转载好文：《专题研究一 进程的深入理解与分析》 （早期2.4内核）

在学习Linux进程内核栈的时候，看到这篇好文，在这里转载下：

（注意：数据结构针对的是早期的2.4内核，2.6以后的内核数据结构和处理方法稍有不同，但是基本原理相同）

作者： 曹国辉 

南京凌嵌教育嵌入式Linux金牌讲师

专题研究一  进程的深入理解与分析

       进程是程序的一次执行过程。用剧本和演出来类比，程序相当于剧本，而进程则相当于剧本的一次演出，舞台、灯光则相当于进程的运行环境。

进程的堆栈

      每个进程都有自己的堆栈，内核在创建一个新的进程时，在创建进程控制块task_struct的同时，也为进程创建自己堆栈。一个进程有2个堆栈：用户堆栈和系统堆栈；用户堆栈的空间指向用户地址空间，内核堆栈的空间指向内核地址空间。当进程在用户态运行时，CPU堆栈指针寄存器指向用户堆栈地址，使用用户堆栈；当进程运行在内核态时，CPU堆栈指针寄存器指向的是内核栈空间地址，使用的是内核栈。

进程用户栈和内核栈之间的切换

       当进程由于中断或系统调用从用户态转换到内核态时，进程所使用的栈也要从用户栈切换到内核栈。系统调用实质就是通过指令产生中断，称为软中断。进程因为中断（软中断或硬件产生中断），使得CPU切换到特权工作模式，此时进程陷入内核态，进程进入内核态后，首先把用户态的堆栈地址保存在内核堆栈中，然后设置堆栈指针寄存器的地址为内核栈地址，这样就完成了用户栈向内核栈的切换。

      当进程从内核态切换到用户态时，最后把保存在内核栈中的用户栈地址恢复到CPU栈指针寄存器即可，这样就完成了内核栈向用户栈的切换。

       这里要理解一下内核堆栈。前面我们讲到，进程从用户态进入内核态时，需要在内核栈中保存用户栈的地址。那么进入内核态时，从哪里获得内核栈的栈指针呢？

      要解决这个问题，先要理解从用户态刚切换到内核态以后，进程的内核栈总是空的。这点很好理解，当进程在用户空间运行时，使用的是用户栈；当进程在内核态运行时，内核栈中保存进程在内核态运行的相关信息，但是当进程完成了内核态的运行，重新回到用户态时，此时内核栈中保存的信息全部恢复，也就是说，进程在内核态中的代码执行完成回到用户态时，内核栈是空的。

     理解了从用户态刚切换到内核态以后，进程的内核栈总是空的，那刚才这个问题就很好理解了，因为内核栈是空的，那当进程从用户态切换到内核态后，把内核栈的栈顶地址设置给CPU的栈指针寄存器就可以了。

      X86 Linux内核栈定义如下（可能现在的版本有所改变，但不妨碍我们对内核栈的理解），在/include/linux/sched.h中定义了如下一个联合结构：

union task_union {
       struct task_struct task;
       unsigned long stack[2408];
};

      从这个结构可以看出，内核栈占8KB的内存区。实际上，进程的task_struct结构所占的内存是由内核动态分配的，更确切地说，内核根本不给task_struct分配内存，而仅仅给内核栈分配8K的内存，并把其中的一部分给task_struct使用。

      这样内核栈的起始地址就是union task_union变量的地址+8K 字节的长度。例如：我们动态分配一个union task_union类型的变量如下：

unsigned char *gtaskkernelstack;
gtaskkernelstack = kmalloc(sizeof(union task_union));

       那么该进程每次进入内核态时，内核栈的起始地址均为：（unsigned char *）gtaskkernelstack + 8096 

进程上下文

       进程切换现场称为进程上下文(context)，包含了一个进程所具有的全部信息，一般包括：进程控制块（Process Control Block，PCB）、有关程序段和相应的数据集。

 

      进程控制块PCB（任务控制块）

        进程控制块是进程在内存中的静态存在方式，Linux内核中用task_struct表示一个进程（相当于进程的人事档案）。进程的静 态描述必须保证一个进程在获得CPU并重新进入运行态时，能够精确的接着上次运行的位置继续进行，相关的程序段，数据以及CPU现场信息必须保存。处理机 现场信息主要包括处理机内部寄存器和堆栈等基本数据。

进程控制块一般可以分为进程描述信息、进程控制信息，进程相关的资源信息和CPU现场保护机构。 

进程的切换

当一个进程的时间片到时，进程需要让出CPU给其他进程运行，内核需要进行进程切换。

Linux 的进程切换是通过调用函数进程切换函数schedule来实现的。进程切换主要分为2个步骤：

1. 调用switch_mm()函数进行进程页表的切换；

2. 调用 switch_to() 函数进行 CPU寄存器切换；  

__switch_to定义在\arch\arm\kernel目录下的entry-armv.S 文件中，源码如下：

ENTRY(__switch_to)

UNWIND(.fnstart    )

UNWIND(.cantunwind )

add ip, r1, #TI_CPU_SAVE

ldr r3, [r2, #TI_TP_VALUE]

stmia   ip!, {r4 - sl, fp, sp, lr} @ Store most regs on stack

#ifdef CONFIG_MMU

ldr r6, [r2, #TI_CPU_DOMAIN]

#endif

#if __LINUX_ARM_ARCH__ >= 6

#ifdef CONFIG_CPU_32v6K

clrex

#else

strex   r5, r4, [ip]            @ Clear exclusive monitor

#endif

#endif

#if defined(CONFIG_HAS_TLS_REG)

mcr p15, 0, r3, c13, c0, 3      @ set TLS register

#elif !defined(CONFIG_TLS_REG_EMUL)

mov r4, #0xffff0fff

str r3, [r4, #-15]          @ TLS val at 0xffff0ff0

#endif

#ifdef CONFIG_MMU

mcr p15, 0, r6, c3, c0, 0       @ Set domain register

#endif

mov r5, r0

add r4, r2, #TI_CPU_SAVE

ldr r0, =thread_notify_head

mov r1, #THREAD_NOTIFY_SWITCH

bl atomic_notifier_call_chain

mov r0, r5

ldmia   r4, {r4 - sl, fp, sp, pc}   @ Load all regs saved previously

UNWIND(.fnend      )

ENDPROC(__switch_to)

Switch_to的处理流程如下： 

1. 保存本进程的CPU寄存器（PC、R0 ~ R13）到本进程的栈中；

2. 保存SP(本进程的栈基地址)到task->thread.save 中；

3. 从新进程的task->thread.save恢复SP为新进程的栈基地址；

4. 从新进程的栈中恢复新进程的CPU相关寄存器值，

5. 新进程开始运行，完成任务切换。 

这里读者可能会问，在进行任务切换的时候，到底是在运行进程1还是运行进程2呢？进程切换的时候，已经进行页表切换，那页表切换之后，切换进程使用的是进程1还是进程2的页表呢？ 

要回答这个问题，首先我们要明白由谁来完成进程切换？ 

通过对操作系统的理解，毫无疑问，进程切换是由内核来完成的，也就是说，在进行进程切换时，CPU运行在内核模式，使用的是内核空间的内核代码，它既不属于进程1，也不属于进程2，当进程的时间片到时，内核提供服务来完成进程的切换。既不使用进程1的页表，也不使用进程2的页表，使用的内核映射页表。这样我们就很好理解上面的问题了。 

希望这篇文的对大家深入理解进程有所帮助。