Linux 0.12 sched.c代码理解
最近看看linux0.12，对自己理解内核有很大帮助，但是有些东西也确实需要时间去认真分析，今天看看了sched.c的代码，和大家分享一下。先上代码/**linux/kernel/sched.c**(C) 1991Linus Torvalds*//** 'sched.c' is the main kernel file. It contains schedu
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最近看看linux0.12，对自己理解内核有很大帮助，但是有些东西也确实需要时间去认真分析，今天看看了sched.c的代码，和大家分享一下。先上代码
/*
* linux/kernel/sched.c
*
* (C) 1991 Linus Torvalds
*/
/*
* 'sched.c' is the main kernel file. It contains scheduling primitives
* (sleep_on, wakeup, schedule etc) as well as a number of simple system
* call functions (type getpid(), which just extracts a field from
* current-task
*/
/*
* 'sched.c'是主要的内核文件.其中包括有关高度的基本函数(sleep_on,wakeup,schedule等)以及一些简单的系统调用函数(比如getpid(),仅
* 从当前任务中获取一个字段).
*/
// 下面是调度程序头文件.定义了任务结构task_struct,第1个初始任务的数据.还有一些以宏的形式定义的有关描述符参数设置和获取的嵌入式汇编函数程序.
#include <linux/sched.h>
#include <linux/kernel.h> // 内核头文件.含有一些内核常用函数的原形定义.
#include <linux/sys.h> // 系统调用头文件.含有82个系统调用C函数程序,以'sys_'开头.
#include <linux/fdreg.h> // 软驱头文件.含有软盘控制器参数的一些定义.
#include <asm/system.h> // 系统头文件.定义了设置或修改描述符/中断门等的嵌入式汇编宏.
#include <asm/io.h> // io头文件.定义硬件端口输入/输出宏汇编语句.
//#include <asm/segment.h>
#include <signal.h>
// 该宏取信号nr在信号位图中对应位的二进制数值.信号编号1-32.比如信号5的位图数值等于1<<(5-1)=16=00010000.
#define _S(nr) (1<<((nr)-1))
// 除了SIGKILL和SIGSTOP信号以外其他信号都是可阻塞的.
#define _BLOCKABLE (~(_S(SIGKILL) | _S(SIGSTOP)))
// 内核调试函数.显示任务号nr的进程号,进程状态和内核堆栈空闲字节数(大约).
void show_task(int nr,struct task_struct * p)
{
int i,j = 4096-sizeof(struct task_struct);
printk("%d: pid=%d, state=%d, father=%d, child=%d, ",nr,p->pid,
p->state, p->p_pptr->pid, p->p_cptr ? p->p_cptr->pid : -1);
i=0;
while (i<j && !((char *)(p+1))[i]) // 检测指定任务数据结构以后等于0的字节数.
i++;
printk("%d/%d chars free in kstack\n\r",i,j);
printk(" PC=%08X.", *(1019 + (unsigned long *) p));
if (p->p_ysptr || p->p_osptr)
printk(" Younger sib=%d, older sib=%d\n\r",
p->p_ysptr ? p->p_ysptr->pid : -1,
p->p_osptr ? p->p_osptr->pid : -1);
else
printk("\n\r");
}
// 显示所有任务的任务号,进程号,进程状态和内核堆栈空闲字节数(大约).
// NR_TASKS是系统能容纳的最大进程(任务)数量(64个),定义在include/kernel/sched.h
void show_state(void)
{
int i;
printk("\rTask-info:\n\r");
for (i=0;i<NR_TASKS;i++)
if (task[i])
show_task(i,task[i]);
}
// PC8253定时芯片的输入时钟频率约为1.193180MHz.Linux内核希望定时器发出中断的频率是100Hz,也即每10ms发出一次时钟中断.因此这里
// LATCH是设置8253芯片的初值.
#define LATCH (1193180/HZ)
extern void mem_use(void); // 没有任何地方定义和引用该函数。
extern int timer_interrupt(void); // 时钟中断处理程序(kernel/sys_call.s)
extern int system_call(void); // 系统调用中断处理程序(kernel/sys_call.s)
// 每个任务(进程)在内核态运行时都有自己的内核态堆栈.这里定义了任务的内核态堆栈结构.
// 这里定义任务联合(任务结构成员和stack字符数组成员).因为一个任务的数据结构与其内核态堆栈放在同一内存页中,所以从堆栈段寄存器ss可以获得其
// 数据段选择符.
union task_union {
struct task_struct task;
char stack[PAGE_SIZE];
};
// 设置初始任务的数据.初始数据在include/kernel/sched.h中.
static union task_union init_task = {INIT_TASK,};
// 从开机开始算起的滴答数时间值全局变量(10ms/滴答).系统时钟中断每发生一次即一个滴答.前面的限定符volatile,英文解释是易改变的,不稳定的意思.
// 这个限定词的含义是向编译器指明变量的内容可能会由于被其他程序修改面变化.通常在程序中声明一个变量时,编译器会尽量把它存放在通用寄存器中, 例如
// ebx,以提高访问效率.当CPU把其值放到ebx中后一般就不会再关心该变量对应内存位置中的内容.若此时其他程序(例如内核程序或一个中断过程)修改了内存中
// 该变量的值,ebx中的值并不会随之更新.为了解决这种情况就创建了volatile限定符,让代码在引用该变量时一定要从指定内存位置中取得其值.这里即是要求
// gcc不要对jiffies进行优化处理,也不要挪动位置,并且需要从内存中取其值.因为时钟中断处理过程等程序会修改它的值.
unsigned long volatile jiffies=0;
unsigned long startup_time=0; // 开机时间.从1970:0:0:0:0开始计时的秒数.
