内核如何阻塞与唤醒进程?

 

进程和线程

我们先从 Linux 的进程谈起,操作系统要运行一个可执行程序,首先要将程序文件加载到内存,然后 CPU 去读取和执行程序指令,而一个进程就是“一次程序的运行过程”,内核会给每一个进程创建一个名为task_struct的数据结构,而内核也是一段程序,系统启动时就被加载到内存中了。

进程在运行过程中要访问内存,而物理内存是有限的,比如 16GB,那怎么把有限的内存分给不同的进程使用呢?跟 CPU 的分时共享一样,内存也是共享的,Linux 给每个进程虚拟出一块很大的地址空间,比如 32 位机器上进程的虚拟内存地址空间是 4GB,从 0x00000000 到 0xFFFFFFFF。但这 4GB 并不是真实的物理内存,而是进程访问到了某个虚拟地址,如果这个地址还没有对应的物理内存页,就会产生缺页中断,分配物理内存,MMU(内存管理单元)会将虚拟地址与物理内存页的映射关系保存在页表中,再次访问这个虚拟地址,就能找到相应的物理内存页。每个进程的这 4GB 虚拟地址空间分布如下图所示:

进程的虚拟地址空间总体分为用户空间和内核空间,低地址上的 3GB 属于用户空间,高地址的 1GB 是内核空间,这是基于安全上的考虑,用户程序只能访问用户空间,内核程序可以访问整个进程空间,并且只有内核可以直接访问各种硬件资源,比如磁盘和网卡。那用户程序需要访问这些硬件资源该怎么办呢?答案是通过系统调用,系统调用可以理解为内核实现的函数,比如应用程序要通过网卡接收数据,会调用 Socket 的 read 函数:

ssize_t read( int fd,void *buf,size_t nbyte) 

CPU 在执行系统调用的过程中会从用户态切换到内核态,CPU 在用户态下执行用户程序,使用的是用户空间的栈,访问用户空间的内存;当 CPU 切换到内核态后,执行内核代码,使用的是内核空间上的栈。

从上面这张图我们看到,用户空间从低到高依次是代码区、数据区、堆、共享库与 mmap 内存映射区、栈、环境变量。其中堆向高地址增长,栈向低地址增长。

请注意用户空间上还有一个共享库和 mmap 映射区,Linux 提供了内存映射函数 mmap, 它可将文件内容映射到这个内存区域,用户通过读写这段内存,从而实现对文件的读取和修改,无需通过 read/write 系统调用来读写文件,省去了用户空间和内核空间之间的数据拷贝,Java 的 MappedByteBuffer 就是通过它来实现的;用户程序用到的系统共享库也是通过 mmap 映射到了这个区域。

我在开始提到的task_struct结构体本身是分配在内核空间,它的vm_struct成员变量保存了各内存区域的起始和终止地址,此外task_struct中还保存了进程的其他信息,比如进程号、打开的文件、创建的 Socket 以及 CPU 运行上下文等。

在 Linux 中,线程是一个轻量级的进程,轻量级说的是线程只是一个 CPU 调度单元,因此线程有自己的task_struct结构体和运行栈区,但是线程的其他资源都是跟父进程共用的,比如虚拟地址空间、打开的文件和 Socket 等。

阻塞与唤醒

我们知道当用户线程发起一个阻塞式的 read 调用,数据未就绪时,线程就会阻塞,那阻塞具体是如何实现的呢?

Linux 内核将线程当作一个进程进行 CPU 调度,内核维护了一个可运行的进程队列,所有处于TASK_RUNNING状态的进程都会被放入运行队列中,本质是用双向链表将task_struct链接起来,排队使用 CPU 时间片,时间片用完重新调度 CPU。所谓调度就是在可运行进程列表中选择一个进程,再从 CPU 列表中选择一个可用的 CPU,将进程的上下文恢复到这个 CPU 的寄存器中,然后执行进程上下文指定的下一条指令。

而阻塞的本质就是将进程的task_struct移出运行队列,添加到等待队列,并且将进程的状态的置为TASK_UNINTERRUPTIBLE或者TASK_INTERRUPTIBLE,重新触发一次 CPU 调度让出 CPU。

那线程怎么唤醒呢?线程在加入到等待队列的同时向内核注册了一个回调函数,告诉内核我在等待这个 Socket 上的数据,如果数据到了就唤醒我。这样当网卡接收到数据时,产生硬件中断,内核再通过调用回调函数唤醒进程。唤醒的过程就是将进程的task_struct从等待队列移到运行队列,并且将task_struct的状态置为TASK_RUNNING,这样进程就有机会重新获得 CPU 时间片。

这个过程中,内核还会将数据从内核空间拷贝到用户空间的堆上。

当 read 系统调用返回时,CPU 又从内核态切换到用户态,继续执行 read 调用的下一行代码,并且能从用户空间上的 Buffer 读到数据了。

小结

今天我们谈到了一次 Socket read 系统调用的过程:首先 CPU 在用户态执行应用程序的代码,访问进程虚拟地址空间的用户空间;read 系统调用时 CPU 从用户态切换到内核态,执行内核代码,内核检测到 Socket 上的数据未就绪时,将进程的task_struct结构体从运行队列中移到等待队列,并触发一次 CPU 调度,这时进程会让出 CPU;当网卡数据到达时,内核将数据从内核空间拷贝到用户空间的 Buffer,接着将进程的task_struct结构体重新移到运行队列,这样进程就有机会重新获得 CPU 时间片,系统调用返回,CPU 又从内核态切换到用户态,访问用户空间的数据。

我来评几句
登录后评论

已发表评论数()

相关站点

+订阅
热门文章