CPU受限直接执行

目录

1. 虚拟化CPU

2. 进程 

2.1 进程的机器状态

2.2 进程创建

2.3 进程的状态

3. 受限直接执行

3.1 直接执行 

3.2 受限制的操作

3.3 在进程之间切换

3.3.1 协作方式：等待系统调用

3.3.2 非协作方式：操作系统进行控制

3.3.3 保存和恢复上下文

3.3.4 在系统调用期间发生时钟中断

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Operating Systems: Three Easy Pieces 笔记
第4章 抽象：进程
第6章 机制：受限直接执行

1. 虚拟化CPU

时分共享（time sharing）CPU 技术：通过让一个进程只运行一个时间片，然后切换到其他进程，操作系统提供了存在多个虚拟 CPU 的假象。

要实现 CPU 的虚拟化，操作系统就需要一些机制（mechanism）和策略（policy）。

机制是一些低级方法或协议，例如，

上下文切换（context switch）让操作系统能够停止运行一个程序，并开始在给定的 CPU 上运行另一个程序。

策略是在操作系统内做出某种决定的算法，例如，

调度策略（scheduling policy）利用历史信息（例如，哪个程序在最后一分钟运行得更多？）、工作负载知识（例如，运行什么类型的程序？）以及性能指标 （例如，系统是否针对交互式性能或吞吐量进行优化？）决定运行哪个程序

2. 进程 

进程就是运行中的程序。

2.1 进程的机器状态

进程的机器状态（machine state）：程序在运行时可以读取或更新的内容。

在任何时刻，机器的哪些部分对执行该程序很重要？

内存。
指令存在内存中。正在运行的程序读取和写入的数据也在内存中。
因此进程可以访问的内存（称为地址空间，address space）是该进程的一部分。

寄存器。
许多指令明确地读取或更新寄存器。
有一些非常特殊的寄存器构成了该机器状态的一部分。例如，

程序计数器（Program Counter，PC）（有时称为指令指针，Instruction Pointer 或 IP）告诉我们程序当前正在执行哪个指令；

栈指针（stack pointer）和相关的帧指针（frame pointer）用于管理函数参数栈、局部变量和返回地址。

2.2 进程创建

将代码和静态数据（例如初始化变量）加载到内存中

为程序的运行时栈分配一些内存（存放局部变量、函数参数和返回地址）

执行与 I/O 设置相关的任务
UNIX 每个进程 3 个打开的文件描述符（file descriptor），用于标准输入、输出和错误。

启动程序，在入口处运行，即 main()

2.3 进程的状态

运行（running）

就绪（ready）

阻塞（blocked）：该状态下，进程执行了某种操作，直到发生其它事件时才会准备运行，例如
当进程向磁盘发起 I/O 请求时，它会被阻塞，因此其它进程可以使用处理器。

初始（initial）：表示进程在创建时处于的状态。
最终（final）：表示进程处于已退出但尚未清理的状态（僵尸状态）。

3. 受限直接执行

虚拟化CPU的挑战

性能：如何在不增加系统开销的情况下实现虚拟化？

控制权：如何有效地运行进程，同时保留对 CPU 的控制？

3.1 直接执行 

受限的直接执行（limited direct execution）

直接执行 -> 只需直接在 CPU上运行程序即可

当 OS 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，例如main()函数，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。

存在的问题
第一，如果我们只运行一个程序，操作系统怎么能确保它不做任何我们不希望它做的事
第二，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

3.2 受限制的操作

直接执行的明显优势是快速。

如果进程希望执行某种受限操作（如向磁盘发出 I/O 请求或获得更多系统资源），该怎么办？

=> 采用受保护的控制权转移

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（user mode）下，应用程序不能完全访问硬件资源。在内核模式（kernel mode）下，操作系统可以访问机器的全部资源。还提供了陷入（trap）内核和从陷阱返回（return-from-trap）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。

3.3 在进程之间切换

3.3.1 协作方式：等待系统调用

在协作调度系统中，OS 通过等待系统调用，或某种非法操作发生，从而重新获得 CPU 的控制权。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。

3.3.2 非协作方式：操作系统进行控制

如何在没有协作的情况下获得控制权？ -> 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。

3.3.3 保存和恢复上下文

上下文切换：操作系统为当前正在执行的进程保存一些寄存器 的值（例如，到它的内核栈），并为即将执行的进程恢复一些寄存器的值（从它的内核栈）。 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。

上表的时间线说明：

进程 A 正在运行，然后被中断时钟中断。硬件保存它的寄存器（在内核栈中），并进入内核（切换到内核模式）。

在时钟中断处理程序中，操作系统决定从正在运行的进程 A 切换到进程 B。此时，它调用 switch()例程， 该例程仔细保存当前寄存器的值（保存到 A 的进程结构），恢复寄存器进程 B（从它的进程结构），然后切换上下文（switch context），具体来说是通过改变栈指针来使用 B 的内核栈

最后，操作系统从陷阱返回，恢复 B 的寄存器并开始运行它。

3.3.4 在系统调用期间发生时钟中断

操作系统可能简单地决定，在中断处理期间禁止中断（disable interrupt）。这样做可以确保在处理一 个中断时，不会将其他中断交给 CPU。