// 这个变量用于累计需要调整的时间滴答数.
int jiffies_offset = 0; /* # clock ticks to add to get "true
time". Should always be less than
1 second's worth. For time fanatics
who like to syncronize their machines
to WWV :-) */
/*
* 为调整时钟而需要增加的时钟滴答,以获得"精确时间".这些调整用滴答数的总和不应该超过1秒.这样做是为了那些对时间精确度要求苛刻的人,他们培养喜欢
* 自己的机器时间与WWV同步:-
*/
struct task_struct *current = &(init_task.task); // 当前任务指针(初始化指向任务0)
struct task_struct *last_task_used_math = NULL; // 使用过协处理器任务的指针.
// 定义任务指针数组.第１项被初始化指向初始任务(任务０)的任务数据结构.
struct task_struct * task[NR_TASKS] = {&(init_task.task), };
// 定义用户堆栈,共1K项,容量4K字节.在内核初始化操作过程中被用作内核栈,初始化完成以后将被用作任务0的用户堆栈.在运行任务0之前它是内核栈,
// 以后用作任务0和1的用户态栈.
// 下面结构用于设置堆栈ss:esp(数据段选择符,指针).
// ss被设置为内核数据段选择符(0x10),指针esp指在user_stack数组最后一项后面.这是因为Interl CPU执行堆栈操作时是先递减堆栈指针sp值,
// 然后在sp指针处保存入栈内容.
long user_stack [ PAGE_SIZE>>2 ] ;
struct {
long * a;
short b;
} stack_start = { & user_stack [PAGE_SIZE>>2] , 0x10 };
/*
* 'math_state_restore()' saves the current math information in the
* old math state array, and gets the new ones from the current task
*/
/*
* 将当前协处理器内容保存到老协处理器状态数组中,并将当前任务的协处理器内容加载进协处理器.
*/
// 当任务被调度交换过以后,该函数用以保存原任务的协处理器状态(上下文)并恢复新调度进来的当前任务的协处理器执行状态.
void math_state_restore()
{
// 如果任务没变则返回(上一个任务就是当前任务).这里"上一个任务"是指刚被交换出去的任务.
if (last_task_used_math == current)
return;
// 在发送协处理器命令之前要先必WAIT指令.如果上个任务使用了协处理器,则保存其状态.
__asm__("fwait");
if (last_task_used_math) {
__asm__("fnsave %0"::"m" (last_task_used_math->tss.i387));
}
// 现在,las_task_used_math指向当前任务,以备当前任务被交换出去时使用.此时如果当前任务用过协处理器,则恢复其状态.否则的话说明是第一次使用,于是就向协处理器发初始化命令,
// 并设置使用协处理器标志.
last_task_used_math=current;
if (current->used_math) {
__asm__("frstor %0"::"m" (current->tss.i387));
} else {
__asm__("fninit"::); // 向协处理器发初始化命令.
current->used_math=1; // 设置已使用协处理器标志.
}
}
/*
* 'schedule()' is the scheduler function. This is GOOD CODE! There
* probably won't be any reason to change this, as it should work well
* in all circumstances (ie gives IO-bound processes good response etc).
* The one thing you might take a look at is the signal-handler code here.
*
* NOTE!! Task 0 is the 'idle' task, which gets called when no other
* tasks can run. It can not be killed, and it cannot sleep. The 'state'
* information in task[0] is never used.
*/
/*
* 'schedule()'是调度函数.这是个很好的代码!没有任何理由对它进行修改,因为它可以在所有的环境下工作(比如能够对IO-边界下得很好
* 的响应等).只有一件事值得留意,那就是这里的信号处进代码.
*
* 注意!!任务0是个闲置('idle')任务,只有当没有其他任务可以运行时才调用它.它不能被杀死,也不睡眠.任务0中的状态信息'state'是从
* 来不用的.
*/
void schedule(void)
{
int i,next,c;
struct task_struct ** p; // 任务结构指针的指针.
/* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */
/* 检测alarm(进程的报警定时值),唤醒任何已得到信号的可中断任务 */
// 从任务数组中最后一个任务开始循环检测alarm.在循环时跳过空指针项.
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
if (*p) {
// 如果设置过任务超时定时timeout,并且已经超时,则复位超时定时值,并且如果任务处于可中断睡眠状态TASK_INTERRUPTIBLE下,将其置为就绪
// 状态(TASK_RUNNING).
if ((*p)->timeout && (*p)->timeout < jiffies) {
(*p)->timeout = 0;
if ((*p)->state == TASK_INTERRUPTIBLE)
(*p)->state = TASK_RUNNING;
}
// 如果设置过任务的定时值alarm,并且已经过期(alarm<jiffies),则在信号位图中置SIGALRM信号,即向任务发送SIGALARM信号.然后清alarm.
// 该信号的默认操作是终止进程.jiffies是系统从开机开始算起的滴答数(10ms/滴答).定义在sched.h中.
if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) {
(*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1));
(*p)->alarm = 0;
}
// 如果信号位图中除被阻塞的信号外还有其他信号,并且任务处于可中断状态,则置任务为就绪状态.
// 其中'~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)'用于忽略被阻塞的信号,但SIGKILL和SIGSTOP不能被阻塞.
if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) &&
(*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE)
(*p)->state=TASK_RUNNING;
}
/* this is the scheduler proper: */
/* 这里是调度程序的主要部分 */
while (1) {
c = -1;
next = 0;
i = NR_TASKS;
p = &task[NR_TASKS];
// 这段代码是从任务数组的最后一个任务开始循环处理,并跳过不含任务的数组糟.比较每个就绪状态任务的counter(任务运行时间的递减滴答计数)值,
// 哪一个值大,运行时间还不长,next就指向哪个的任务号.
while (--i) {
if (!*--p)
continue;
if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)
c = (*p)->counter, next = i;
}
// 如果比较得出有counter值不等于0的结果,或者後方中没有一个可运行的任务存在(此时c仍然为-1,next=0),则退出开始的循环,执行161行上的任务切换
// 操作.否则就根据每个任务的优先权值,更新每一个任务的counter值,然后回到125行重新比较.counter值的计算方式为counter = counter /2 +priority.
