Страница:
структуры данных ядра и возобновить выполнение приостановленных процес-
сов. Однако, обычно процесс продолжает выполняться так, как если бы пре-
рывание никогда не происходило.
+-----------------------------------------------------+
| алгоритм inthand /* обработка прерываний */ |
| входная информация: отсутствует |
| выходная информация: отсутствует |
| { |
| сохранить (поместить в стек) текущий контекстный |
| уровень; |
| установить источник прерывания; |
| найти вектор прерывания; |
| вызвать программу обработки прерывания; |
| восстановить (извлечь из стека) предыдущий кон- |
| текстный уровень; |
| } |
+-----------------------------------------------------+
Рисунок 6.10. Алгоритм обработки прерываний
На Рисунке 6.10 кратко изложено, каким образом ядро обрабатывает преры-
вания. С помощью использования в отдельных случаях последовательности машин-
ных операций или микрокоманд на некоторых машинах достигается больший эффект
по сравнению с тем, когда все операции выполняются программным обеспечением,
однако имеются узкие места, связанные с числом сохраняемых контекстных уров-
ней и скоростью выполнения машинных команд, реализующих сохранение контекс-
та. По этой причине определенные операции, выполнения которых требует реали-
зация системы UNIX, являются машинно-зависимыми.
На Рисунке 6.11 показан пример, в котором процесс запрашивает выполнение
системной функции (см. следующий раздел) и получает прерывание от диска при
ее выполнении. Запустив программу обработки прерывания от диска, система по-
лучает прерывание по таймеру и вызывает уже программу обработки прерывания
по таймеру. Каждый раз, когда система получает прерывание (или вызывает сис-
темную функцию), она создает в стеке новый контекстный уровень и сохраняет
регистровый контекст предыдущего уровня.
системных функций
Такого рода взаимодействие с ядром было предметом рассмотрения в преды-
дущих главах, где шла речь об обычном вызове функций. Очевидно, что обычная
последовательность команд обращения к функции не в состоянии переключить вы-
полнения процесса с режима задачи на режим ядра. Компилятор с языка Си ис-
пользует библиотеку функций, имена которых совпадают с именами системных
функций, иначе ссылки на системные функции в пользовательских программах бы-
ли бы ссылками на неопределенные имена. В библиотечных функциях обычно ис-
полняется команда, переводящая выполнение процесса в режим ядра и побуждаю-
щая ядро к запуску исполняемого кода системной функции. В дальнейшем эта ко-
манда именуется "внутренним прерыванием операционной системы". Библиотечные
процедуры исполняются в режиме задачи, а взаимодействие с операционной сис-
темой через вызов системной функции можно определить в нескольких словах как
152
Последовательность прерываний
+-------------------------------+
| Контекстный уровень ядра 3 |
| Исполнить программу обра- |
| ботки прерывания по таймеру |
| |
| Сохранить регистровый кон- |
| текст программы обработки |
| прерывания от диска |
Прерывание по таймеру --------+-------------------------------+
^ | Контекстный уровень ядра 2 |
| | Исполнить программу обра- |
| | ботки прерывания от диска |
| | |
| | Сохранить регистровый кон- |
| | текст обращения к системной |
| | функции |
Прерывание от диска ----------+-------------------------------+
^ | Контекстный уровень ядра 1 |
| | Исполнить обращение к сис- |
| | темной функции |
| | |
| | Сохранить регистровый кон- |
| | текст пользовательского |
| | уровня |
Вызов системной функции ------+-------------------------------+
^
|
|
Исполнение в режиме задачи
Рисунок 6.11. Примеры прерываний
особый случай программы обработки прерывания. Библиотечные функции передают
ядру уникальный номер системной функции одним из машинно-зависимых способов
- либо как параметр внутреннего прерывания операционной системы, либо через
отдельный регистр, либо через стек - а ядро таким образом определяет тип вы-
зываемой функции.
Обрабатывая внутреннее прерывание операционной системы, ядро по номеру
системной функции ведет в таблице поиск адреса соответствующей процедуры яд-
ра, то есть точки входа системной функции, и количества передаваемых функции
параметров (Рисунок 6.12). Ядро вычисляет адрес (пользовательский) первого
параметра функции, прибавляя (или вычитая, в зависимости от направления уве-
личения стека) смещение к указателю вершины стека задачи (аналогично для
всех параметров функции). Наконец, ядро копирует параметры задачи в прост-
ранство процесса и вызывает соответствующую процедуру, которая выполняет
системную функцию. После исполнения процедуры ядро выясняет, не было ли
ошибки. Если ошибка была, ядро делает соответствующие установки в сохранен-
ном регистровом контексте задачи, при этом в регистре PS обычно устанавлива-
ется бит переноса, а в нулевой регистр заносится номер ошибки. Если при вы-
полнении системной функции не было ошибок, ядро очищает в регистре PS бит
переноса и заносит возвращаемые функцией значения в регистры 0 и 1 в сохра-
ненном регистровом контексте задачи. Когда ядро возвращается после обработки
внутреннего прерывания операционной системы в режим задачи, оно попадает в
следующую библиотечную инструкцию после прерывания. Библиотечная функция ин-
терпретирует возвращенные ядром значения и передает их программе пользовате-
ля.
