說明

• 閱讀的代碼是 xv6-riscv 版本的

概述

從一個用戶進程（舊進程）切換到另一個用戶進程（新進程）所涉及的步驟：

• 通過中斷機制，從trap機制進入內核線程
• 調用swtch從該進程進行上下文切換，切換到到調度進程
• 通過調度進程切換到新進程的內核線程
• 在通過trap機制返回到新進程用戶線程

上面過程就簡單闡述，是怎樣進行進程切換的
當然，里面會有很多細節，后面會詳細介紹

從用戶線程到內核線程

這一部分在上一章是有過介紹的，通過中斷機制，通過uservec保存寄存器，然后進入usertrap()

usertrap

void usertrap(void) {int which_dev = 0;if((r_sstatus() & SSTATUS_SPP) != 0)panic("usertrap: not from user mode");//省略 ··········// give up the CPU if this is a timer interrupt.if(which_dev == 2)yield();usertrapret(); }

其他部分就不過多贅述了(上一篇博客講的很詳細),通過判斷中斷類型，這是一個定時器中斷，就調用yield()函數

從舊進程進入調度進程

yield

// Give up the CPU for one scheduling round. void yield(void) {struct proc *p = myproc();acquire(&p->lock);p->state = RUNNABLE;sched();release(&p->lock); }

該函數干的事情很簡單，先獲取該進程的鎖，將進程狀態設置為RUNNABLE
然后調用sched()函數進行后續操作
題：為什么再設置進程狀態前，要先獲取該進程的鎖呢
因為一旦將進程狀態設置為RUNNABLE，調度器就會認為該進程處于等待狀態的可能會讓他接下來運行，但實際上，該進程還是處于運行狀態的
如果這是一個多核CPU的，就可能會發生一個進程被兩個CPU同時運行，程序可能會立馬崩潰。
所以我們要保證改變進程狀態，保存寄存器，載入另一個進程的寄存器這三步是原子的。

sched

void sched(void) {int intena;struct proc *p = myproc();if(!holding(&p->lock))panic("sched p->lock");if(mycpu()->noff != 1)panic("sched locks");if(p->state == RUNNING)panic("sched running");if(intr_get())panic("sched interruptible");intena = mycpu()->intena;swtch(&p->context, &mycpu()->context);mycpu()->intena = intena; }

• 該函數操作也很簡單，進行一系列判斷（防御性編程）
• 將mycpu()->intena保存下來，因為切換進程后，他會被改變
• 調用swtch切換上下文，該函數完成后就會進行入了調度進程
• 恢復mycpu()->intena（要等到該進程再次拿到CPU）

swtch

這是一段匯編代碼，主要干的工作是將該進程的寄存器保存下來，然后載入調度進程的寄存器

.globl swtch swtch:# 保存寄存器sd ra, 0(a0)# 省略```````````````````sd s11, 104(a0)# 恢復所要切換進程的寄存器ld ra, 0(a1)# 省略```````````````````ld s11, 104(a1)ret

問題：為什么RISC-V中有32個寄存器，但是swtch函數中只保存并恢復了14個寄存器？
因為swtch函數是從C代碼調用的，所以我們知道Caller Saved Register會被C編譯器保存在當前的棧上。

該函數完成后，就進入了調度進程

調度

scheduler

void scheduler(void) {struct proc *p;struct cpu *c = mycpu();c->proc = 0;for(;;){//通過確保設備可以中斷來避免死鎖。intr_on();for(p = proc; p < &proc[NPROC]; p++) {acquire(&p->lock);if(p->state == RUNNABLE) {// 切換到所選的進（釋放它的鎖，然后在跳回我們之前重新獲取它）p->state = RUNNING;c->proc = p;swtch(&c->context, &p->context);// 進程目前已完成運行。c->proc = 0;}release(&p->lock);}} }

• 進程切換過來，是切換到swtch(&c->context, &p->context)這一行的，后面他會先釋放鎖
  （避免該進程永遠無法被調度，該鎖是在yield()函數中獲取的）

• scheduler在進程表上循環查找可運行的進程，該進程具有p->state == RUNNABLE。一旦找到一個進程，它將設置CPU當前進程變量c->proc，將該進程標記為RUNINING，然后調用swtch開始運行它

• scheduler在一開始要獲取進程鎖，將RUNNABLE進程轉換為RUNNING，在內核線程完全運行之前（在swtch之后，例如在yield中）絕不能釋放鎖。

調用swtch后就會進入另一個進程了

從調度進程進入新進程

該過程也是在完成swtch后完成切換的
他會從sched函數返回

void sched(void) {int intena;struct proc *p = myproc();//、、、、、、、、、、、、、、swtch(&p->context, &mycpu()->context);mycpu()->intena = intena; }

他會返回到swtch處，然后恢復 mycpu()->intena

從內核線程返回用戶線程

這后面就是一步步返回，通過trap機制返回用戶層，在上一篇博客講的很詳細，不過多贅述

XV6線程第一次調用swtch函數

allocproc

static struct proc* allocproc(void) {struct proc *p;//、、、、、、、、、、省略memset(&p->context, 0, sizeof(p->context));p->context.ra = (uint64)forkret;p->context.sp = p->kstack + PGSIZE;return p; }

在創建進程時，會設置ra和sp
ra很重要，因為這是進程的第一個switch調用會返回的位置。同時因為進程需要有自己的棧，所以ra和sp都被設置了。這里設置的forkret函數就是進程的第一次調用swtch函數會切換到的“另一個”線程位置。

當調度線程將CPU交給該進程時，該進程會從forkret()函數處返回，執行該函數，

// A fork child's very first scheduling by scheduler() // will swtch to forkret. void forkret(void) {static int first = 1;// Still holding p->lock from scheduler.release(&myproc()->lock);if (first) {// File system initialization must be run in the context of a// regular process (e.g., because it calls sleep), and thus cannot// be run from main().first = 0;fsinit(ROOTDEV);}usertrapret(); }

從代碼中看，它的工作其實就是釋放調度器之前獲取的鎖。函數最后的usertrapret函數其實也是一個假的函數，它會使得程序表現的看起來像是從trap中返回，但是對應的trapframe其實也是假的，這樣才能跳到用戶的第一個指令中。

總結

以上是生活随笔為你收集整理的xv6源码阅读——进程切换的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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