// 注意,这里计算过程不考虑进程的状态.
if (c) break;
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
if (*p)
(*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) +
(*p)->priority;
}
// 用下面的宏(定义在sched.h中)把当前任务指针current指向任务号为next的任务,并切换到该任务中运行.在146行上next被初始化为0.因此若系统中没有任何
// 其他任务可运行时,则next始终为0.因此调度函数会在系统空闲时去执行任务0.此时任务0权执行pause()
switch_to(next); // 切换到任务号为next的任务,并运行之.
}
pause()系统调用.转换当前任务的状态为可中断的等待状态,并重新调试.
// 该系统调用将导致进程进入睡眠状态,直到收到一个信号.该信号用于终止进程或者使进程调用一个信号捕获函数.只有当捕获了一个信号,并且信号捕获处理函数返回,
// pause()才会返回.此时pause()返回值应该是-1,并且errno被置为EINTR.这里还没有完全实现(直到0.95版).
int sys_pause(void)
{
current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
schedule();
return 0;
}
// 把当前任务置为指定的睡眠状态(可中断的或不可中断的),并让睡眠队列头指针指向当前任务.函数参数p是等待任务队列头指针.指针是含有一个变量地址的变量.这
// 里参数p使用了指针的指针形式'**p',这是因为C函数参数只能传值,没有直接的方式让被调用函数改变调用该函数程序中变量的值.但是指针'*p'指向的目标(这里
// 是任务结构)会改变,因此为了能修改调用该函数程序中原来就是指针变量的值,就需要传递指针'*p'的指针,即'**p'.
// 参数state是任务睡眠使用的状态:TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_INTERRUPTIBLE.处于不可中断睡眠状态(TASK_UNINTERRUPTIBLE)的任务需要内核程序利用
// wake_up()函数明确唤醒之.处于可中断睡眠状态(TASK_INTERRUPTIBLE)可以通过信号,任务起时等手段唤醒(置为就绪状态TASK_RUNNING).
// *** 注意,由于本内核代码不是很成熟,因此下列与睡眠相关的代码存在一些问题,不宜深究.
static inline void __sleep_on(struct task_struct **p, int state)
{
struct task_struct *tmp;
// 若指针无效,则退出.(指针所指的对象可以是NULL,但指针本身不会为0).
// 如果当前任务是任务0,则死机(impossible!).
if (!p)
return;
if (current == &(init_task.task))
panic("task[0] trying to sleep");
// 让tmp指向已经在等待队列上的任务(如果有的话),例如inode->i_wait.并且将睡眠队列头的等待指针指向当前任务.这样就把当前任务插入到了*p的等待队列中.然后
// 将当前任务置为指定的等待状态,并执行重新调度.
tmp = *p;
*p = current;
current->state = state;
repeat: schedule();
// 只有当这个等待任务被唤醒时,程序才会返回到这里,表示进程已被明确地唤醒并执行.如果等待队列中还有等待任务,并且队列头指针*p所指向的任务不是当前任务时,说明
// 在本任务插入等待队列后还有任务进入等待队列.于是我们应该也要唤醒这个任务,而我们自己应按顺序让这些后面进入队列的任务唤醒,因此这里将等待队列头所指任务先
// 置为就绪状态,而自己则置为不可中断等待状态,即自己要等待这些后续队列的任务被唤醒而执行时来唤醒本任务.然后重新执行调度程序.
if (*p && *p != current) {
(**p).state = 0;
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
goto repeat;
}
// 执行到这里,说明本任务真正被唤醒执行.此时等待队列头指针应该指向本任务,若它为空,则表明调度有问题,于是显示警告信息.最后我们让头指针指向在我们前面进入队列的
// 任务(*p = tmp).若确实存在这样一个任务,即队列中还有任务(tmp不为空),就唤醒之.最先进入队列的任务在唤醒后运行时最终会把等待队列头指针置成NULL.
if (!*p)
printk("Warning: *P = NULL\n\r");
if (*p = tmp)
tmp->state=0;
}
// 将当前任务置为可中断的等待状态(TASK_INIERRUPTIBLE),并放入头指针*p指定的等待队列中.
void interruptible_sleep_on(struct task_struct **p)
{
__sleep_on(p,TASK_INTERRUPTIBLE);
}
// 把当前任务置为不可中断的等待状态(TASK_UNINTERRUPTIBLE),并让睡眠队列头指针指向当前任务.只有明确地唤醒时才会返回.该函数提供了进程与中断处理程序之间的
// 同步机制.
void sleep_on(struct task_struct **p)
{
__sleep_on(p,TASK_UNINTERRUPTIBLE);
}
// 唤醒*p指向的任务.*p是任务等待队列头指针.由于新等待任务是插入在等待队列头指针处的,因此唤醒的是最后进入等待队列的任务.若该任务已经处于停止或
// 僵死状态,则显示警告信息.
void wake_up(struct task_struct **p)
{
if (p && *p) {
if ((**p).state == TASK_STOPPED) // 处于停止状态.
printk("wake_up: TASK_STOPPED");
if ((**p).state == TASK_ZOMBIE) // 处于僵死状态.
printk("wake_up: TASK_ZOMBIE");
(**p).state=0; // 置为就绪状态TASK_RUNNING.