153
+------------------------------------------------------------+
| алгоритм syscall /* алгоритм запуска системной функции */|
| входная информация: номер системной функции |
| выходная информация: результат системной функции |
| { |
| найти запись в таблице системных функций, соответствую-|
| щую указанному номеру функции; |
| определить количество параметров, передаваемых функции;|
| скопировать параметры из адресного пространства задачи |
| в пространство процесса; |
| сохранить текущий контекст для аварийного завершения |
| (см. раздел 6.44); |
| запустить в ядре исполняемый код системной функции; |
| если (во время выполнения функции произошла ошибка) |
| { |
| установить номер ошибки в нулевом регистре сохра- |
| ненного регистрового контекста задачи; |
| включить бит переноса в регистре PS сохраненного |
| регистрового контекста задачи; |
| } |
| в противном случае |
| занести возвращаемые функцией значения в регистры 0 |
| и 1 в сохраненном регистровом контексте задачи; |
| } |
+------------------------------------------------------------+
Рисунок 6.12. Алгоритм обращения к системным функциям
В качестве примера рассмотрим программу, которая создает файл с разреше-
нием чтения и записи в него для всех пользователей (режим доступа 0666) и
которая приведена в верхней части Рисунка 6.13. Далее на рисунке изображен
отредактированный фрагмент сгенерированного кода программы после компиляции
и дисассемблирования (создания по объектному коду эквивалентной программы на
языке ассемблера) в системе Motorola 68000. На Рисунке 6.14 изображена кон-
фигурация стека для системной функции создания. Компилятор генерирует прог-
рамму помещения в стек задачи двух параметров, один из которых содержит ус-
тановку прав доступа (0666), а другой - переменную "имя файла" (**). Затем
из адреса 64 процесс вызывает библиотечную функцию creat (адрес 7a), анало-
гичную соответствующей системной функции. Адрес точки возврата из функции -
6a, этот адрес помещается процессом в стек. Библиотечная функция creat засы-
лает в регистр 0 константу 8 и исполняет команду прерывания (trap), которая
переключает процесс из режима задачи в режим ядра и заставляет его обратить-
ся к системной функции. Заметив, что процесс вызывает системную функцию, яд-
ро выбирает из регистра 0 номер функции (8) и определяет таким образом, что
вызвана функция creat. Просматривая внутреннюю таблицу, ядро обнаруживает,
что системной функции creat необходимы два параметра; восстанавливая регист-
ровый контекст предыдущего уровня, ядро копирует параметры из пользователь-
ского пространства в пространство процесса. Процедуры ядра, которым понадо-
бятся эти параметры, могут найти их в определенных местах адресного прост-
ранства процесса. По завершении исполнения кода функции creat управление
возвращается программе обработки обращений к операционной системе, которая
проверяет, установлено ли поле ошибки в пространстве процесса (то есть имела
ли место во время выполнения функции ошибка); если да, программа устанавли-
вает в регистре PS бит переноса, заносит в регистр 0 код ошибки и возвращает
управление ядру. Если ошибок не было, в регистры 0 и 1 ядро заносит код за-
вершения. Возвращая уп-
---------------------------------------
(**) Очередность, в которой компилятор вычисляет и помещает в
стек параметры функции, зависит от реализации системы.
154
+----------------------------------------+
| char name[] = "file"; |
| main() |
| { |
| int fd; |
| fd = creat(name,0666); |
| } |
+----------------------------------------+
+---------------------------------------------------------------+
| Фрагменты ассемблерной программы, сгенерированной в |
| системе Motorola 68000 |
| |
| Адрес Команда |
| - |
| - |
| # текст главной программы |
| - |
| 58: mov &Ox1b6,(%sp) # поместить код 0666 в стек |
| 5e: mov &Ox204,-(%sp) # поместить указатель вершины |
| # стека и переменную "имя файла"|
| # в стек |
| 64: jsr Ox7a # вызов библиотечной функции |
| # создания файла |
| - |
| - |
| # текст библиотечной функции создания файла |
| 7a: movq &Ox8,%d0 # занести значение 8 в регистр 0|
| 7c: trap &Ox0 # внутреннее прерывание операци-|
| # онной системы |
| 7e: bcc &Ox6 <86> # если бит переноса очищен, |
| # перейти по адресу 86 |
| 80: jmp Ox13c # перейти по адресу 13c |
| 86: rts # возврат из подпрограммы |
| - |
| - |
| # текст обработки ошибок функции |
| 13c: mov %d0,&Ox20e # поместить содержимое регистра |
| # 0 в ячейку 20e (переменная |
| # errno) |
| 142: movq &-Ox1,%d0 # занести в регистр 0 константу |
| # -1 |
| 144: mova %d0,%a0 |
| 146: rts # возврат из подпрограммы |
+---------------------------------------------------------------+
Рисунок 6.13. Системная функция creat и сгенерированная прог-
рамма ее выполнения в системе Motorola 68000
равление из программы обработки обращений к операционной системе в режим за-
дачи, библиотечная функция проверяет состояние бита переноса в регистре PS
(по адресу 7): если бит установлен, управление передается по адресу 13c, из
нулевого регистра выбирается код ошибки и помещается в глобальную переменную
errno по адресу 20, в регистр 0 заносится -1, и управление возвращается на
следующую после адреса 64 (где производится вызов функции) команду. Код за-
вершения функции имеет значение -1, что указывает на ошибку в выполнении
155
системной функции. Если же бит переноса в регистре PS при переходе из режима
ядра в режим задачи имеет нулевое значение, процесс с адреса 7 переходит по
адресу 86 и возвращает управление вызвавшей программе (адрес 64); регистр 0
содержит возвращаемое функцией значение.
