实验要求:
1.按照https://github.com/mengning/mykernel 的说明配置mykernel 2.0,熟悉Linux内核的编译;
2.基于mykernel 2.0编写一个操作系统内核,参照https://github.com/mengning/mykernel 提供的范例代码
3.简要分析操作系统内核核心功能及运行工作机制
实验环境:
本次实验使用虚拟机Vmware15,Ubuntu18.01操作系统。
实验原理:
本次实验主要是通过mykernel虚拟一个x86-64的CPU硬件平台,并在其中触发时钟中断,通过时钟中断计数实现时间片调度,完成模拟一个能进行简单进程调度的内核编写。
从而了解Linux系统内核核心功能和运行工作机制。下面介绍Linux系统中中断的概念。
中断:
中断概述
中断是指在CPU正常运行期间,由于内外部事件或由程序预先安排的事件引起的CPU暂时停止正在运行的程序,转而为该内部或外部事件或预先安排的事件服务的程序中去,服务完毕后再返回去继续运行被暂时中断的程序。
中断类型
同步中断由CPU本身产生,又称为内部中断。这里同步是指中断请求信号与代码指令之间的同步执行,在一条指令执行完毕后,CPU才能进行中断,不能在执行期间。所以也称为异常(exception)。
异步中断是由外部硬件设备产生,又称为外部中断,与同步中断相反,异步中断可在任何时间产生,包括指令执行期间,所以也被称为中断(interrupt)。
异常又可分为可屏蔽中断(Maskable interrupt)和非屏蔽中断(Nomaskable interrupt)。而中断可分为故障(fault)、陷阱(trap)、终止(abort)三类。
本次实验中实现的时钟中断属于异步中断,当然这里的中断是由软件模拟的,并不是真的使用硬件信号产生。
实验流程:
1.实验环境的搭建和内核的下载:
按照顺序依次输入下列命令:
wget https://raw.github.com/mengning/mykernel/master/mykernel-2.0_for_linux-5.3.34.patch sudo apt install axel axel -n 20 https://mirrors.edge.kernel.org/pub/linux/kernel/v5.x/linux-5.4.34.tar.xz xz -d linux-5.4.34.tar.xz tar -xvf linux-5.4.34.tar cd linux-5.4.34 patch -p1 < ../mykernel-2.0_for_linux-5.3.34.patch sudo apt install build-essential gcc-multilib sudo apt install qemu # install QEMU sudo apt install libncurses5-dev bison flex libssl-dev libelf-dev make defconfig # Default configuration is based on 'x86_64_defconfig' make -j$(nproc) qemu-system-x86_64 -kernel arch/x86/boot/bzImage
按照实验流程,将会在qemu虚拟机中产生一个x86-64的CPU硬件平台,它将定时产生时钟中断,实验效果如下:
在这个基础之上,我们将继续进行内核的编写工作。
2.在mykernel目录下进行程序的编写:
2. 1 第一步,我们必须定义进程控制块(Process Control Block),也就是进程结构体的定义,在Linux内核中是struct tast_struct结构体。将其定义在mypcb.h头文件中,头文件的代码如下:
1 /* 2 * linux/mykernel/mypcb.h 3 */ 4 #define MAX_TASK_NUM 4 5 #define KERNEL_STACK_SIZE 1024*8 6 7 8 /* CPU-specific state of this task */ 9 struct Thread { 10 unsigned long ip; 11 unsigned long sp; 12 }; 13 14 15 typedef struct PCB{ 16 int pid; 17 volatile long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ 18 char stack[KERNEL_STACK_SIZE]; 19 /* CPU-specific state of this task */ 20 struct Thread thread; 21 unsigned long task_entry; 22 struct PCB *next; 23 }tPCB; 24 25 26 void my_schedule(void);
2.2 第二步,修改该目录下的mymain.c文件,声明多个进程,并启动0号进程,以及编写my_process()函数模拟主程序,在该主程序中,每次打印出进程编号和配合时钟中断进行进程的切换。
张贴出具体代码:
1 /* 2 * linux/mykernel/mymain.c 3 * 4 * Kernel internal my_start_kernel 5 * 6 * Copyright (C) 2013 Mengning 7 * 8 */ 9 #include10 #include 11 #include 12 #include 13 #include 14 #include 15 #include string.h> 16 #include 17 #include 18 #include 19 #include 20 #include 21 #include 22 #include 23 #include 24 #include 25 #include 26 #include 27 #include 28 #include 29 #include 30 #include 31 #include 32 #include 33 #include 34 #include 35 #include 36 #include 37 #include 38 #include 39 #include 40 #include 41 #include 42 #include 43 #include 44 #include 45 #include 46 #include 47 #include 48 #include 49 #include 50 #include 51 #include 52 #include 53 #include 54 #include 55 #include 56 #include 57 #include 58 #include 59 #include 60 #include 61 #include 62 #include 63 #include 64 #include 65 #include 66 #include 67 #include 68 #include 69 70 #include 71 #include 72 #include 73 #include 74 #include 75 76 #ifdef CONFIG_X86_LOCAL_APIC 77 #include 78 #endif 79 80 81 /* 82 * linux/mykernel/mymain.c 83 */ 84 85 #include "mypcb.h" 86 87 88 tPCB task[MAX_TASK_NUM]; 89 tPCB * my_current_task = NULL; 90 volatile int my_need_sched = 0; 91 92 93 void my_process(void); 94 95 96 void __init my_start_kernel(void) 97 { 98 int pid = 0; 99 int i; 100 /* Initialize process 0*/ 101 task[pid].pid = pid; 102 task[pid].state = 0;/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ 103 task[pid].task_entry = task[pid].thread.ip = (unsigned long)my_process; 104 task[pid].thread.sp = (unsigned long)&task[pid].stack[KERNEL_STACK_SIZE-1]; 