Linux V2.2.X(i386体系结构)进程管理分析

2/9/2008来源:Oracle教程人气:4623


  linux V2.2.X(i386体系结构)进程治理分析及最大进程数的限制的突破
  进程治理是操作系统最要害的部分,它的设计和实现直接影响到整个系统的性能。在一个多进程的操作系统中,一个时间段内可以有多个进程“并发”执行。这样就避免了较为快速的cpu等待较为低速的I/O设备的情况,提高了cpu利用率,从而提高系统的性能。另一个方面,同时运行多个进程,就可以同时提供多种服务或者同时为更多的客户服务,这也是现代操作系统的基本任务。
  
  在基于Intel i386体系结构的Linux操作系统中,已经提供了这样的多进程运行的支持。通过合理的选择进程调度算法,可以获得比较好的平均相应时间和较高的系统性能。但是,美中不足的是,在目前的2.2.x版本的Linux内核中,存在对最大进程数的限制。也就是说,在目前的Linux系统中,最多只能有4090个用户进程同时存在。对于一般的桌面应用,这个数目是绰绰有余。但是,对于企业级的服务器应用来说,则是不够的。
  
  设想一个典型的Web服务器软件,它们一般都采用多进程/线程的结构。每当接到一个连接请求,就产生一个子进程/线程来处理。显然,对于一个重负载的服务器来说,同时有成千上万个连接是很常见的。而这时,采用kernel 2.2.x的系统就不能胜任了。因此,可以说正是因为存在这个最大进程数的限制,使得Linux不能胜任企业级服务器操作系统的工作。事实上,目前这个级别的操作系统一般都是较为成熟,并且没有上述限制的Solaris、AIX、HP-UX等系统。
  
  值得一提的是,众多的Linux开发者已经熟悉到了这个问题。kernel 2.2.x的后续版本,例如试验版本2.3.x和2.4都已经着手解决这个问题。然而,现在离2.4的发布还有很长的时间,同时2.4在使用中达到稳定,又需要一段时间。在这一段时间中,我们是不是只有等待或者选用其他系统呢?或者说,能否有一种方案,可以在2.2.x的内核上突破这个进程数的限制呢?
  
  要回答这个问题,就必须先对2.2.x核心的进程治理加以分析。
  
  一、i386体系结构与kernel V2.2.X存储治理
  
  提到进程治理就必须首先了解基本的i386体系结构和存储治理。这是因为体系结构决定了存储治理的实现,而进程治理又与存储治理密不可分。在现代操作系统中,存储治理一般都采用虚拟存储的方式,也就是系统使用的地址空间与实际物理地址空间不同,是“虚拟”的地址。处理器提供一定的机制将“虚拟”的地址转换为实际的地址。操作系统的存储治理就是基于处理器提供的地址转换机制来实现的。
  
  基本的存储治理有两种方式,即段式和页式。段式治理就是将内存划分为不同的段(segment),通过段指针来访问各个段的方法。在比较早的系统中,如pdp-11等就是采用这种方法。这种方法的缺点是在设计程序时必须考虑段的划分,这是很不方便的。页式治理就是将内存划分为固定大小的若干个页面(page),以页面为单位分配使用。通过页映射表完成地址转换。
  
  i386的存储治理采用两级虚拟的段页式治理,就是说它先分段,再分页。具体地说,它通过gdt(Global Descriptor Table)和ldt(Local Descriptor Table)进行分段,把虚拟地址转换为线性地址。然后采用两级页表结构进行分页,把线性地址转换为物理地址。下图表示了i386中虚拟地址到物理地址的转换:
  
  在Linux中,操作系统处于处理器的0特权级,通过设置gdt,将它的代码和数据放在独立的段中,以区别于供用户使用的用户数据段和代码段。所有的用户程序都使用相同的数据段和代码段,也就是说所有的用户程序都处于同一个地址空间中。程序之间的保护是通过建立不同的页表映射来完成的。Linux 2.2.x gdt表中的段描述符如下图所示:
  
  在实际的使用中,用户程序还可以通过调用设置ldt的系统调用来拥有自己的地址空间。
  
  二、Kernel 2.2.x进程治理
  
  进程是一个程序的一次执行的过程,是一个动态的概念。在i386体系结构中,任务和进程是等价的概念。进程治理涉及了系统初始化、进程创建/消亡、进程调度以及进程间通讯等等问题。在Linux的内核中,进程实际上是一组数据结构,包括进程的上下文、调度数据、信号处理、进程队列指针、进程标识、时间数据、信号量数据等。这组数据都包括在进程控制块PCB(PRocess Control Block)中。
  
  Linux进程治理与前面的i386体系结构关系十分密切。前面已经讨论了i386所采用的段页式内存治理的基本内容,实际上,i386中的段还有很多用处。例如,在进程治理中要用到一种非凡的段,就是任务状态段tss(Task Status Segment)。每一个进程都必须拥有自己的tss,这是通过设置正确的tr寄存器来完成的。根据i386体系结构的定义,tr寄存器中存放的是tss的选择符(selector),该选择符必须由gdt中的项(即描述符descriptor)来映射。同样的,进程的ldt也有这种限制,即ldtr对应的选择符也必须由gdt中的项来映射。

