操作系统中任务调度的实现

简介

说起任务调度，我想我们大家都非常熟悉，任何一本操作系统教程，都对此描述得非常详细，不过，他们大多数都是站在理论高度，然而具体到某台实际的机器上，某个实际的操作系统当中，它们具体是怎样用代码去实现的，描述却相对较少。本报告将站在一个编写实际操作系统的角度，去研究一下在Intel 386 CPU结构上怎样去实现任务调度。

本实验的任务调度采用了最简单的时间片轮转算法，因为它的目的并不在于研究采用何种算法调度更有效，而在于研究怎样去调度。我想，在知道了CPU硬件是怎样支持任务调度之后，你可以采用任何一种你喜欢的算法去完成这样的调度。

本实验将同样基于 pyos 系统，你可以在http://purec.binghua.com（纯C论坛）上找到它的全部源代码及资料。

 

任务调度概述

现在的CPU都拥有很强的计算能力，运算速度非常快，然而外部设备却与之速度差距甚远，比如说一个进程需要从磁盘上读取一个文件，那么，此进程需要先通过CPU发送一个读磁盘命令，在磁盘控制器得到这个命令后，磁盘控制器需要启动磁盘驱动器，找到欲读写的磁头、磁道、扇区，然后发出读命令，将数据读到磁盘控制器的缓冲区中，最后再通知CPU到缓冲区中取走数据，我们可以将这一段磁盘驱动器办事的时间称之为数据准备时间，而在这一段数据准备时间内，当前进程因为等待数据而无事可干，进而CPU也无事可干，这样，CPU的效率就显得极低。于是，我们就采用一种更好的策略，先将这个进程调出CPU，而将一个新的进程调入CPU内，当原来进程在等待数据的时候，CPU可以开始执行这个新的进程，当原进程数据准备好后，CPU再将现在执行的这个进程调出去，重新调入原来的进程继续执行，这样CPU就不会出现空等待的情况，CPU的利用率也将因此而大大提高。

于是，现在的CPU都可以同时启动多个进程，不过只有一个进程正在被CPU执行，而其余的进程都因为这样或那样的原因在等待着CPU重新调入执行。通行的做法是，由操作系统给每个进程分配一定的时间片，这个时间片表明了该进程一次可以使用多长时间的CPU，当此进程使用时间到了之后，操作系统就会将其调出CPU，同时将另外一个进程调入CPU让其执行，由于每个进程所分得的时间片都很小，通常是几十个毫秒，因此一秒钟就能让很多进程都执行一两次，这样快的速度，会让人感觉不到切换的进行，与是人们就以为是多个进程在同时运行，其实，这里的同时是宏观上而非微观上的一个观念。

把一个进程调出CPU之后，应当把哪一个进程调入CPU，这就是一种调度算法，通常操作系统会根据这样的一种算法来选定一个将被调入的进程，这是操作系统的事，而CPU并不知道操作系统会怎样选择这个进程，它只知道现在操作系统命令它调入一个新的进程。

要把一个新的进程调入，就需要把原来的进程调出，由于等一会儿说不定还需要回到原来的进程继续运行，因此就必须保存现在的CPU状态，这很像中断处理中的保护现场，那么CPU都需要保护那些信息呢？这些信息又保存在什么地方呢？这个时候，TSS（任务状态结构）就出场了。（注：一般的书上都将其称为“任务状态段”，但我认为这个称呼会与代码段、数据段之类的东东弄混。因此，这里我将其称为“任务状态结构”，其实它本质上就是一块用来存储任务相关信息的空间。）

 

TSS（任务状态结构）的结构

我们先来看看TSS的结构：

上图，就是TTS的最基本的结构，在它的后面，操作系统还可以另外增加若干字节以存放一些额外的数据，不过CPU只使用最基本的共104字节的空间。从上面的结构中我们可以看见，里面几乎保存了一个进程运行所需要使用的CPU的所有信息，下面，我们就来详细研究下这个结构。

在上图中，已经用三种色彩将上述的TSS结构分成了三部份，对于“未用”部份我们可以不必理会，另外还有两个部份：“CPU自动更新区”及“CPU只读区”，所谓“自动更新”是指当CPU在进行任务切换的时候，会自动将当前任务的相关信息存放到TSS的相应位置中，这样，CPU就保存了当前任务的相关信息。“只读区”是指CPU在任务切换时会从中读取相关信息，但是，在任务被切换出去的时候，不会保存它们，因此，“只读区”的信息是由操作系统在创建任务的时候就指定好的，CPU只是读取而不会去修改它们。