+---------+ | - |
| - | | - |
| - | | - |
| - | |стек ядра для кон-|
| - | |текстного уровня 1|
+---------+ | |
| 1b6 | код режима доступа |последовательность|
| | (666 в восьмиричной системе) |команд обращения к|
| 204 | адрес переменной "имя файла" | функции creat |
| 6a | адрес точки возврата после +------------------+
| | вызова библиотечной функции |сохраненный регис-|
+---------+<-----+ | тровый контекст |
| внутрен-| | | для уровня 0 |
| нее пре-| | |(пользовательско- |
| рывание | значение указателя | го) |
| в | вершины стека в мо- | |
| 7c | мент внутреннего пре- | счетчик команд, |
+---------+ рывания операционной | установленный на |
направление системы | 7e |
увеличения стека | |
| |указатель вершины |
| | стека |
v | |
| регистр PS |
| |
|регистр 0 (введено|
| значение 8) |
| |
| другие регистры |
|общего назначения |
+------------------+
Рисунок 6.14. Конфигурация стека для системной функции creat
Несколько библиотечных функций могут отображаться на одну точку входа в
список системных функций. Каждая точка входа определяет точные синтаксис и
семантику обращения к системной функции, однако более удобный интерфейс
обеспечивается с помощью библиотек. Существует, например, несколько конст-
рукций системной функции exec, таких как execl и execle, выполняющих одни и
те же действия с небольшими отличиями. Библиотечные функции, соответствующие
этим конструкциям, при обработке параметров реализуют заявленные свойства,
но в конечном итоге, отображаются на одну и ту же функцию ядра.
Если обратиться к диаграмме состояний процесса (Рисунок 6.1), можно уви-
деть, что ядро разрешает производить переключение контекста в четырех случа-
ях: когда процесс приостанавливает свое выполнение, когда он завершается,
когда он возвращается после вызова системной функции в режим задачи, но не
является наиболее подходящим для запуска, или когда он возвращается в режим
задачи после завершения ядром обработки прерывания, но так же не является
наиболее подходящим для запуска. Как уже было показано в главе 2, ядро под-
156
держивает целостность и согласованность своих внутренних структур данных,
запрещая произвольно переключать контекст. Прежде чем переключать контекст,
ядро должно удостовериться в согласованности своих структур данных: то есть
в том, что сделаны все необходимые корректировки, все очереди выстроены над-
лежащим образом, установлены соответствующие блокировки, позволяющие избе-
жать вмешательства со стороны других процессов, что нет излишних блокировок
и т.д. Например, если ядро выделяет буфер, считывает блок из файла и приос-
танавливает выполнение до завершения передачи данных с диска, оно оставляет
буфер заблокированным, чтобы другие процессы не смогли обратиться к буферу.
Но если процесс исполняет системную функцию link, ядро снимает блокировку с
первого индекса перед тем, как снять ее со второго индекса, и тем самым пре-
дотвращает возникновение тупиковых ситуаций (взаимной блокировки).
Ядро выполняет переключение контекста по завершении системной функции
exit, поскольку в этом случае больше ничего не остается делать. Кроме того,
переключение контекста допускается, когда процесс приостанавливает свою ра-
боту, поскольку до момента возобновления может пройти немало времени, в те-
чение которого могли бы выполняться другие процессы. Переключение контекста
допускается и тогда, когда процесс не имеет преимуществ перед другими про-
цессами при исполнении, с тем, чтобы обеспечить более справедливое планиро-
вание процессов: если по выходе процесса из системной функции или из преры-
вания обнаруживается, что существует еще один процесс, который имеет более
высокий приоритет и ждет выполнения, то было бы несправедливо оставлять его
в ожидании.
Процедура переключения контекста похожа на процедуры обработки прерыва-
ний и обращения к системным функциям, если не считать того, что ядро вместо
предыдущего контекстного уровня текущего процесса восстанавливает контекст-
ный уровень другого процесса. Причины, вызвавшие переключение контекста, при
этом не имеют значения. На механизм переключения контекста не влияет и метод
выбора следующего процесса для исполнения.
+--------------------------------------------------------+
| 1. Принять решение относительно необходимости переклю- |
| чения контекста и его допустимости в данный момент. |
| 2. Сохранить контекст "прежнего" процесса. |
| 3. Выбрать процесс, наиболее подходящий для исполнения,|
| используя алгоритм диспетчеризации процессов, приве-|
| денный в главе 8. |
| 4. Восстановить его контекст. |
+--------------------------------------------------------+
Рисунок 6.15. Последовательность шагов, выполняемых при пе-
реключении контекста
Текст программы, реализующей переключение контекста в системе UNIX, из
всех программ операционной системы самый трудный для понимания, ибо при рас-
смотрении обращений к функциям создается впечатление, что они в одних случа-
ях не возвращают управление, а в других - возникают непонятно откуда. Причи-
ной этого является то, что ядро во многих системных реализациях сохраняет
контекст процесса в одном месте программы, но продолжает работу, выполняя
переключение контекста и алгоритмы диспетчеризации в контексте "прежнего"
процесса. Когда позднее ядро восстанавливает контекст процесса, оно возоб-
новляет его выполнение в соответствии с ранее сохраненным контекстом. Чтобы
различать между собой те случаи, когда ядро восстанавливает контекст нового
процесса, и когда оно продолжает исполнять ранее сохраненный контекст, можно
варьировать значения, возвращаемые критическими функциями, или устанавливать
искусственным образом текущее значение счетчика команд.