  
  在kernel 2.2.x中,为了满足i386体系结构的这种要求,采用了预先分配进程所需要的gdt项目的方法。也就是为每一个进程保留2项gdt条目。进程PCB中的tr和ldtr值就是它在gdt中的选择符。进程与它的gdt条目的对应关系可以由task数组来表示。
  
  下面是具体的分析。
  
  1.系统初始化
  
  在Linux 2.2.x中,一些与进程治理相关的数据结构是在系统初始化的时候被初始化的。其中最重要的是gdt和进程表task。
  
  Gdt的初始化主要是确定需要为多少个进程保留空间,也就是需要多大的gdt。这是由一个宏定义NR_TASKS决定的。NR_TASKS的值就是系统的最大进程数,它是在编译的时候被确定的。由图2可以知道,gdt的大小是10+2+NR_TASKS*2。
  
  进程表task实际上是一个PCB指针数组,其定义如下: StrUCt task_struct *task[NR_TASKS] = {&init_task,};
  
  其中,init_task是系统的第0号进程,也是所有其它进程的父进程。系统在初始化的时候,必须手工设置这个进程,把它加到进程指针表中去,才能启动进程治理机制。可以看出,这里task的大小同样依靠于NR_TASKS的定义。
  
  2.进程创建
  
  在Linux 2.2.x中,进程是通过系统调用fork创建的,新的进程是原来进程的子进程。需要说明的是,在2.2.x中,不存在真正意义上的线程(Thread)。Linux中常用的线程pthread实际上是通过进程来模拟的。也就是说linux中的线程也是通过fork创建的,是“轻”进程。fork系统调用的流程如下:
  
  比较要害的步骤是:
  
  a)将新进程的PCB加入到进程表中。从前面的讨论可以知道,进程表task的大小是预先定义的,所以首先要从task中找到一个空的表项:nr = find_empty_process()。假如不能找到空的表项,说明系统已经达到了最大进程数的上限,不能创建新进程。返回的nr是空闲表项的下标。
  
  b)将父进程的地址空间复制到子进程中。在这一步中,还要复制父进程的ldt到子进程,然后在gdt中建立子进程的ldt描述符(descriptor),并将这个选择符保存在PCB中。
  
  为子进程设置tss。同时在gdt中建立子进程的tss描述符,并将这个选择符保存在PCB中。
  
  3.进程调度 这里我们暂不讨论进程调度的算法,只是看一看进程切换时应该做的工作。在Linux 2.2.x中,进程切换是在switch_to函数中完成的。Switch_to基本操作如下: 1) 设置ltr,加载新进程的tss 2) 保存原进程的fs,gs寄存器到它的PCB中。 3) 假如需要,加载新进程的ldt 4) 加载新进程的页表 加载新进程的fs和gs 以上的tss和ldt的选择符都是从进程的PCB中取出的。
  
  三、突破最大进程数的限制
  
  1.限制的起因
  
  通过以上的讨论,我们可以看出Linux 2.2.x最大进程数限制产生的原因: Linux 2.2.x中定义的宏NR_TASKS,在编译时静态决定了X86系统运行时的进程数上限。该数在系统初始化时静态决定了gdt表的总长度。但因为i386体系结构的特点,全局描述符表寄存器gdtr长度域为16位,每项描述符为8字节,故可容纳的 最大描述符数 = 1《(16-3)=1《13 = 8192 个。 内核在初始化时对gdt表的前12 项已有非凡安排,如下所示: 1) 空描述符(第0项),保留描述符(第1,6,7项) 2) 内核代码、数据段(第2,3项) 及用户代码、数据段(第4,5项) 3) APM BIOS 使用段(第8--11项) 同时由于每个进程需要两项分别存放tss和ldt描述符,因此理论上 可用于进程的数目为 = (8192-12)/2=4090个。
  
  2.解决方案
  
  可见,突破最大进程数的限制,必须解决没有足够的gdt表项的问题。Gdt的大小是硬件限制的,所以只能考虑动态地设置进程的tss和ldt描述符,取消为进程预先分配gdt空间的做法。
  
  事实上,根据进程数据结构PCB的分析可知,内核中可以动态地寻址到每个进程的tss 和ldt (假如有的话)段,因此在任务切换时通过PCB指针即可引用上述两段的寻址,分别为:
  
  进程tss段:proc->tss 进程ldt段:proc->mm->segments
  
  所以,静态地分配并保留这两个段的描述符是完全没有必要的。我们可以在任何需要的时候建立起它们,例如在切换时将该两段的段描述符动态设置到gdt表中即可。
  
  这种方法的要害在于在gdt中为每个cpu保留两个描述符,分别存放该cpu上正在运行的进程的tss、ldt描述符。这两个描述符则是在进程切换时由操作系统根据进程PCB中的内容建立起来的。
  
  3.方案实现
  
  要突破上述4090进程数的限制,需要动态设置进程的TSS及LDT段描述符。具体体现在两方面:
  
  1)系统初始化: a)在head.S中将静态设置的GDT表长度置为最大值8192。 b)在desc.h的GDT表定义中,在进程可用的第一项位置插入NR_CPUS*2项,作为每颗C