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作者：杀手的童话 Linux下每个用户空间进程（不是kernel thread）都有两个堆栈，一个内核栈，一个系统栈。 其中内核栈在创建进程或者线程（do_fork）是创建，在2.6内核中，他的内容如下： union thread_union { struct thread_info thread_info; unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)]; }; 由此可见，此内核栈的高端用于作为堆栈，底端用于存放thread_info（不是task_struct）。此堆栈用于存放进程在内核时的 call frames或者接收到中断时的现场状态（pt_regs），在有些体系结构下，也存放同步上下文切换时的状态（switch_stack）。内核栈不能动态增长。 用户栈在进程调用execve的时候（参见fs/binfmt_*.c文件中的load_binary函数，大概是这个函数）创建，对于用 clone创建的线程来说，它可以由用户来指定，用户栈和内核没有任何关系，它用于存放进程在用户空间时的call frames。用户堆栈可以动态增长。 线程（英语：thread）是操作系统能够进行运算调度的最小单位。它被包含在进程之中，是进程中的实际运作单位。一条线程指的是进程中一个单一顺序的控制流，一个进程中可以并发多个线程，每条线程并行执行不同的任务。在Unix System V及SunOS中也被称为轻量进程（lightweight processes），但轻量进程更多指内核线程(kernel thread)，而把用户线程(user thread)称为线程。 线程是独立调度和分派的基本单位。线程可以操作系统内核调度的内核线程，如Win32线程；由用户进程自行调度的用户线程，如Linux Portable Thread；或者由内核与用户进程，如Windows 7的线程，进行混合调度。 同一进程中的多条线程将共享该进程中的全部系统资源，如虚拟地址空间，文件描述符和信号处理等等。但同一进程中的多个线程有各自的调用栈(call stack)，自己的寄存器环境（register context)，自己的线程本地存储(thread-local storage)。 一个进程可以有很多线程，每条线程并行执行不同的任务。 每个进程都有自己的 3 G 用户空间，它们共享1GB的内核空间。当一个进程从用户空间进入内核空间时，它就不再有自己的进程空间了.对内核线程的虚拟空间总结一下： １、创建的时候： 父进程是用户进程，则mm和active_mm均共享父进程的，然后内核线程一般调用daemonize 父进程是内核线程，则mm和active_mm均为NULL 总之，内核线程的mm = NULL；进程调度的时候以此为依据判断是用户进程还是内核线程。 ２、进程调度的时候 如果切换进来的是内核线程，则置active_mm为切换出去的进程的active_mm； 如果切换出去的是内核线程，则置active_mm为NULL。 linux在创建用户任务的时候，给每个任务都分配了一个kernel modestack。一个运行在用户态的任务如果被一个IRQ打断，中断处理要做一次堆栈切换。这时linux好像使用了任务的kernel modestack，也就是说linux系统中没有一个唯一的系统堆栈，而是每一个任务都有一个系统堆栈，中断处理的栈使用的就是被打断任务的系统堆栈。 内核线程也是进程，只不过没有自己的用户空间，但task_struct和内核堆栈还是得有的，要不怎么运行呢？ [1.内核在主动进行进程调度时,可以自己设置将要投入运行进程的 sp0为TSS段中的sp0,则该用户进程在进入内核后使用的是它自身的系统堆栈,但如果cpu运行在某一用户进程时,而为另一用户进程服务的外部中断发 生了,在进入内核后使用的是当前用户进程的系统堆栈,还是中断服务的另一用户进程的系统堆栈呢? 2操作系统映象是否拥有自己的堆栈空间?还是利用用户进程的系统堆栈? 回答： 1。外部中断不是为某个用户进程服务的，是为整个操作系统服务的，它始终用当前进程的核心堆栈。??????中断栈 从《深入Linux内核构架》中可以知道：内核在IA-32平台上，早期(2.6.36及之前)内核如 果配置了4K内核栈（CONFIG_4KSTACKS）（默认是8K），对于常规的内核工作以及IRQ处理例程共用这个栈来说似乎有点不够用，所有引入了 两个栈：硬件IRQ栈和软件IRQ栈。在这种情况下，当内核进入中断之后，检测自己所在的栈是内核栈还是中断栈。如果是中断栈（中断嵌套情况）就去执行中 断例程；如果是内核栈就切换到中断栈，同时复制当前内核栈中的部分thread_info数据到中断栈。 但是2.6.36之后的内核就不再有4K内核栈的配置，对于IA-32统一使用8K内核栈，并总是使用两个独立的8K中断栈。这样的改变应该是由于计算机性能的提高、内存的扩大（4G内存已经很平常，16G、32G内存也已不新鲜）以及软件的复杂度提高（对栈的需求增加）。 跟踪了ARM构架的内核代码发现其中（arch/arm/kernel/irq.c）并没有和x86类似的栈转换设计。也就是说：ARM并没有独立的中断栈，中断共用当前进程的内核栈。Linux 0.11 系统中共使用了四种堆栈。 一种是系统初始化时临时使用的堆栈； 一种是供内核程序自己使用的堆栈（内核堆栈），只有一个，位于系统地址空间固定的位置，也是后来任务0 的用户态堆栈； 另一种是每个任务通过系统调用，执行内核程序时使用的堆栈，我们称之为任务的内核态堆栈，每个任务都有自己独立的内核态堆栈； 最后一种是任务在用户态执行的堆栈，位于任务（进程）地址空间的末端。 也就是说，schedule()的时候发生上下文切换，何时调用schedule()? 1.程序员显示调用schedule(). 2.内核提供need_reshed标志表明是否需要重新执行一次调度，每个进程都包含一个need_reshed标志（2.6中移入thread_info某个特殊变量的一位）。 1）当某个进程耗尽时间片时，scheduler_tick()会设置这个标志。 2）当一个优先级高的程序进入可执行状态的时候，try_to_wake_up()也会设置这个标志。 3）再返回用户空间以的时候，内核会检查need_reshed。 4）从中断返回的时候，内核会检查need_reshed 实时调度策略 Linux提供了两种实时调度策略：SCHED_FIFO和SCHED_RR。普通、非实时的调度策略是SCHED_NORMAL。 SCHED_FIFO级的进程会比任何SCHED_NORMAL级的进程都先得到调度，一旦一个SCHED_FIFO级进程处于可执行状态，就会一直执 行，直到它自己受阻塞或显式地释放处理器。它不基于时间片，可以一直执行下去，只有较高优先级的SCHED_FIFO或者SCHED_RR任务才能抢占 SCHED_FIFO任务。 SCHED_RR是带时间片的SCHED_FIFO，是一种实时轮流调度算法。 这两种实时算法实现的都是静态优先级，内核不为之计算动态优先级。 Linux的实时调度算法提供一种软实时的工作方式，内核调度进程，尽力使进程在它的限定时间到来前运行，但内核不保证总能满足这些进程的要求。 |
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