На Рисунке 6.16 приведена схема переключения контекста. Функция
save_context сохраняет информацию о контексте исполняемого процесса и возв-
157
ращает значение 1. Кроме всего прочего, ядро сохраняет текущее значение
счетчика команд (в функции save_context) и значение 0 в нулевом регистре при
выходе из функции. Ядро продолжает исполнять контекст "прежнего" процесса
(A), выбирая для выполнения следующий процесс (B) и вызывая функцию
resume_context
+------------------------------------------------------------+
| if (save_context()) /* сохранение контекста выполняющегося|
| процесса */ |
| { |
| /* выбор следующего процесса для выполнения */ |
| - |
| - |
| - |
| resume_context(new_process); |
| /* сюда программа не попадает ! */ |
| } |
| /* возобновление выполнение процесса начинается отсюда */ |
+------------------------------------------------------------+
Рисунок 6.16. Псевдопрограмма переключения контекста
для восстановления его контекста. После восстановления контекста система вы-
полняет процесс B; прежний процесс (A) больше не исполняется, но он оставил
после себя сохраненный контекст. Позже, когда будет выполняться переключение
контекста, ядро снова изберет процесс A (если только, разумеется, он не был
завершен). В результате восстановления контекста A ядро присвоит счетчику
команд то значение, которое было сохранено процессом A ранее в функции
save_context, и возвратит в регистре 0 значение 0. Ядро возобновляет выпол-
нение процесса A из функции save_context, пусть даже при выполнении програм-
мы переключения контекста оно не добралось еще до функции resume_context. В
конечном итоге, процесс A возвращается из функции save_context со значением
0 (в нулевом регистре) и возобновляет выполнение после строки комментария
"возобновление выполнение процесса начинается отсюда".
Существуют ситуации, когда ядро вынуждено аварийно прерывать текущий по-
рядок выполнения и немедленно переходить к исполнению ранее сохраненного
контекста. В последующих разделах, где пойдет речь о приостановлении выпол-
нения и о сигналах, будут описаны обстоятельства, при которых процессу при-
ходится внезапно изменять свой контекст; в данном же разделе рассматривается
механизм исполнения предыдущего контекста. Алгоритм сохранения контекста на-
зывается setjmp, а алгоритм восстановления контекста - longjmp (***). Меха-
низм работы алгоритма setjmp похож на механизм функции save_context, расс-
мотренный в предыдущем разделе, если не считать того, что функция
save_context помещает новый контекстный уровень в стек, в то время как
setjmp сохраняет контекст в пространстве процесса и после выхода из него вы-
полнение продолжается в прежнем контекстном уровне. Когда ядру понадобится
восстановить контекст,
---------------------------------------
(***) Эти алгоритмы не следует путать с имеющими те же названия библиотечны-
ми функциями, которые могут вызываться непосредственно из пользова-
тельских программ (см. [SVID 85]). Однако действие этих функций похо-
же.
158
сохраненный в результате работы алгоритма setjmp, оно исполнит алгоритм
longjmp, который восстанавливает контекст из пространства процесса и имеет,
как и setjmp, код завершения, равный 1.
темы и адресным пространством задачи
До сих пор речь шла о том, что процесс выполняется в режиме ядра или в
режиме задачи без каких-либо перекрытий (пересечений) между режимами. Одна-
ко, при выполнении большинства системных функций, рассмотренных в последней
главе, между пространством ядра и пространством задачи осуществляется пере-
сылка данных, например, когда идет копирование параметров вызываемой функции
из пространства задачи в пространство ядра или когда производится передача
данных из буферов ввода-вывода в процессе выполнения функции read. На многих
машинах ядро системы может непосредственно ссылаться на адреса, принадлежа-
щие адресному пространству задачи. Ядро должно убедиться в том, что адрес,
по которому производится запись или считывание, доступен, как будто бы рабо-
та ведется в режиме задачи; в противном случае произошло бы нарушение стан-
дартных методов защиты и ядро, пусть неумышленно, стало бы обращаться к ад-
ресам, которые находятся за пределами адресного пространства задачи (и, воз-
можно, принадлежат структурам данных ядра). Поэтому передача данных между
пространством ядра и пространством задачи является "дорогим предприятием",
требующим для своей реализации нескольких команд.
+--------------------------------------------------------+
| fubyte: # пересылка байта из |
| # пространства задачи |
| prober $3,$1,*4(ap) # байт доступен ? |
| beql eret # нет |
| movzbl *4(ap),r0 |
| ret |
| eret: |
| mnegl $1,r0 # возврат ошибки (-1) |
| ret |
+--------------------------------------------------------+
Рисунок 6.17. Пересылка данных из пространства задачи в
пространство ядра в системе VAX
На Рисунке 6.17 показан пример реализованной в системе VAX программы пе-
ресылки символа из адресного пространства задачи в адресное пространство яд-
ра. Команда prober проверяет, может ли байт по адресу, равному (регистр ука-
зателя аргумента + 4), быть считан в режиме задачи (режиме 3), и если нет,
ядро передает управление по адресу eret, сохраняет в нулевом регистре -1 и
выходит из программы; при этом пересылки символа не происходит. В противном
случае ядро пересылает один байт, находящийся по указанному адресу, в ре-
гистр 0 и возвращает его в вызывающую программу. Пересылка 1 символа потре-
бовала пяти команд (включая вызов функции с именем fubyte).
В этой главе мы пока говорили о том, каким образом осуществляется перек-
лючение контекста между процессами и как контекстные уровни запоминаются в
стеке и выбираются из стека, представляя контекст пользовательского уровня
как статический объект, не претерпевающий изменений при восстановлении кон-
текста процесса. Однако, с виртуальным адресным пространством процесса рабо-
159
тают различные системные функции и, как будет показано в следующей главе,
выполняют при этом операции над областями. В этом разделе рассматривается
информационная структура области; системные функции, реализующие операции
над областями, будут рассмотрены в следующей главе.