}
}
/*
* OK, here are some floppy things that shouldn't be in the kernel
* proper. They are here because the floppy needs a timer, and this
* was the easiest way of doing it.
*/
/*
* 好了,从这里开始是一些有关软盘的子程序,本不应该放在内核的主要部分中的.将它们放在这里是因为软驱需要定时处理,而放在这里是最方便的.
*/
// 下面的数组wait_motor[]用于存放等待软驱马达启动到正常转速的进程指针.数组索引0-3分别对应软驱A--D.数组mon_timer[]存放各软驱马达启动所需要
// 的滴答数.程序中默认启动时间为50个滴答(0.5秒).数组moff_timer[]存放各软驱在马达停转之前需维持的时间.程序中设定为1000个滴答(100秒).
static struct task_struct * wait_motor[4] = {NULL,NULL,NULL,NULL};
static int mon_timer[4]={0,0,0,0};
static int moff_timer[4]={0,0,0,0};
// 下面变量对应软驱控制器中当前数字输出寄存器.该寄存器每位定义如下:
// 位7-4:分别控制驱动器D-A马达的启动.1 - 启动;0 - 关闭.
// 位3:1 - 允许DMA和中断请求;0 - 禁止DMA和中断请求.
// 位2:1 - 启动软盘控制器;0 - 复位软盘控制器.
// 位1-0:00 - 11,用于选择控制的软驱A-D.
// 这里设置初值为:允许DMA和中断请求,启动FDC.
unsigned char current_DOR = 0x0C;
// 指定软驱启动到正常运转状态所需等待时间.
// 参数nr -- 软驱号(0--3),返回值为滴答.
// 局部变量selected是选中软驱标志(blk_drv/floppy.c).mask是所选软驱对应的数字输出寄存器中启动马达位.mask高4位是各软驱启动马达标志.
int ticks_to_floppy_on(unsigned int nr)
{
extern unsigned char selected;
unsigned char mask = 0x10 << nr;
// 系统最多有4个软驱.首先预先设置好指定软驱nr停转之前需要经过的时间(100秒).然后取当前DOR寄存器值到临时变量mask中,并把指定软驱的马达
// 启动标志置位.
if (nr>3)
panic("floppy_on: nr>3");
moff_timer[nr]=10000; /* 100 s = very big :-) */ // 停转维持时间.
cli(); /* use floppy_off to turn it off */ // 关中断
mask |= current_DOR;
// 如果当前没有选择软驱,则首先复位其他软驱的选择位,然后指定软驱选择位.
if (!selected) {
mask &= 0xFC;
mask |= nr;
}
// 如果数字输出寄存器的当前值与要求的值不同,则向FDC数字输出端口输出新值(mask),并且如果要求启动的马达还没有启动,则置相应软驱的马达启动
// 定时器值(HZ/2 = 0.5秒或50个滴答).若已经启动,则再设置启动定时为2个滴答,能满足下面do_floppy_timer()中先递减后判断的要求.执行本次
// 定时代码的要求即可.此后更新当前数字输出寄存器current_DOR.
if (mask != current_DOR) {
outb(mask,FD_DOR);
if ((mask ^ current_DOR) & 0xf0)
mon_timer[nr] = HZ/2;
else if (mon_timer[nr] < 2)
mon_timer[nr] = 2;
current_DOR = mask;
}
sti(); // 开中断.
return mon_timer[nr]; // 最后返回启动马达所需的时间值.
}
// 等待指定软驱马达启动所需的一段时间,然后返回.
// 设置指定软驱的马达启动到正常转速所需的延时,然后睡眠等待.在定时中断过程中会一直递减判断这里设定的延时值.当延时到期,就会 这里的等待进程.
void floppy_on(unsigned int nr)
{
// 关中断.如果马达启动定时还没到,就一直把当前进程置为不可中断睡眠状态并放入等待马达运行的队列中.然后开中断.
cli();
while (ticks_to_floppy_on(nr))
sleep_on(nr+wait_motor);
sti();
}
// 置关闭相应软驱马达停转定时器(3秒).
// 若不使用该函数明确关闭指定的软驱马达,则在马达开启100秒之后也会被关闭.
void floppy_off(unsigned int nr)
{
moff_timer[nr]=3*HZ;
}
// 软盘定时处理子程序.更新马达启动定时值和马达关闭停转时值.该子程序会在时钟定时中断过程中被调用,因此系统每经过一个滴答(10ms)就会被
// 调用一次,随时更新马达开启或停转定时器的值.如果某一个马达停转定时到,则将数字输出寄存器马达启动位复位.
void do_floppy_timer(void)
{
int i;
unsigned char mask = 0x10;
for (i=0 ; i<4 ; i++,mask <<= 1) {
if (!(mask & current_DOR)) // 如果不是DOR指定的马达则跳过.
continue;
if (mon_timer[i]) { // 如果马达启动定时到则唤醒进程.
if (!--mon_timer[i])
wake_up(i+wait_motor);
} else if (!moff_timer[i]) { // 如果马达停转定时到则复位相应马达启动位,并且更新数字输出寄存器.
current_DOR &= ~mask;
outb(current_DOR,FD_DOR);
} else
moff_timer[i]--; // 否则马达停转计时递减.
}
}
// 下面是关于定时器的代码.最多可有64个定时器.
#define TIME_REQUESTS 64
// 定时器链表结构和定时器数组.该定时器链表专用于供软驱关闭马达和启动马达定时操作.这种类型定时器类似现代Linux系统中的动态定时器(Dynamic Timer),
// 仅供内核使用.
static struct timer_list {
long jiffies; // 定时滴答数.
void (*fn)(); // 定时处理程序.
struct timer_list * next; // 链接指向下一个定时器.
