CPU虚拟化-机制:受限直接执行

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策略：直接执行

只需直接在CPU上运行程序即可。

OS 希望启动程序运行时，它会在进程列表中为其创建一个进程条目，为其分配一些内存，将程序代码（从磁盘）加载到内存中，找到入口点（main()函数或类似的），跳转到那里，并开始运行用户的代码。

这种方法会产生一些问题：

受限制的操作：操作系统怎么能确保程序不做任何我们不希望它做的事，同时仍然高效地运行它？

进程间切换：操作系统如何让一个进程停下来并切换到另一个进程，从而实现虚拟化CPU所需的时分共享

策略：受限直接执行

需要解决两个问题：

限制进程可以执行的指令

采用受保护的控制权转移：硬件通过提供不同的执行模式来协助操作系统。

在用户模式（user mode）下，应用程序不能完全访问硬件资源。例如，在用户模式下运行时，进程不能发出I/O请求。

在内核模式（kernel mode）下，操作系统可以访问机器的全部资源。

如果用户希望执行某种特权操作（如从磁盘读取），应该怎么做？

为了实现这一点，几乎所有的现代硬件都提供了用户程序执行系统调用的能力，允许内核小心地向用户程序暴露某些关键功能，例如访问文件系统、创建和销毁进程、与其他进程通信，以及分配更多内存。

要执行系统调用，程序必须执行特殊的陷入（trap）指令，该指令同时跳入内核并将特权级别提升到内核模式。一旦进入内核，系统就可以执行任何需要的特权操作（如果允许），从而为调用进程执行所需的工作。完成后，操作系统调用一个特殊的从陷阱返回（return-from-trap）指令，返回到发起调用的用户程序中，同时将特权级别降低，回到用户模式。

陷阱如何知道在OS 内运行哪些代码？

内核通过在启动时设置陷阱表（trap table）来实现。当机器启动时，它在特权（内核）模式下执行，因此可以根据需要自由配置机器硬件。操作系统做的第一件事，就是告诉硬件在发生某些异常事件时要运行哪些代码。例如，当发生硬盘中断，发生键盘中断或程序进行系统调用时，应该运行哪些代码？操作系统通常通过某种特殊的指令，通知硬件这些陷阱处理程序的位置。一旦硬件被通知，它就会记住这些处理程序的位置，直到下一次重新启动机器，并且硬件知道在发生系统调用和其他异常事件时要做什么（即跳转到哪段代码）。

受限直接运行协议：

LDE 协议有两个阶段。第一个阶段（在系统引导时），内核初始化陷阱表，并且CPU记住它的位置以供随后使用。内核通过特权指令来执行此操作（所有特权指令均以粗体突出显示）。第二个阶段（运行进程时），在使用从陷阱返回指令开始执行进程之前，内核设置了一些内容（例如，在进程列表中分配一个节点，分配内存）。这会将CPU切换到用户模式并开始运行该进程。当进程希望发出系统调用时，它会重新陷入操作系统，然后再次通过从陷阱返回，将控制权还给进程。该进程然后完成它的工作，并从main()返回。这通常会返回到一些存根代码，它将正确退出该程序（例如，通过调用exit()系统调用，这将陷入OS 中）。此时，OS清理干净，任务完成了。

在进程之间切换

操作系统如何重新获得CPU 的控制权，以便它可以在进程之间切换？

协作方式：等待系统调用 过去某些系统采用协作方式。在这种风格下，操作系统相信系统的进程会合理运行。运行时间过长的进程被假定会定期放弃CPU，以便操作系统可以决定运行其他任务。

在协作调度系统中，OS 通过等待系统调用，或某种非法操作发生，从而重新获得 CPU 的控制权。

非协作方式：时钟中断 时钟设备可以编程为每隔几毫秒产生一次中断。产生中断时，当前正在运行的进程停止，操作系统中预先配置的中断处理程序（interrupt handler）会运行。此时，操作系统重新获得 CPU 的控制权，因此可以做它想做的事：停止当前进程，并启动另一个进程。

操作系统必须通知硬件哪些代码在发生时钟中断时运行。因此，在启动时，操作系统就是这样做的。其次，在启动过程中，操作系统也必须启动时钟，这当然是一项特权操作。一旦时钟开始运行，操作系统就感到安全了，因为控制权最终会归还给它，因此操作系统可以自由运行用户程序。时钟也可以关闭

硬件在发生中断时有一定的责任，尤其是在中断发生时，要为正在运行的程序保存足够的状态，以便随后从陷阱返回指令能够正确恢复正在运行的程序。这一组操作与硬件在显式系统调用陷入内核时的行为非常相似，其中各种寄存器因此被保存（进入内核栈），因此从陷阱返回指令可以容易地恢复。

保存和恢复上下文 当操作系统通过上述两种方式获取控制权后，就可以决定：是继续运行当前正在运行的进程，还是切换到另一个进程，这个决定是由调度程序（scheduler）做出。

当操作系统决定切换进程时，需要首先进行上下文切换（context switch），就是为当前正在执行的进程保存一些寄存器的值（例如，到它的内核栈），并为即将执行的进程恢复一些寄存器的值（从它的内核栈）。这样一来，操作系统就可以确保最后执行从陷阱返回指令时，不是返回到之前运行的进程，而是继续执行另一个进程。

进程A 正在运行，然后被中断时钟中断。硬件保存它的寄存器（在内核栈中），并进入内核（切换到内核模式）。在时钟中断处理程序中，操作系统决定从正在运行的进程A 切换到进程B。此时，它调用switch()例程，保存当前寄存器的值（保存到A 的进程结构），恢复寄存器进程B（从它的进程结构），然后切换上下文（switch context），具体来说是通过改变栈指针来使用B 的内核栈（而不是A 的）。最后，操作系统从陷阱返回，恢复B 的寄存器并开始运行它。