while (0) 复制代码 (3) 启用可延迟函数时，即调用local_bh_enable()时发生； //kernel/softirq.c void local_bh_enable(void) { WARN_ON(irqs_disabled()); /* * Keep preemption disabled until we are done with * softirq processing: */ //软中断计数器值减1 preempt_count() -= SOFTIRQ_OFFSET - 1; if (unlikely(!in_interrupt() && local_softirq_pending())) do_softirq(); //软中断处理 //抢占计数据器值减1 dec_preempt_count(); //检查是否需要进行内核抢占调度 preempt_check_resched(); } //include/linux/preempt.h #define preempt_check_resched() \ do { \ //检查need_resched if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED))) \ //抢占调度 preempt_schedule(); \ } while (0) //kernel/sched.c asmlinkage void __sched preempt_schedule(void) { struct thread_info *ti = current_thread_info(); /* * If there is a non-zero preempt_count or interrupts are disabled, * we do not want to preempt the current task. Just return.. */ //检查是否允许抢占,本地中断关闭,或者抢占计数器值不为0时不允许抢占 if (unlikely(ti->preempt_count || irqs_disabled())) return; need_resched: ti->preempt_count = PREEMPT_ACTIVE; //发生调度 schedule(); ti->preempt_count = 0; /* we could miss a preemption opportunity between schedule and now */ barrier(); if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED))) goto need_resched; } 复制代码 (4) 内核任务显示调用schedule()，例如内核任务阻塞时，就会显示调用schedule()，该情况属于内核自动放弃CPU。 5、从中断返回 当内核从中断返回时，应当考虑以下几种情况： (1) 内核控制路径并发执行的数量：如果为1，则CPU返回用户态。 (2) 挂起进程的切换请求：如果有挂起请求，则进行进程调度；否则，返回被中断的进程。 (3) 待处理信号：如果有信号发送给当前进程，则必须进行信号处理。 (4) 单步调试模式：如果调试器正在跟踪当前进程，在返回用户态时必须恢复单步模式。 (5) Virtual-8086模式：如果中断时CPU处于虚拟8086模式，则进行特殊的处理。 4.1从中断返回 中断返回点为ret_from-intr： #从中断返回 ret_from_intr: GET_THREAD_INFO(%ebp) movl EFLAGS(%esp), %eax # mix EFLAGS and CS movb CS(%esp), %al testl $(VM_MASK | 3), %eax #是否运行在VM86模式或者用户态 /*中断或异常发生时,处于内核空间,则返回内核空间;否则返回用户空间*/ jz resume_kernel # returning to kernel or vm86-space 复制代码 从中断返回时，有两种情况，一是返回内核态，二是返回用户态。 5.1.1、返回内核态 #ifdef CONFIG_PREEMPT /*返回内核空间,先检查preempt_count,再检查need_resched*/ ENTRY(resume_kernel) /*是否可以抢占,即preempt_count是否为0*/ cmpl $0,TI_preempt_count(%ebp) # non-zero preempt_count ? jnz restore_all #不能抢占,则恢复被中断时处理器状态 need_resched: movl TI_flags(%ebp), %ecx # need_resched set ? testb $_TIF_NEED_RESCHED, %cl #是否需要重新调度 jz restore_all #不需要重新调度 testl $IF_MASK,EFLAGS(%esp) # 发生异常则不调度 jz restore_all #将最大值赋值给preempt_count，表示不允许再次被抢占 movl $PREEMPT_ACTIVE,TI_preempt_count(%ebp) sti call schedule #调度函数 cli movl $0,TI_preempt_count(%ebp) #preempt_count还原为0 #跳转到need_resched，判断是否又需要发生被调度 jmp need_resched #endif 复制代码 5.1.2、返回用户态 /*返回用户空间,只需要检查need_resched*/ ENTRY(resume_userspace) #返回用户空间,中断或异常发生时,任务处于用户空间 cli # make sure we don't miss an interrupt # setting need_resched or sigpending # between sampling and the iret movl TI_flags(%ebp), %ecx andl $_TIF_WORK_MASK, %ecx # is there any work to be done on # int/exception return? jne work_pending #还有其它工作要做 jmp restore_all #所有工作都做完,则恢复处理器状态 #恢复处理器状态 restore_all: RESTORE_ALL # perform work that needs to be done immediately before resumption ALIGN #完成其它工作 work_pending: testb $_TIF_NEED_RESCHED, %cl #检查是否需要重新调度 jz work_notifysig #不需要重新调度 #需要重新调度 work_resched: call schedule #调度进程 cli # make sure we don't miss an interrupt # setting need_resched or sigpending # between sampling and the iret movl TI_flags(%ebp), %ecx /*检查是否还有其它的事要做*/ andl $_TIF_WORK_MASK, %ecx # is there any work to be done other # than syscall tracing? jz restore_all #没有其它的事,则恢复处理器状态 testb $_TIF_NEED_RESCHED, %cl jnz work_resched #如果need_resched再次置位,则继续调度 #VM和信号检测 work_notifysig: # deal with pending signals and # notify-resume requests testl $VM_MASK, EFLAGS(%esp) #检查是否是VM模式 movl %esp, %eax jne work_notifysig_v86 # returning to kernel-space or # vm86-space xorl %edx, %edx #进行信号处理 call do_notify_resume jmp restore_all ALIGN work_notifysig_v86: pushl %ecx # save ti_flags for do_notify_resume call save_v86_state # %eax contains pt_regs pointer popl %ecx movl %eax, %esp xorl %edx, %edx call do_notify_resume #信号处理 jmp restore_all 复制代码 5.2、从异常返回 异常返回点为ret_from_exception： #从异常返回 ALIGN ret_from_exception: preempt_stop /*相当于cli,从中断返回时,在handle_IRQ_event已经关中断,不需要这步*/ 复制代码 6、从系统调用返回 #系统调用入口 ENTRY(system_call) pushl %eax # save orig_eax SAVE_ALL GET_THREAD_INFO(%ebp) # system call tracing in operation testb $(_TIF_SYSCALL_TRACE|_TIF_SYSCALL_AUDIT),TI_flags(%ebp) jnz syscall_trace_entry cmpl $(nr_syscalls), %eax jae syscall_badsys syscall_call: #调用相应的函数 call *sys_call_table(,%eax,4) movl %eax,EAX(%esp) # store the return value,返回值保存到eax #系统调用返回 syscall_exit: cli # make sure we don't miss an interrupt # setting need_resched or sigpending # between sampling and the iret movl TI_flags(%ebp), %ecx testw $_TIF_ALLWORK_MASK, %cx # current->work,检查是否还有其它工作要完成 jne syscall_exit_work #恢复处理器状态 restore_all: RESTORE_ALL #做其它工作 syscall_exit_work: #检查是否系统调用跟踪,审计,单步执行,不需要则跳到work_pending(进行调度,信号处理) testb $(_TIF_SYSCALL_TRACE|_TIF_SYSCALL_AUDIT|_TIF_SINGLESTEP), %cl jz work_pending sti # could let do_syscall_trace() call # schedule() instead movl %esp, %eax movl $1, %edx #系统调用跟踪 call do_syscall_trace #返回用户空间 jmp resume_userspace 复制代码 整个中断、异常和系统调用返回流程如下：
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张昺华
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