} timer_list[TIME_REQUESTS], * next_timer = NULL; // next_timer是定时器队列头指针.
// 添加定时器.输入参数为指定的定时值(滴答数)和相应的处理程序指针.
// 软盘驱动程序(floppy.c)利用该函数执行启动或关闭马达的延时操作.
// 参数jiffies- 以10毫秒计的滴答数; *fn() - 定时时间到时执行的函数.
void add_timer(long jiffies, void (*fn)(void))
{
struct timer_list * p;
// 如果定时处理程序指针为空,则退出.否则关中断.
if (!fn)
return;
cli();
// 如果定时值<=0,则立刻调用其处理程序.并且该定时器不加入链表中.
if (jiffies <= 0)
(fn)();
else {
// 否则从定时器数组中,找一个空闲项.
for (p = timer_list ; p < timer_list + TIME_REQUESTS ; p++)
if (!p->fn)
break;
// 如果已经用完了定时器数组,则系统崩溃.否则向定时器数据结构填入就信息,并链入链表头.
if (p >= timer_list + TIME_REQUESTS)
panic("No more time requests free");
p->fn = fn;
p->jiffies = jiffies;
p->next = next_timer;
next_timer = p;
// 链表项按定时值从小到大排序.在排序时减去排在前面需要的滴答数,这样在处理定时器时只要查看链表头的第一项的定时是否到期即可.
// [[?? 这段程序好像没有考虑周全.如果新插入的定时器值小于原来关一个定时器值时则根本没会进入循环中,但此时还是应该将紧随后面
// 的一个定时器值减去新的第1个的定时值.即如果第1个定时值<=第2个,则第2个定时值扣除第1个的值即可,否则进入下面循环中进行处理.]]
while (p->next && p->next->jiffies < p->jiffies) {
p->jiffies -= p->next->jiffies;
fn = p->fn;
p->fn = p->next->fn;
p->next->fn = fn;
jiffies = p->jiffies;
p->jiffies = p->next->jiffies;
p->next->jiffies = jiffies;
p = p->next;
}
// 修正上述问题.
if(p->next && p->next->jiffies>=p->jiffies)
{ p->next->jiffies-=p->jiffies; }
}
sti();
}
时钟中断C函数处理程序,在sys_call.s中的timer_interrupt被调用.
// 参数cpl是当前特权级0或3,是时钟中断发生时正被执行的代码选择符中的特权级.cpl=0时表示中断发生时正在执行内核代码,cpl=3时表示中断发生时正在执行用户
// 代码.对于一个进程由于执行时间片用完时,则进行任务切换.并执行一个计时更新工作.
void do_timer(long cpl)
{
static int blanked = 0;
// 首先判断是否经过了一定时间而让屏幕黑屏(blankcount).如果blankcount计数不为零,或者黑屏延时间隔时间blankinterval为0的话,那么若已经处理黑屏状态
// (黑屏标志blanked=1),则让屏幕恢复显示.若blnkcount计数不为零,则递减之,并且复位黑屏标志.
if (blankcount || !blankinterval) {
if (blanked)
unblank_screen();
if (blankcount)
blankcount--;
blanked = 0;
// 否则的话若黑屏标志末置位,则让屏幕黑屏,并且设置黑屏标志.
} else if (!blanked) {
blank_screen();
blanked = 1;
}
// 接着处理硬盘操作超时问题.如果硬盘超时计数递减之后为0,则进行硬盘访问超时处理.
if (hd_timeout)
if (!--hd_timeout)
hd_times_out(); // 硬盘访问超时处理(blk_drv/hd.c).
// 如果发声计数次数到,则关闭发声.(向0x61口发送命令,复位位0和1.位0控制8253计数器2的工作,位1控制扬声器.
if (beepcount) // 扬声器发声时间滴答数(chr_drv/console.c)
if (!--beepcount)
sysbeepstop();
// 如果当前特权级(cpl)为0(最高,表示是内核程序在工作),则将内核代码时间stime递增;[Linus把内核程序统称为超级用户(superviser)的
// 程序.这种称呼来自Intel CPU手册.]如果cpl>0,则表示是一般用户程序在工作,增加utime.
if (cpl)
current->utime++;
else
current->stime++;
// 如果有定时器存在,则将链表第1个定时器的值减1.如果已等于0,则调用相应的处理程序,并将该处理程序指针置空.然后去掉该项定时器.next_timer是
// 定时器链表的头指针.
if (next_timer) {
next_timer->jiffies--;
while (next_timer && next_timer->jiffies <= 0) {
void (*fn)(void); // 这里插入了一个函数指针定义!!
fn = next_timer->fn;
next_timer->fn = NULL;
next_timer = next_timer->next;
(fn)(); // 调用定时处理函数.
}
}
// 如果当前软盘控制器FDC的数字输出寄存器中马达启动位有置位的,则执行软盘定时程序.
if (current_DOR & 0xf0)
do_floppy_timer();
// 如果进程运行时间还没完,则退出.否则置当前任务运行计数值为0.并且若发生时钟中断时正在内核代码中运行则返回,否则调用执行调试函数.
if ((--current->counter)>0) return;
current->counter=0;
if (!cpl) return; // 对于内核态程序,不信赖counter值进行调试.