105 task[pid].next = &task[pid]; 106 /*fork more process */ 107 for(i=1;i ) 108 { 109 memcpy(&task[i],&task[0],sizeof(tPCB)); 110 task[i].pid = i; 111 task[i].state = 0; 112 task[i].thread.sp = (unsigned long)&task[i].stack[KERNEL_STACK_SIZE-1]; 113 task[i].next = task[i-1].next; 114 task[i-1].next = &task[i]; 115 } 116 /* start process 0 by task[0] */ 117 pid = 0; 118 my_current_task = &task[pid]; 119 asm volatile( 120 "movq %1,%%rsp\n\t" /* set task[pid].thread.sp to rsp */ 121 "pushq %1\n\t" /* push rbp */ 122 "pushq %0\n\t" /* push task[pid].thread.ip */ 123 "ret\n\t" /* pop task[pid].thread.ip to rip */ 124 : 125 : "c" (task[pid].thread.ip),"d" (task[pid].thread.sp) /* input c or d mean %ecx/%edx*/ 126 ); 127 } 128 129 130 void my_process(void) 131 { 132 int i = 0; 133 while(1) 134 { 135 i++; 136 if(i%10000000 == 0) 137 { 138 printk(KERN_NOTICE "this is process %d -\n",my_current_task->pid); 139 if(my_need_sched == 1) 140 { 141 my_need_sched = 0; 142 my_schedule(); 143 } 144 printk(KERN_NOTICE "this is process %d +\n",my_current_task->pid); 145 } 146 } 147 }
可以看到在my_process中有一个进程切换标志位:my_need_sched,在该标志位为1时进行进程切换,那么这个全局变量又是如何改变的呢?上文已经交代过,这是通过时钟中断来改变的,即通过改写中断服务程序来定时改变标志位,起到时间片调度的效果。下面将分析中断服务程序的更改:
2.3 更改中断服务程序myinterrupt.c
张贴出相应代码:
1 void my_timer_handler(void) 2 { 3 if(time_count%1000 == 0 && my_need_sched != 1) 4 { 5 printk(KERN_NOTICE ">>>my_timer_handler here<<<\n"); 6 my_need_sched = 1; 7 } 8 time_count ++ ; 9 return; 10 }
实现了时间片,下面就要编写最重要的进程切换代码了,在头文件中,该部分代码已经被定义成void my_schedule(void)函数,下面具体介绍该函数:
2.4 进程切换函数:
首先张贴出该函数的代码;
1 void my_schedule(void) 2 { 3 tPCB * next; 4 tPCB * prev; 5 6 7 if(my_current_task == NULL 8 || my_current_task->next == NULL) 9 { 10 return; 11 } 12 printk(KERN_NOTICE ">>>my_schedule<<<\n"); 13 /* schedule */ 14 next = my_current_task->next; 15 prev = my_current_task; 16 if(next->state == 0)/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ 17 { 18 my_current_task = next; 19 printk(KERN_NOTICE ">>>switch %d to %d<<<\n",prev->pid,next->pid); 20 /* switch to next process */ 21 asm volatile( 22 "pushq %%rbp\n\t" /* save rbp of prev */ 23 "movq %%rsp,%0\n\t" /* save rsp of prev */ 24 "movq %2,%%rsp\n\t" /* restore rsp of next */ 25 "movq $1f,%1\n\t" /* save rip of prev */ 26 "pushq %3\n\t" 27 "ret\n\t" /* restore rip of next */ 28 "1:\t" /* next process start here */ 29 "popq %%rbp\n\t" 30 : "=m" (prev->thread.sp),"=m" (prev->thread.ip) 31 : "m" (next->thread.sp),"m" (next->thread.ip) 32 ); 33 } 34 return; 35 }
其中最最关键的就是中间的那段汇编代码
为了简便,这里假设由进程0切换到进程1,进程切换过程中进程0和进程1的堆栈和相关寄存器的变化过程大致如下:
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pushq %%rbp 保存prev进程(本例中指进程0)当前RBP寄存器的值到prev进程的堆栈;
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movq %%rsp,%0 保存prev进程(本例中指进程0)当前RSP寄存器的值到prev->thread.sp,这时RSP寄存器指向进程的栈顶地址,实际上就是将prev进程的栈顶地址保存;%0、%1...指这段汇编代码下面输入输出部分的编号。
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movq %2,%%rsp 将next进程的栈顶地址next->thread.sp放入RSP寄存器,完成了进程0和进程1的堆栈切换。
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movq $1f,%1 保存prev进程当前RIP寄存器值到prev->thread.ip,这里$1f是指标号1。
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pushq %3 把即将执行的next进程的指令地址next->thread.ip入栈,这时的next->thread.ip可能是进程1的起点my_process(void)函数,也可能是$1f(标号1)。第一次被执行从头开始为进程1的起点my_process(void)函数,其余的情况均为$1f(标号1),因为next进程如果之前运行过那么它就一定曾经也作为prev进程被进程切换过。
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ret 就是将压入栈中的next->thread.ip放入RIP寄存器,为什么不直接放入RIP寄存器呢?因为程序不能直接使用RIP寄存器,只能通过call、ret等指令间接改变RIP寄存器。
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1: 标号1是一个特殊的地址位置,该位置的地址是$1f。
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popq %%rbp 将next进程堆栈基地址从堆栈中恢复到RBP寄存器中。
到这里开始执行进程1了,如果进程1执行的过程中发生了进程调度和进程切换,进程0重新被调度执行了,就是从进程1再切换到进程0,prev进程变成了进程1,而next进程变成进程0。
3.重新编译并通过虚拟机演示实验结果:
可以看到编写的内核成功完成了从进程2像进程3的调度,实验至此结束。