сов. Однако, обычно процесс продолжает выполняться так, как если бы пре-
рывание никогда не происходило.
+-----------------------------------------------------+
| алгоритм inthand /* обработка прерываний */ |
| входная информация: отсутствует |
| выходная информация: отсутствует |
| { |
| сохранить (поместить в стек) текущий контекстный |
| уровень; |
| установить источник прерывания; |
| найти вектор прерывания; |
| вызвать программу обработки прерывания; |
| восстановить (извлечь из стека) предыдущий кон- |
| текстный уровень; |
| } |
+-----------------------------------------------------+
Рисунок 6.10. Алгоритм обработки прерываний
На Рисунке 6.10 кратко изложено, каким образом ядро обрабатывает преры-
вания. С помощью использования в отдельных случаях последовательности машин-
ных операций или микрокоманд на некоторых машинах достигается больший эффект
по сравнению с тем, когда все операции выполняются программным обеспечением,
однако имеются узкие места, связанные с числом сохраняемых контекстных уров-
ней и скоростью выполнения машинных команд, реализующих сохранение контекс-
та. По этой причине определенные операции, выполнения которых требует реали-
зация системы UNIX, являются машинно-зависимыми.
На Рисунке 6.11 показан пример, в котором процесс запрашивает выполнение
системной функции (см. следующий раздел) и получает прерывание от диска при
ее выполнении. Запустив программу обработки прерывания от диска, система по-
лучает прерывание по таймеру и вызывает уже программу обработки прерывания
по таймеру. Каждый раз, когда система получает прерывание (или вызывает сис-
темную функцию), она создает в стеке новый контекстный уровень и сохраняет
регистровый контекст предыдущего уровня.
системных функций
Такого рода взаимодействие с ядром было предметом рассмотрения в преды-
дущих главах, где шла речь об обычном вызове функций. Очевидно, что обычная
последовательность команд обращения к функции не в состоянии переключить вы-
полнения процесса с режима задачи на режим ядра. Компилятор с языка Си ис-
пользует библиотеку функций, имена которых совпадают с именами системных
функций, иначе ссылки на системные функции в пользовательских программах бы-
ли бы ссылками на неопределенные имена. В библиотечных функциях обычно ис-
полняется команда, переводящая выполнение процесса в режим ядра и побуждаю-
щая ядро к запуску исполняемого кода системной функции. В дальнейшем эта ко-
манда именуется "внутренним прерыванием операционной системы". Библиотечные
процедуры исполняются в режиме задачи, а взаимодействие с операционной сис-
темой через вызов системной функции можно определить в нескольких словах как
152
Последовательность прерываний
+-------------------------------+
| Контекстный уровень ядра 3 |
| Исполнить программу обра- |
| ботки прерывания по таймеру |
| |
| Сохранить регистровый кон- |
| текст программы обработки |
| прерывания от диска |
Прерывание по таймеру --------+-------------------------------+
^ | Контекстный уровень ядра 2 |
| | Исполнить программу обра- |
| | ботки прерывания от диска |
| | |
| | Сохранить регистровый кон- |
| | текст обращения к системной |
| | функции |
Прерывание от диска ----------+-------------------------------+
^ | Контекстный уровень ядра 1 |
| | Исполнить обращение к сис- |
| | темной функции |
| | |
| | Сохранить регистровый кон- |
| | текст пользовательского |
| | уровня |
Вызов системной функции ------+-------------------------------+
^
|
|
Исполнение в режиме задачи
Рисунок 6.11. Примеры прерываний
особый случай программы обработки прерывания. Библиотечные функции передают
ядру уникальный номер системной функции одним из машинно-зависимых способов
- либо как параметр внутреннего прерывания операционной системы, либо через
отдельный регистр, либо через стек - а ядро таким образом определяет тип вы-
зываемой функции.
Обрабатывая внутреннее прерывание операционной системы, ядро по номеру
системной функции ведет в таблице поиск адреса соответствующей процедуры яд-
ра, то есть точки входа системной функции, и количества передаваемых функции
параметров (Рисунок 6.12). Ядро вычисляет адрес (пользовательский) первого
параметра функции, прибавляя (или вычитая, в зависимости от направления уве-
личения стека) смещение к указателю вершины стека задачи (аналогично для
всех параметров функции). Наконец, ядро копирует параметры задачи в прост-
ранство процесса и вызывает соответствующую процедуру, которая выполняет
системную функцию. После исполнения процедуры ядро выясняет, не было ли
ошибки. Если ошибка была, ядро делает соответствующие установки в сохранен-
ном регистровом контексте задачи, при этом в регистре PS обычно устанавлива-
ется бит переноса, а в нулевой регистр заносится номер ошибки. Если при вы-
полнении системной функции не было ошибок, ядро очищает в регистре PS бит
переноса и заносит возвращаемые функцией значения в регистры 0 и 1 в сохра-
ненном регистровом контексте задачи. Когда ядро возвращается после обработки
внутреннего прерывания операционной системы в режим задачи, оно попадает в
следующую библиотечную инструкцию после прерывания. Библиотечная функция ин-
терпретирует возвращенные ядром значения и передает их программе пользовате-
ля.
