【实现】设计进程控制块

在proj10中，进程管理信息用struct proc_struct表示，在kern/process/proc.h中定义如下：

  1. struct proc_struct {
  2.     enum proc_state state;        // Process state
  3.     int pid;                        // Process ID
  4.     int runs;                       // the running times of Proces
  5.     uintptr_t kstack;             // Process kernel stack
  6.     volatile bool need_resched; // need to be rescheduled to release CPU?
  7.     struct proc_struct *parent; // the parent process
  8.     struct mm_struct *mm;        // Process's memory management field
  9.     struct context context;     // Switch here to run process
  10.     struct trapframe *tf;       // Trap frame for current interrupt
  11.     uintptr_t cr3;               // the base addr of Page Directroy Table(PDT)
  12.     uint32_t flags;              // Process flag
  13.     char name[PROC_NAME_LEN + 1];  // Process name
  14.     list_entry_t list_link;    // Process link list 
  15.     list_entry_t hash_link;    // Process hash list
  16. };

在上述域中，与进程管理各个相关层面的对应关系如下表所示：

0_2

下面重点解释一下几个比较重要的域：

  • mm ：内存管理的信息，包括内存映射列表、页表指针等。mm里有个很重要的项pgdir，记录的是该进程使用的一级页表的物理地址。
  • state：进程所处的状态。
  • parent ：用户进程的父进程（创建它的进程）。在所有进程中，只有一个进程没有父进程，就是内核创建的第一个内核线程idleproc。内核根据这个父子关系建立进程的树形结构，用于维护一些特殊的操作，例如确定哪些进程是否可以对另外一些进程进行什么样的操作等等。
  • context：进程的上下文，用于进程切换（参见switch.S）。在 ucore 中，所有的进程在内核中也是相对独立的（例如独立的内核堆栈以及上下文等等）。使用 context 保存寄存器的目的就在于在内核态中能够进行上下文之间的切换。实际利用context进行上下文切换的函数是switch_to，在kern/process/switch.S中定义。
  • tf：中断帧的指针，总是指向内核栈的某个位置：当进程从用户空间跳到内核空间时，中断帧记录了进程在被中断前的状态。当内核需要跳回用户空间时，需要调整中断帧以恢复让进程继续执行的各寄存器值。除此之外，ucore 内核允许嵌套中断。因此为了保证嵌套中断发生时tf 总是能够指向当前的 trapframe，ucore 在内核桟上维护了 tf 的链，可以参考 trap.c::trap函数 做进一步的了解。
  • cr3: cr3 保存页表的物理地址，目的就是进程切换的时候方便直接使用 lcr3 实现页表切换，避免每次都根据 mm 来计算 cr3。mm 数据结构是用来实现用户空间的虚存管理的，但是内核线程没有用户空间，它执行的只是内核中的一小段代码（通常是一小段函数），所以它没有 mm 结构，也就是NULL。当某个进程是一个普通用户态进程的时候，PCB 中的 cr3 就是 mm 中页表（pgdir）的物理地址；而当它是内核线程的时候，cr3 等于 boot_cr3。 而boot_cr3指向了ucore启动时建立好的饿内核虚拟空间的页目录表首地址。
  • kstack: 每个进程都有一个内核桟，并且位于内核地址空间的不同位置。对于内核线程，该桟就是运行时的程序使用的桟；而对于普通进程，该桟是发生特权级改变的时候使保存被打断的硬件信息用的桟。Ucore在创建进程时分配了 2 个连续的物理页（参见 memlayout.h）作为内核栈的空间。这个桟很小，所以内核中的代码应该尽可能的紧凑，并且避免在桟上分配大的数据结构，以免桟溢出，导致系统崩溃。kstack记录了分配给该进程/线程的内核桟的位置。主要作用有以下几点。首先，当内核准备从一个进程切换到另一个的时候，需要根据 kstack 的值正确的设置好 tss （可以回顾一下在lab1中讲述的 tss 在中断处理过程中的作用），以便在进程切换以后再发生中断时能够使用正确的桟。其次，内核桟位于内核地址空间，并且是不共享的（每个进程/线程都拥有自己的内核桟），因此不受到 mm 的管理，当进程退出的时候，内核能够根据 kstack 的值快速定位桟的位置并进行回收。ucore 的这种内核桟的设计借鉴的是 linux 的方法（但由于内存管理实现的差异，它实现的远不如 linux 的灵活），它使得每个进程/线程的内核桟在不同的位置，这样从某种程度上方便调试，但同时也使得内核对栈溢出变得十分不敏感，因为一旦发生溢出，它极可能污染内核中其它的数据使得内核崩溃。如果能够通过页表，将所有进程的内核桟映射到固定的地址上去，能够避免这种问题，但又会使得进程切换过程中对桟的修改变得相当繁琐。感兴趣的同学可以参考 linux kernel 的代码对此进行尝试。

为了管理系统中所有的进程控制块，ucore维护了如下全局变量（位于kern/process/proc.c）：

  • static struct proc *current; //当前占用CPU，处于“运行”状态进程控制块指针。通常这个变量是只读的，只有在进程切换的时候才进行修改，并且整个切换和修改过程需要保证操作的原子性，目前至少需要屏蔽中断，可以参考 switch_to 的实现，后面也会介绍到。linux 的实现很有意思，它将进程控制块放在进程内核桟的底部，这使得任何时候 current 都可以根据内核桟的位置计算出来的，而不用维护一个全局变量。这样使得一致性的维护以及多核的实现变得十分的简单和高效。感兴趣的同学可以参考 linux kernel 的代码。
  • static struct proc *initproc; //指向第一个用户态进程（proj10以后）
  • static list_entry_t hash_list[HASH_LIST_SIZE]; //所有进程控制块的哈希表，这样proc_struct中的域hash_link将基于pid链接入这个哈希表中。
  • list_entry_t proc_list;// 所有进程控制块的双向线性列表，这样proc_struct中的域list_link将链接入这个链表中。