从上图中，我们知道了CPU将当前任务的相关信息保存在什么地方，不过这个TSS实在是太大了！它不可能放在CPU中，而只能被放在内存中，因此我们还需要一个指针只向内存中的TSS，这样CPU就可以通过这个指针找到相应的TSS了，这样的指针有两种，我们分别将其称为“TSS描述符”和“任务门”。

 

“TSS 描述符”及“任务门”的结构与用途

下面我们还是先来看看“TSS描述符”的结构：

上图就是“TSS描述符”结构，从图中我们可以看见，它给出了一个TSS所在的内存位置以及TSS的大小。这里需要注意的是，从前面的TSS基本结构图中我们可以知道一个TSS基本结构最小不能小于104字节，因此，这里的TSS的大小限制最小是103（TSS的最小结构的大小 104 – 1）。另外还要特别引起注意的就是图中的“B”位，这一标志位用来标志一个任务是否是忙任务。如果B位被清零，那么我们就说这个任务是一个“可用任务”，如果B位被置1，我们说这个任务是一个“忙任务”，所谓“忙任务”是指它正在被运行，或者它是一个被任务链链接起来的任务，明白“B”位的用处在实际的编程序非常重要，但在这里不打算详加描述，把详细的描述留给下面的文字完成。

从上图我们可以看出，一个“TSS描述符”指代了一个TSS结构，按理来说，这已经完全足够使用了，但是用于Intel允许在中断的时候也可以进行任务切换，这样，我们就可以把中断处理程序作为一个专门的任务，然而，中断描述符表中存放的只能是门描述符，而上面的“TSS描述符”并不是一种门描述符，因此，它不能被放在中断描述符表中，于是Intel又定义了一种“任务门”，它其实指向的是一个“TSS描述符”，但由于它是一种门描述符，因此，它可以被放在中断描述符表中，这样当发生中断的时候，CPU通过中断号查询中断描述符表，得到相应的门描述符，如果发现它是一个“任务门”，则通过它找到相应的“TSS描述符”，再通过相应的“TSS描述符”找到相应的“TSS结构”。其实，我总觉得定义“任务门”有点多此一举，但Intel已经这样做了，我们也就不得不照办。下面，我们就来看看“任务门”的结构：

上图就是“任务门”的结构，其中被用到的地方极少，Intel真是浪费啊！P位与DPL位与前面的“TSS描述符”中的相应位的作用是一样的，这里就不多述说了，余下就说说“TSS选择符”吧。

从前面的TSS描述符我们以经知道了，一个“TSS描述符”指代了一个TSS结构，通过它我们可以知道一个TSS结构在内存中的位置。那么我们又怎样得到一个“TSS描述符”的呢？它又是放在什么地方的呢？

在操作系统中，这样的TSS描述符由于会被CPU、中断服务程序、其它进程访问，因此它只能放在“全局描述符表”中（有“关全局描述符表”在《操作系统引导探究》一文中有详细描述）。因此我们需要用一个索引来指出“TSS描述符”在全局描述符表中的位置，这样我们就可以找到相应的“TSS描述符”了，这个索引就被称之为“TSS选择符”，顾名思义，它是用来在“全局描述符表”中选择“TSS描述符”的。

下面，我们通过一个图来看看CPU是怎么进行任务切换的，这个地方比较有趣的是“任务门”与“TSS描述符”都是放在“全局描述符”表中的，并且都需要一个索引指出它们在表中的位置，而这个索引都是一个选择符，分别称为“任务门选择符”与“TSS选择符”。

 

CPU任务切换行为概述

上图就是一个任务切换发生情况的示意图，我们下面就来详细说明一下这个图。

从图上我们可以看出，CPU在下述三种情况下发生了任务切换：

1. 使用了jmp，call指令，而指令的操作符，也即目标地址指向了一个“TSS描述符”或者一个“任务门描述符”。（而这个任务门描述符其实还是指向了一个“TSS描述符”）。

2. 产生了中断，而中断向量指向了中断向量表中的一个“任务门描述符”。

3. 使用了IRET指令，并且在执行这个指令的时候EFLAGS寄存器中的NT位被置1了。

而在这三种情况下发生的任务切换CPU还有不同的动作，下面就让我们来详细的看一看。

1. 如果这个切换是由 jmp 指令引起的，那么，CPU会首先进行特权检查，并检查目标任务的B位（忙位）是否为0，然后CPU将目标任务的B位置为1，把当前任务的B位清零，随后，CPU把当前任务的状态信息压入相应的TSS结构中，并从目标任务的TSS结构中取出相应信息，这样，就完成了一次任务切换。

2. 如果这个切换是由 call 指令或中断引起的，那么，CPU在进行完特权检查后，同样会检查目标任务的B位是否为0