schedule();
}
// 系统调用功能 - 设置报警定时时间值（秒）。
// 若参数seconds大于0,则设置新定时值，并返回原定时时刻还剩余的间隔时间。否则返回0。
// 进程数据结构中报警定时值alarm的单位是系统滴答（1滴答为10毫秒），它是系统开机起到设置定时操作时系统滴答值jiffies和转换成滴答
// 单位的定时值之和，即'jiffies + HZ*定时秒值'。而参数给出的是以秒为单位的定时值，因此本函数的主要操作是进行两个单位的转换。
// 其中常数HZ = 100,是内核系统运行频率。定义在inlucde/sched.h上。
// 参数seconds是新的定时时间值，单位是秒。
int sys_alarm(long seconds)
{
int old = current->alarm;
if (old)
old = (old - jiffies) / HZ;
current->alarm = (seconds>0)?(jiffies+HZ*seconds):0;
return (old);
}
// 取当前进程号pid。
int sys_getpid(void)
{
return current->pid;
}
// 取父进程号ppid。
int sys_getppid(void)
{
return current->p_pptr->pid;
}
// 取用户uid。
int sys_getuid(void)
{
return current->uid;
}
// 取有效的用户号euid。
int sys_geteuid(void)
{
return current->euid;
}
// 取组号gid。
int sys_getgid(void)
{
return current->gid;
}
// 取有效的组号egid。
int sys_getegid(void)
{
return current->egid;
}
// 系统调用功能 -- 降低对CPU的使用优先权（有人会用吗？）。
// 应该限制increment为大于0的值，否则可使优先仅增大！！
int sys_nice(long increment)
{
if (current->priority-increment>0)
current->priority -= increment;
return 0;
}
// 内核调度程序的初始化子程序
void sched_init(void)
{
int i;
struct desc_struct * p; // 描述符表结构指针
// Linux系统开发之初,内核不成熟.内核代码会被经常修改.Linus怕无意中修改了这些关键性的数据结构,造成与POSIX标准的不兼容.这里加入下面这个判断
// 语句并无必要,纯粹是为了提醒自己以及其他修改内核代码的人.
if (sizeof(struct sigaction) != 16) // sigaction是存放有关信号状态的结构.
panic("Struct sigaction MUST be 16 bytes");
// 在全局描述符表中设置初始任务(任务0)的任务状态段描述符和局部数据表描述符.
// FIRST_TSS_ENTRY和FIRST_LDT_ENTRY的值分别是4和5,定义在include/linux/sched.h中.gdt是一个描述符表数组(include/linux/head.h),
// 实际上对应程序head.s中的他已描述符表基址(gdt).因此gdt+FIRST_TSS_ENTRY即为gdt[FIRST_TSS_ENTRY](即是gdt[4]),即gdt数组第4项的地址
// 参见include/asm/system.h
set_tss_desc(gdt+FIRST_TSS_ENTRY,&(init_task.task.tss));
set_ldt_desc(gdt+FIRST_LDT_ENTRY,&(init_task.task.ldt));
// 清任务数组和描述符表项(注意i=1开始,所以初始任务的描述符还在).描述符项结构定义在文件include/linux/head.h中.
p = gdt+2+FIRST_TSS_ENTRY;
for(i=1;i<NR_TASKS;i++) {
task[i] = NULL;
p->a=p->b=0;
p++;
p->a=p->b=0;
p++;
}
/* Clear NT, so that we won't have troubles with that later on */
/* 清除标志寄存器中的位NT,这样以后就不会有麻烦 */
// EFLAGS中的NT标志位用于控制任务的嵌套调用.当NT位置位时,那么当前中断任务执行IRET指令时就会引起任务切换.NT指出TSS中的back_link字段是否有效.
// NT=0时无效.
__asm__("pushfl ; andl $0xffffbfff,(%esp) ; popfl");
// 将任务0的TSS段选择符加载到任务寄存器tr.将局部描述符表段选择符加载到局部描述符表寄存器ldtr中.注意!!是将GDT中相应LDT描述符的选择符加载到ldtr.
// 只明确加这一次,以后新任务LDT的加载,是CPU根据TSS中的LDT项自动加载.
ltr(0); // 定义在include/linux/sched.h
lldt(0); // 其中参数(0)是任务号.
// 下面代码用于初始化8253定时器.通道0,选择工作方式3,二进制计数方式.通道0的输出引脚接在中断控制主芯片的IRQ0上,它每10毫秒发出一个IRQ0请求.
// LATCH是初始定时计数值.
outb_p(0x36,0x43); /* binary, mode 3, LSB/MSB, ch 0 */
outb_p(LATCH & 0xff , 0x40); /* LSB */ // 定时值低字节
outb(LATCH >> 8 , 0x40); /* MSB */ // 定时值高字节
// 设置时钟中断处理程序句柄(设置时钟中断门).修改中断控制器屏蔽码,允许时钟中断.
// 然后设置系统调用中断门.这两个设置中断描述衔表IDT中描述符的宏定义在文件include/asm/system.h中.两者的区别参见system.h文件开始处的说明.
set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt);
outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21);
set_system_gate(0x80,&system_call);
}
// 内核调试函数.显示任务号nr的进程号,进程状态和内核堆栈空闲字节数(大约).
void show_task(int nr,struct task_struct * p)
{
int i,j = 4096-sizeof(struct task_struct);
printk("%d: pid=%d, state=%d, father=%d, child=%d, ",nr,p->pid,
p->state, p->p_pptr->pid, p->p_cptr ? p->p_cptr->pid : -1);
i=0;
while (i<j && !((char *)(p+1))[i]) // 检测指定任务数据结构以后等于0的字节数.
i++;
printk("%d/%d chars free in kstack\n\r",i,j);
printk(" PC=%08X.", *(1019 + (unsigned long *) p));
if (p->p_ysptr || p->p_osptr)
printk(" Younger sib=%d, older sib=%d\n\r",
p->p_ysptr ? p->p_ysptr->pid : -1,
p->p_osptr ? p->p_osptr->pid : -1);
else
printk("\n\r");
}
其中while循环是最重要的，内核task结构体和内核栈一般是2页大小（4096字节），他们共同组成一个union。这个结构体不在多说。这个union高地址是栈，低地址是task_struct，中间就是剩余空间。一幅图看看
j是一共可以拥有的内核空间，中间黄色就是剩余的，((char *)(p+1))[i]先找到task_struct的高地址，然后转换为字符串指针，[i]也就是地址增长i，这个需要对指针有一些细致的了解。原谅我短短几句说不清楚，这幅图应该会告诉你很多了。
第二个函数，也就是sched.c的关键函数schedule，先上代码：
/*
* 'schedule()' is the scheduler function. This is GOOD CODE! There
* probably won't be any reason to change this, as it should work well
* in all circumstances (ie gives IO-bound processes good response etc).