153
+------------------------------------------------------------+
| алгоритм syscall /* алгоритм запуска системной функции */|
| входная информация: номер системной функции |
| выходная информация: результат системной функции |
| { |
| найти запись в таблице системных функций, соответствую-|
| щую указанному номеру функции; |
| определить количество параметров, передаваемых функции;|
| скопировать параметры из адресного пространства задачи |
| в пространство процесса; |
| сохранить текущий контекст для аварийного завершения |
| (см. раздел 6.44); |
| запустить в ядре исполняемый код системной функции; |
| если (во время выполнения функции произошла ошибка) |
| { |
| установить номер ошибки в нулевом регистре сохра- |
| ненного регистрового контекста задачи; |
| включить бит переноса в регистре PS сохраненного |
| регистрового контекста задачи; |
| } |
| в противном случае |
| занести возвращаемые функцией значения в регистры 0 |
| и 1 в сохраненном регистровом контексте задачи; |
| } |
+------------------------------------------------------------+
Рисунок 6.12. Алгоритм обращения к системным функциям
В качестве примера рассмотрим программу, которая создает файл с разреше-
нием чтения и записи в него для всех пользователей (режим доступа 0666) и
которая приведена в верхней части Рисунка 6.13. Далее на рисунке изображен
отредактированный фрагмент сгенерированного кода программы после компиляции
и дисассемблирования (создания по объектному коду эквивалентной программы на
языке ассемблера) в системе Motorola 68000. На Рисунке 6.14 изображена кон-
фигурация стека для системной функции создания. Компилятор генерирует прог-
рамму помещения в стек задачи двух параметров, один из которых содержит ус-
тановку прав доступа (0666), а другой - переменную "имя файла" (**). Затем
из адреса 64 процесс вызывает библиотечную функцию creat (адрес 7a), анало-
гичную соответствующей системной функции. Адрес точки возврата из функции -
6a, этот адрес помещается процессом в стек. Библиотечная функция creat засы-
лает в регистр 0 константу 8 и исполняет команду прерывания (trap), которая
переключает процесс из режима задачи в режим ядра и заставляет его обратить-
ся к системной функции. Заметив, что процесс вызывает системную функцию, яд-
ро выбирает из регистра 0 номер функции (8) и определяет таким образом, что
вызвана функция creat. Просматривая внутреннюю таблицу, ядро обнаруживает,
что системной функции creat необходимы два параметра; восстанавливая регист-
ровый контекст предыдущего уровня, ядро копирует параметры из пользователь-
ского пространства в пространство процесса. Процедуры ядра, которым понадо-
бятся эти параметры, могут найти их в определенных местах адресного прост-
ранства процесса. По завершении исполнения кода функции creat управление
возвращается программе обработки обращений к операционной системе, которая
проверяет, установлено ли поле ошибки в пространстве процесса (то есть имела
ли место во время выполнения функции ошибка); если да, программа устанавли-
вает в регистре PS бит переноса, заносит в регистр 0 код ошибки и возвращает
управление ядру. Если ошибок не было, в регистры 0 и 1 ядро заносит код за-
вершения. Возвращая уп-
---------------------------------------
(**) Очередность, в которой компилятор вычисляет и помещает в
стек параметры функции, зависит от реализации системы.
154
+----------------------------------------+
| char name[] = "file"; |
| main() |
| { |
| int fd; |
| fd = creat(name,0666); |
| } |
+----------------------------------------+
+---------------------------------------------------------------+
| Фрагменты ассемблерной программы, сгенерированной в |
| системе Motorola 68000 |
| |
| Адрес Команда |
| - |
| - |
| # текст главной программы |
| - |
| 58: mov &Ox1b6,(%sp) # поместить код 0666 в стек |
| 5e: mov &Ox204,-(%sp) # поместить указатель вершины |
| # стека и переменную "имя файла"|
| # в стек |
| 64: jsr Ox7a # вызов библиотечной функции |
| # создания файла |
| - |
| - |
| # текст библиотечной функции создания файла |
| 7a: movq &Ox8,%d0 # занести значение 8 в регистр 0|
| 7c: trap &Ox0 # внутреннее прерывание операци-|
| # онной системы |
| 7e: bcc &Ox6 <86> # если бит переноса очищен, |
| # перейти по адресу 86 |
| 80: jmp Ox13c # перейти по адресу 13c |
| 86: rts # возврат из подпрограммы |
| - |
| - |
| # текст обработки ошибок функции |
| 13c: mov %d0,&Ox20e # поместить содержимое регистра |
| # 0 в ячейку 20e (переменная |
| # errno) |
| 142: movq &-Ox1,%d0 # занести в регистр 0 константу |
| # -1 |
| 144: mova %d0,%a0 |
| 146: rts # возврат из подпрограммы |
+---------------------------------------------------------------+
Рисунок 6.13. Системная функция creat и сгенерированная прог-
рамма ее выполнения в системе Motorola 68000
равление из программы обработки обращений к операционной системе в режим за-
дачи, библиотечная функция проверяет состояние бита переноса в регистре PS
(по адресу 7): если бит установлен, управление передается по адресу 13c, из
нулевого регистра выбирается код ошибки и помещается в глобальную переменную
errno по адресу 20, в регистр 0 заносится -1, и управление возвращается на
следующую после адреса 64 (где производится вызов функции) команду. Код за-
вершения функции имеет значение -1, что указывает на ошибку в выполнении
155
системной функции. Если же бит переноса в регистре PS при переходе из режима
ядра в режим задачи имеет нулевое значение, процесс с адреса 7 переходит по
адресу 86 и возвращает управление вызвавшей программе (адрес 64); регистр 0
содержит возвращаемое функцией значение.
