《操作系统导论》第6章 | 受限直接执行

Posted 2021-02-28 littleorange

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。

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。

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。

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