* The one thing you might take a look at is the signal-handler code here.
*
* NOTE!! Task 0 is the 'idle' task, which gets called when no other
* tasks can run. It can not be killed, and it cannot sleep. The 'state'
* information in task[0] is never used.
*/
/*
* 'schedule()'是调度函数.这是个很好的代码!没有任何理由对它进行修改,因为它可以在所有的环境下工作(比如能够对IO-边界下得很好
* 的响应等).只有一件事值得留意,那就是这里的信号处进代码.
*
* 注意!!任务0是个闲置('idle')任务,只有当没有其他任务可以运行时才调用它.它不能被杀死,也不睡眠.任务0中的状态信息'state'是从
* 来不用的.
*/
void schedule(void)
{
int i,next,c;
struct task_struct ** p; // 任务结构指针的指针.
/* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */
/* 检测alarm(进程的报警定时值),唤醒任何已得到信号的可中断任务 */
// 从任务数组中最后一个任务开始循环检测alarm.在循环时跳过空指针项.
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
if (*p) {
// 如果设置过任务超时定时timeout,并且已经超时,则复位超时定时值,并且如果任务处于可中断睡眠状态TASK_INTERRUPTIBLE下,将其置为就绪
// 状态(TASK_RUNNING).
if ((*p)->timeout && (*p)->timeout < jiffies) {
(*p)->timeout = 0;
if ((*p)->state == TASK_INTERRUPTIBLE)
(*p)->state = TASK_RUNNING;
}
// 如果设置过任务的定时值alarm,并且已经过期(alarm<jiffies),则在信号位图中置SIGALRM信号,即向任务发送SIGALARM信号.然后清alarm.
// 该信号的默认操作是终止进程.jiffies是系统从开机开始算起的滴答数(10ms/滴答).定义在sched.h中.
if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) {
(*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1));
(*p)->alarm = 0;
}
// 如果信号位图中除被阻塞的信号外还有其他信号,并且任务处于可中断状态,则置任务为就绪状态.
// 其中'~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)'用于忽略被阻塞的信号,但SIGKILL和SIGSTOP不能被阻塞.
if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) &&
(*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE)
(*p)->state=TASK_RUNNING;
}
/* this is the scheduler proper: */
/* 这里是调度程序的主要部分 */
while (1) {
c = -1;
next = 0;
i = NR_TASKS;
p = &task[NR_TASKS];
// 这段代码是从任务数组的最后一个任务开始循环处理,并跳过不含任务的数组糟.比较每个就绪状态任务的counter(任务运行时间的递减滴答计数)值,
// 哪一个值大,运行时间还不长,next就指向哪个的任务号.
while (--i) {
if (!*--p)
continue;
if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)
c = (*p)->counter, next = i;
}
// 如果比较得出有counter值不等于0的结果,或者後方中没有一个可运行的任务存在(此时c仍然为-1,next=0),则退出开始的循环,执行161行上的任务切换
// 操作.否则就根据每个任务的优先权值,更新每一个任务的counter值,然后回到125行重新比较.counter值的计算方式为counter = counter /2 +priority.
// 注意,这里计算过程不考虑进程的状态.
if (c) break;
for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p)
if (*p)
(*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) +
(*p)->priority;
}
// 用下面的宏(定义在sched.h中)把当前任务指针current指向任务号为next的任务,并切换到该任务中运行.在146行上next被初始化为0.因此若系统中没有任何
// 其他任务可运行时,则next始终为0.因此调度函数会在系统空闲时去执行任务0.此时任务0权执行pause()
switch_to(next); // 切换到任务号为next的任务,并运行之.
}第一个for循环主要是观察所有进程的超时、定时（alarm）和信号。定时和超时的处理都不难，主要是理解jiffies的含义，上代码：
// 从开机开始算起的滴答数时间值全局变量(10ms/滴答).系统时钟中断每发生一次即一个滴答.前面的限定符volatile,英文解释是易改变的,不稳定的意思.
// 这个限定词的含义是向编译器指明变量的内容可能会由于被其他程序修改面变化.通常在程序中声明一个变量时,编译器会尽量把它存放在通用寄存器中, 例如
// ebx,以提高访问效率.当CPU把其值放到ebx中后一般就不会再关心该变量对应内存位置中的内容.若此时其他程序(例如内核程序或一个中断过程)修改了内存中
// 该变量的值,ebx中的值并不会随之更新.为了解决这种情况就创建了volatile限定符,让代码在引用该变量时一定要从指定内存位置中取得其值.这里即是要求
// gcc不要对jiffies进行优化处理,也不要挪动位置,并且需要从内存中取其值.因为时钟中断处理过程等程序会修改它的值.