+---------+ | - |
| - | | - |
| - | | - |
| - | |стек ядра для кон-|
| - | |текстного уровня 1|
+---------+ | |
| 1b6 | код режима доступа |последовательность|
| | (666 в восьмиричной системе) |команд обращения к|
| 204 | адрес переменной "имя файла" | функции creat |
| 6a | адрес точки возврата после +------------------+
| | вызова библиотечной функции |сохраненный регис-|
+---------+<-----+ | тровый контекст |
| внутрен-| | | для уровня 0 |
| нее пре-| | |(пользовательско- |
| рывание | значение указателя | го) |
| в | вершины стека в мо- | |
| 7c | мент внутреннего пре- | счетчик команд, |
+---------+ рывания операционной | установленный на |
направление системы | 7e |
увеличения стека | |
| |указатель вершины |
| | стека |
v | |
| регистр PS |
| |
|регистр 0 (введено|
| значение 8) |
| |
| другие регистры |
|общего назначения |
+------------------+
Рисунок 6.14. Конфигурация стека для системной функции creat
Несколько библиотечных функций могут отображаться на одну точку входа в
список системных функций. Каждая точка входа определяет точные синтаксис и
семантику обращения к системной функции, однако более удобный интерфейс
обеспечивается с помощью библиотек. Существует, например, несколько конст-
рукций системной функции exec, таких как execl и execle, выполняющих одни и
те же действия с небольшими отличиями. Библиотечные функции, соответствующие
этим конструкциям, при обработке параметров реализуют заявленные свойства,
но в конечном итоге, отображаются на одну и ту же функцию ядра.
Если обратиться к диаграмме состояний процесса (Рисунок 6.1), можно уви-
деть, что ядро разрешает производить переключение контекста в четырех случа-
ях: когда процесс приостанавливает свое выполнение, когда он завершается,
когда он возвращается после вызова системной функции в режим задачи, но не
является наиболее подходящим для запуска, или когда он возвращается в режим
задачи после завершения ядром обработки прерывания, но так же не является
наиболее подходящим для запуска. Как уже было показано в главе 2, ядро под-
156
держивает целостность и согласованность своих внутренних структур данных,
запрещая произвольно переключать контекст. Прежде чем переключать контекст,
ядро должно удостовериться в согласованности своих структур данных: то есть
в том, что сделаны все необходимые корректировки, все очереди выстроены над-
лежащим образом, установлены соответствующие блокировки, позволяющие избе-
жать вмешательства со стороны других процессов, что нет излишних блокировок
и т.д. Например, если ядро выделяет буфер, считывает блок из файла и приос-
танавливает выполнение до завершения передачи данных с диска, оно оставляет
буфер заблокированным, чтобы другие процессы не смогли обратиться к буферу.
Но если процесс исполняет системную функцию link, ядро снимает блокировку с
первого индекса перед тем, как снять ее со второго индекса, и тем самым пре-
дотвращает возникновение тупиковых ситуаций (взаимной блокировки).
Ядро выполняет переключение контекста по завершении системной функции
exit, поскольку в этом случае больше ничего не остается делать. Кроме того,
переключение контекста допускается, когда процесс приостанавливает свою ра-
боту, поскольку до момента возобновления может пройти немало времени, в те-
чение которого могли бы выполняться другие процессы. Переключение контекста
допускается и тогда, когда процесс не имеет преимуществ перед другими про-
цессами при исполнении, с тем, чтобы обеспечить более справедливое планиро-
вание процессов: если по выходе процесса из системной функции или из преры-
вания обнаруживается, что существует еще один процесс, который имеет более
высокий приоритет и ждет выполнения, то было бы несправедливо оставлять его
в ожидании.
Процедура переключения контекста похожа на процедуры обработки прерыва-
ний и обращения к системным функциям, если не считать того, что ядро вместо
предыдущего контекстного уровня текущего процесса восстанавливает контекст-
ный уровень другого процесса. Причины, вызвавшие переключение контекста, при
этом не имеют значения. На механизм переключения контекста не влияет и метод
выбора следующего процесса для исполнения.
+--------------------------------------------------------+
| 1. Принять решение относительно необходимости переклю- |
| чения контекста и его допустимости в данный момент. |
| 2. Сохранить контекст "прежнего" процесса. |
| 3. Выбрать процесс, наиболее подходящий для исполнения,|
| используя алгоритм диспетчеризации процессов, приве-|
| денный в главе 8. |
| 4. Восстановить его контекст. |
+--------------------------------------------------------+
Рисунок 6.15. Последовательность шагов, выполняемых при пе-
реключении контекста
Текст программы, реализующей переключение контекста в системе UNIX, из
всех программ операционной системы самый трудный для понимания, ибо при рас-
смотрении обращений к функциям создается впечатление, что они в одних случа-
ях не возвращают управление, а в других - возникают непонятно откуда. Причи-
ной этого является то, что ядро во многих системных реализациях сохраняет
контекст процесса в одном месте программы, но продолжает работу, выполняя
переключение контекста и алгоритмы диспетчеризации в контексте "прежнего"
процесса. Когда позднее ядро восстанавливает контекст процесса, оно возоб-
новляет его выполнение в соответствии с ранее сохраненным контекстом. Чтобы
различать между собой те случаи, когда ядро восстанавливает контекст нового
процесса, и когда оно продолжает исполнять ранее сохраненный контекст, можно
варьировать значения, возвращаемые критическими функциями, или устанавливать
искусственным образом текущее значение счетчика команд.
