讀《萊昂氏UNIX源代碼分析》

在unix早期的代碼中，schedule和swap兩個核心任務都是由0號進程來負責的，這個樸實的設計就是unix系統最最原始的設計，由於unix在開始設計的時候十分清楚進程應該作什麼不該該作什麼，應該作它本職的工做，而諸如調度和置換之類的任務不該該由用戶進程負責，可是linux後來顛覆了這個想法，畢竟頻繁的切換帶來的開銷已經基本抵消了分工設計帶來的優雅，因而就將調度工做分擔給了各個進程自己，而置換工做仍舊由 內核進程來完成可是卻不是0號進程，而0號進程最終退化成了一個idle進程。

咱們從原始的unix 6的代碼中能夠看到schedule的實現，該實現中一共進行了兩次切換而不是像linux中的那樣僅僅一次，起初切換到0號進程，實際上就是切換了一下堆棧，核心堆棧切換到了0號進程就能夠說當前的進程是0號進程了，代碼執行流依舊往下走，切換堆棧並無修改pc寄存器的值，所以進行了第一次切換之後的代碼就成了0號進程執行的了，0號進程接下來作什麼呢？其實很簡單，就是在全部被換進內存的進程中找一個最值得運行的，這就涉及到了具體的調度策略。待0號進程選擇好了下一個進程以後，最後進行第二次切換，也就是切換到這個被選中的進程，切換的過程是簡單的，就是核心棧的切換，而後就是切換頁表，實際上那個時候的頁表被叫作區表，系統尚未實現徹底的虛擬內存管理，PDP-11機器使用寄存器來實現相似X86頁表的功能，在切換的過程當中，將負責「虛擬頁面」和物理頁面映射的寄存器修改一下就能夠了，由於一個時刻只有一個進程是運行態，因此進程的核心棧所在的位置是一個肯定的位置，unix的這個設計很是好，系統變得簡單，只須要將這個肯定位置的「虛擬內存」地址指向新進程的物理內存地址就能夠了，物理內存由malloc分配，注意和標準c庫的malloc的區別和聯繫，區別是功能不一樣，聯繫是實現思想相同。這裏不深談其它的地址映射，實際上內核空間的代碼是共享的，而用戶空間的不一樣，PDP-11機器分別用兩組寄存器來進行內核空間和用戶空間的地址映射，因而可知內核空間的映射是相同的，而且和後來的linux同樣，也用了一一的線性映射。這裏能夠看出代碼和數據的區別，雖然在調度函數裏面執行的是一個函數的代碼，可是倒是不一樣的3個進程在執行，因此正是數據將進程區別了開來，而不是代碼，數據又被分爲堆棧等等，所以切換了堆棧就是切換了進程，固然這裏的堆棧是核心堆棧。這個設計被後來的windows所採用，一直到如今的Windows NT都直接體現了古老的unix的這一思想，將核心堆棧等等一些核心的數據結構放置於一個固定的內存地址，而linux卻不是這樣，這得益於linux中task_struct這一精巧結構的實現，在windows中和unix同樣也是將進程的控制塊分爲了相似U區和proc結構，而且unix自從設計之初，優先級的概念就很重要，後來windows的IRQL也是借鑑了這一思想，說說看，linux是類unix系統嗎？除了API同樣以外幾乎徹底顛覆了unix的一切，倒不如說windows的某些設計和unix很類似，固然這裏不談微內核和大內核。

通觀unix 6代碼的fork和newproc函數的實現，簡直叫一個妙啊，很簡單，很明瞭，在父進程中直接返回子進程的pid，而子進程直接掛入進程隊列，待到系統進行調度的時候也就是switch的時候，子進程會返回switch的返回值，也就是0，switch的返回值簡直就是一石三鳥啊！unix在當時其實尚未徹底實現虛擬存儲，僅僅是很樸素的虛擬內存的概念，所以並無後來複雜的請求調頁機制，而是整個進程的換入換出，負責這件事的就是0號進程最後的那個無限大循環。在linux的請求調頁實現中，專門有一個內核線程負責頁面的換入和換出，固然必須處理的就是缺頁異常，linux靠缺頁處理以及kswapd實現了請求調頁。

總之，若是你想深刻理解操做系統原理，那麼務必看一下《萊昂氏UNIX源代碼分析》這一本書，這本書的份量能夠任何講操做系統的書都要重，從中你能夠獲得操做系統最精髓的部分，比現現在動則五六百頁的書要簡單得多，簡單就是美。只求理解精髓！10000行左右的代碼居然詮釋瞭如此一個龐然大物，而且做爲後面幾乎全部操做系統的藍本一直髮展壯大着，直到如今。