unsigned long volatile jiffies=0;volatile是一个很关键的点，也是一两句说不清的，注释说的很清楚~不懂就要多查查。 jiffies就是系统的当前滴答数，所以如果小于当前滴答数了就说明已经将定时或超时时间用完。看一下sys_alarm函数，你就懂了：
// 系统调用功能 - 设置报警定时时间值（秒）。
// 若参数seconds大于0,则设置新定时值，并返回原定时时刻还剩余的间隔时间。否则返回0。
// 进程数据结构中报警定时值alarm的单位是系统滴答（1滴答为10毫秒），它是系统开机起到设置定时操作时系统滴答值jiffies和转换成滴答
// 单位的定时值之和，即'jiffies + HZ*定时秒值'。而参数给出的是以秒为单位的定时值，因此本函数的主要操作是进行两个单位的转换。
// 其中常数HZ = 100,是内核系统运行频率。定义在inlucde/sched.h上。
// 参数seconds是新的定时时间值，单位是秒。
int sys_alarm(long seconds)
{
int old = current->alarm;
if (old)
old = (old - jiffies) / HZ;
current->alarm = (seconds>0)?(jiffies+HZ*seconds):0;
return (old);
}
下面说信号，这就是一个信号位图的判断。不是很难：
// 除了SIGKILL和SIGSTOP信号以外其他信号都是可阻塞的.
#define _BLOCKABLE (~(_S(SIGKILL) | _S(SIGSTOP)))
接下来就是第3个函数，sleep_on，这个函数很难理解，而且各种内核书上绝对会说这个函数，但是他们画的图实在是很难理解啊，先上代码：
// 把当前任务置为指定的睡眠状态(可中断的或不可中断的),并让睡眠队列头指针指向当前任务.函数参数p是等待任务队列头指针.指针是含有一个变量地址的变量.这
// 里参数p使用了指针的指针形式'**p',这是因为C函数参数只能传值,没有直接的方式让被调用函数改变调用该函数程序中变量的值.但是指针'*p'指向的目标(这里
// 是任务结构)会改变,因此为了能修改调用该函数程序中原来就是指针变量的值,就需要传递指针'*p'的指针,即'**p'.
// 参数state是任务睡眠使用的状态:TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_INTERRUPTIBLE.处于不可中断睡眠状态(TASK_UNINTERRUPTIBLE)的任务需要内核程序利用
// wake_up()函数明确唤醒之.处于可中断睡眠状态(TASK_INTERRUPTIBLE)可以通过信号,任务起时等手段唤醒(置为就绪状态TASK_RUNNING).
// *** 注意,由于本内核代码不是很成熟,因此下列与睡眠相关的代码存在一些问题,不宜深究.
static inline void __sleep_on(struct task_struct **p, int state)
{
struct task_struct *tmp;
// 若指针无效,则退出.(指针所指的对象可以是NULL,但指针本身不会为0).
// 如果当前任务是任务0,则死机(impossible!).
if (!p)
return;
if (current == &(init_task.task))
panic("task[0] trying to sleep");
// 让tmp指向已经在等待队列上的任务(如果有的话),例如inode->i_wait.并且将睡眠队列头的等待指针指向当前任务.这样就把当前任务插入到了*p的等待队列中.然后
// 将当前任务置为指定的等待状态,并执行重新调度.
tmp = *p;
*p = current;
current->state = state;
repeat: schedule();
// 只有当这个等待任务被唤醒时,程序才会返回到这里,表示进程已被明确地唤醒并执行.如果等待队列中还有等待任务,并且队列头指针*p所指向的任务不是当前任务时,说明
// 在本任务插入等待队列后还有任务进入等待队列.于是我们应该也要唤醒这个任务,而我们自己应按顺序让这些后面进入队列的任务唤醒,因此这里将等待队列头所指任务先
// 置为就绪状态,而自己则置为不可中断等待状态,即自己要等待这些后续队列的任务被唤醒而执行时来唤醒本任务.然后重新执行调度程序.
if (*p && *p != current) {
(**p).state = 0;
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
goto repeat;
}
// 执行到这里,说明本任务真正被唤醒执行.此时等待队列头指针应该指向本任务,若它为空,则表明调度有问题,于是显示警告信息.最后我们让头指针指向在我们前面进入队列的
// 任务(*p = tmp).若确实存在这样一个任务,即队列中还有任务(tmp不为空),就唤醒之.最先进入队列的任务在唤醒后运行时最终会把等待队列头指针置成NULL.
if (!*p)
printk("Warning: *P = NULL\n\r");
if (*p = tmp)
tmp->state=0;
}首先解释函数大致思想，也就是将 当前 进程睡眠，这里面一共有三个task_struct的指针，current，p，tmp。current好说，这是个宏，只想当前进程，这个宏的实现很精彩，使用的精髓就是4k的union，懒得找了，各位有兴趣看看《深入理解linux》的91页（什么，这本书都没有，那你确定你是学内核的，或者前面的你看懂了？）p指向的是等待进程队列的头，tmp顾名思义是一个临时的指针，存着p。
我的个人理解是这样的，p永远指向等待队列头，tmp只是存放原来的p，current指针是最晕人的，但是在这段代码中current永远指向的是test1。a,b,c是等待队列中的等待进程。
下面分析一下代码的流程，进行到schedule时，当前进程就停止运行，schedule选择新的进程运行，然后再次运行到本进程时，将会执行if (*p && *p != current)，这主要是判断当前进程是否是等待队列的头，如果不是，就说明在当前进程前还有其他进程等待，则执行其他进程，并设置当前进程状态，继续调度其他等待程序。当if判断条件为真，就是图中中间状态，也就是说，当前进程已经从等待队列中重新加入运行队列了，sleep_on过程已经结束了，判断tmp状态，并唤醒这个等待进程。
剩下的函数基本上不是难点了，而且linux0.12时间很早了，很多东西现在不知道还用着没，但是这里面的思想一直延续，以上都是我个人的认识与理解，所以难免有错，希望各位不吝赐教，不能误人子弟啊~~
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