На Рисунке 6.16 приведена схема переключения контекста. Функция
save_context сохраняет информацию о контексте исполняемого процесса и возв-
157
ращает значение 1. Кроме всего прочего, ядро сохраняет текущее значение
счетчика команд (в функции save_context) и значение 0 в нулевом регистре при
выходе из функции. Ядро продолжает исполнять контекст "прежнего" процесса
(A), выбирая для выполнения следующий процесс (B) и вызывая функцию
resume_context
+------------------------------------------------------------+
| if (save_context()) /* сохранение контекста выполняющегося|
| процесса */ |
| { |
| /* выбор следующего процесса для выполнения */ |
| - |
| - |
| - |
| resume_context(new_process); |
| /* сюда программа не попадает ! */ |
| } |
| /* возобновление выполнение процесса начинается отсюда */ |
+------------------------------------------------------------+
Рисунок 6.16. Псевдопрограмма переключения контекста
для восстановления его контекста. После восстановления контекста система вы-
полняет процесс B; прежний процесс (A) больше не исполняется, но он оставил
после себя сохраненный контекст. Позже, когда будет выполняться переключение
контекста, ядро снова изберет процесс A (если только, разумеется, он не был
завершен). В результате восстановления контекста A ядро присвоит счетчику
команд то значение, которое было сохранено процессом A ранее в функции
save_context, и возвратит в регистре 0 значение 0. Ядро возобновляет выпол-
нение процесса A из функции save_context, пусть даже при выполнении програм-
мы переключения контекста оно не добралось еще до функции resume_context. В
конечном итоге, процесс A возвращается из функции save_context со значением
0 (в нулевом регистре) и возобновляет выполнение после строки комментария
"возобновление выполнение процесса начинается отсюда".
Существуют ситуации, когда ядро вынуждено аварийно прерывать текущий по-
рядок выполнения и немедленно переходить к исполнению ранее сохраненного
контекста. В последующих разделах, где пойдет речь о приостановлении выпол-
нения и о сигналах, будут описаны обстоятельства, при которых процессу при-
ходится внезапно изменять свой контекст; в данном же разделе рассматривается
механизм исполнения предыдущего контекста. Алгоритм сохранения контекста на-
зывается setjmp, а алгоритм восстановления контекста - longjmp (***). Меха-
низм работы алгоритма setjmp похож на механизм функции save_context, расс-
мотренный в предыдущем разделе, если не считать того, что функция
save_context помещает новый контекстный уровень в стек, в то время как
setjmp сохраняет контекст в пространстве процесса и после выхода из него вы-
полнение продолжается в прежнем контекстном уровне. Когда ядру понадобится
восстановить контекст,
---------------------------------------
(***) Эти алгоритмы не следует путать с имеющими те же названия библиотечны-
ми функциями, которые могут вызываться непосредственно из пользова-
тельских программ (см. [SVID 85]). Однако действие этих функций похо-
же.
158
сохраненный в результате работы алгоритма setjmp, оно исполнит алгоритм
longjmp, который восстанавливает контекст из пространства процесса и имеет,
как и setjmp, код завершения, равный 1.
темы и адресным пространством задачи
До сих пор речь шла о том, что процесс выполняется в режиме ядра или в
режиме задачи без каких-либо перекрытий (пересечений) между режимами. Одна-
ко, при выполнении большинства системных функций, рассмотренных в последней
главе, между пространством ядра и пространством задачи осуществляется пере-
сылка данных, например, когда идет копирование параметров вызываемой функции
из пространства задачи в пространство ядра или когда производится передача
данных из буферов ввода-вывода в процессе выполнения функции read. На многих
машинах ядро системы может непосредственно ссылаться на адреса, принадлежа-
щие адресному пространству задачи. Ядро должно убедиться в том, что адрес,
по которому производится запись или считывание, доступен, как будто бы рабо-
та ведется в режиме задачи; в противном случае произошло бы нарушение стан-
дартных методов защиты и ядро, пусть неумышленно, стало бы обращаться к ад-
ресам, которые находятся за пределами адресного пространства задачи (и, воз-
можно, принадлежат структурам данных ядра). Поэтому передача данных между
пространством ядра и пространством задачи является "дорогим предприятием",
требующим для своей реализации нескольких команд.
+--------------------------------------------------------+
| fubyte: # пересылка байта из |
| # пространства задачи |
| prober $3,$1,*4(ap) # байт доступен ? |
| beql eret # нет |
| movzbl *4(ap),r0 |
| ret |
| eret: |
| mnegl $1,r0 # возврат ошибки (-1) |
| ret |
+--------------------------------------------------------+
Рисунок 6.17. Пересылка данных из пространства задачи в
пространство ядра в системе VAX
На Рисунке 6.17 показан пример реализованной в системе VAX программы пе-
ресылки символа из адресного пространства задачи в адресное пространство яд-
ра. Команда prober проверяет, может ли байт по адресу, равному (регистр ука-
зателя аргумента + 4), быть считан в режиме задачи (режиме 3), и если нет,
ядро передает управление по адресу eret, сохраняет в нулевом регистре -1 и
выходит из программы; при этом пересылки символа не происходит. В противном
случае ядро пересылает один байт, находящийся по указанному адресу, в ре-
гистр 0 и возвращает его в вызывающую программу. Пересылка 1 символа потре-
бовала пяти команд (включая вызов функции с именем fubyte).
В этой главе мы пока говорили о том, каким образом осуществляется перек-
лючение контекста между процессами и как контекстные уровни запоминаются в
стеке и выбираются из стека, представляя контекст пользовательского уровня
как статический объект, не претерпевающий изменений при восстановлении кон-
текста процесса. Однако, с виртуальным адресным пространством процесса рабо-
159
тают различные системные функции и, как будет показано в следующей главе,
выполняют при этом операции над областями. В этом разделе рассматривается
информационная структура области; системные функции, реализующие операции
над областями, будут рассмотрены в следующей главе.