鸿蒙研究站 | 每天死磕一点点 | 2022.05.23 更新

本篇关键词：进程上下文、、、

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内核汇编相关篇为:

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再看下那些地方会调用 LOS_ArchMmuContextSwitch，下图一目了然。

哪些地方会切换mmu上下文

  • 第一：通过调度算法，被选中的进程的空间改变了，自然映射页表就跟着变了，需要切换mmu上下文，还是直接看代码。代码不是很多，就都贴出来了，都加了注释，不记得调度算法的可去系列篇中看 鸿蒙内核源码分析(调度机制篇)，里面有详细的阐述。

    //调度算法-进程切换
STATIC VOID OsSchedSwitchProcess(LosProcessCB *runProcess， LosProcessCB *newProcess)
{
    if (runProcess == newProcess) {
        return;
    }
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
    runProcess->processStatus = OS_PROCESS_RUNTASK_COUNT_DEC(runProcess->processStatus);
    newProcess->processStatus = OS_PROCESS_RUNTASK_COUNT_ADD(newProcess->processStatus);

    LOS_ASSERT(!(OS_PROCESS_GET_RUNTASK_COUNT(newProcess->processStatus) > LOSCFG_KERNEL_CORE_NUM));
    if (OS_PROCESS_GET_RUNTASK_COUNT(runProcess->processStatus) == 0) {//获取当前进程的任务数量
#endif
        runProcess->processStatus &= ~OS_PROCESS_STATUS_RUNNING;
        if ((runProcess->threadNumber > 1) && !(runProcess->processStatus & OS_PROCESS_STATUS_READY)) {
            runProcess->processStatus |= OS_PROCESS_STATUS_PEND;
        }
#if (LOSCFG_KERNEL_SMP == YES)
    }
#endif
    LOS_ASSERT(!(newProcess->processStatus & OS_PROCESS_STATUS_PEND));//断言进程不是阻塞状态
    newProcess->processStatus |= OS_PROCESS_STATUS_RUNNING;//设置进程状态为运行状态
    if (OsProcessIsUserMode(newProcess)) {//用户模式下切换进程mmu上下文
        LOS_ArchMmuContextSwitch(&newProcess->vmSpace->archMmu);//新进程->虚拟空间中的->Mmu部分入参
    }
#ifdef LOSCFG_KERNEL_CPUP
    OsProcessCycleEndStart(newProcess->processID， OS_PROCESS_GET_RUNTASK_COUNT(runProcess->processStatus) + 1);
#endif /* LOSCFG_KERNEL_CPUP */
    OsCurrProcessSet(newProcess);//将进程置为 g_runProcess
    if ((newProcess->timeSlice == 0) && (newProcess->policy == LOS_SCHED_RR)) {//为用完时间片或初始进程分配时间片
        newProcess->timeSlice = OS_PROCESS_SCHED_RR_INTERVAL;//重新分配时间片，默认 20ms
    }
}
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    这里再啰嗦一句，系列篇中已经说了两个上下文切换了，一个是这里的因进程切换引起的mmu上下文切换，还一个是因task切换引起的CPU的上下文切换，还能想起来吗？

  • 第二：是加载ELF文件的时候会切换mmu，一个崭新的进程诞生了，具体翻看(进程映像篇)。其余是虚拟空间回收和刷新空间的时候，这个就自己看代码去吧。mmu是如何快速的通过虚拟地址找到物理地址的呢？答案是：TLB ，注意上面还有个TTB，一个是寄存器， 一个是cache，别搞混了。

asid寄存器

asid(Adress Space ID) 进程标识符，属于CP15协处理器的C13号寄存器，ASID可用来唯一标识进程，并为进程提供地址空间保护。当TLB试图解析虚拟页号时，它确保当前运行进程的ASID与虚拟页相关的ASID相匹配。如果不匹配，那么就作为TLB失效。除了提供地址空间保护外，ASID允许TLB同时包含多个进程的条目。如果TLB不支持独立的ASID，每次选择一个页表时（例如，上下文切换时），TLB就必须被冲刷（flushed）或删除，以确保下一个进程不会使用错误的地址转换。

TLB页表中有一个bit来指明当前的entry是global(nG=0，所有process都可以访问)还是non-global(nG=1，only本process允许访问)。如果是global类型，则TLB中不会tag ASID；如果是non-global类型，则TLB会tag上ASID，且MMU在TLB中查询时需要判断这个ASID和当前进程的ASID是否一致，只有一致才证明这条entry当前process有权限访问。

看到了吗？如果每次mmu上下文切换时，把TLB全部刷新已保证TLB中全是新进程的映射表，固然是可以，但效率太低了！！！进程的切换其实是秒级亚秒级的，地址的虚实转换是何等的频繁啊，怎么会这么现实呢，真实的情况是TLB中有很多很多其他进程占用的物理内存的记录还在，当然他们对物理内存的使用权也还在。所以当应用程序 new了10M内存以为是属于自己的时候，其实在内核层面根本就不属于你，还是别人在用，只有你用了1M的那一瞬间真正1M物理内存才属于你，而且当你的进程被其他进程切换后，很大可能你用的那1M也已经不在物理内存中了，已经被置换到硬盘上了。明白了吗？只关注应用开发的同学当然可以说这关我鸟事，给我的感觉有就行了，但想熟悉内核的同学就必须要明白，这是每分每秒都在发生的事情。

最后一个函数留给大家，asid是如何分配的？

/* allocate and free asid */
status_t OsAllocAsid(UINT32 *asid)
{
    UINT32 flags;
    LOS_SpinLockSave(&g_cpuAsidLock， &flags);
    UINT32 firstZeroBit = LOS_BitmapFfz(g_asidPool， 1UL << MMU_ARM_ASID_BITS);
    if (firstZeroBit >= 0 && firstZeroBit < (1UL << MMU_ARM_ASID_BITS)) {
        LOS_BitmapSetNBits(g_asidPool， firstZeroBit， 1);
        *asid = firstZeroBit;
        LOS_SpinUnlockRestore(&g_cpuAsidLock， flags);
        return LOS_OK;
    }

    LOS_SpinUnlockRestore(&g_cpuAsidLock， flags);
    return firstZeroBit;
}
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百文说内核 | 抓住主脉络

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