理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程

　　操作系统原理中介绍了大量进程调度算法，这些算法从实现的角度看仅仅是从运行队列中选择一个新进程，选择的过程中运用了不同的策略而已。

　　对于理解操作系统的工作机制，反而是进程的调度时机与进程的切换机制更为关键。

进程调度和上下文

一般来说，进程调度分为三种类型：

中断处理过程（包括时钟中断、I/O 中断、系统调用和异常）中，直接调用schedule，或者返回用户态时根据 need_resched 标记调用 schedule；

内核线程可以直接调用 schedule 进行进程切换，也可以在中断处理过程中进行调度，也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度，也可以被动调度；

用户态进程无法实现主动调度，仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程中进行调度。

　　为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在 CPU 上执行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行的过程，叫做进程切换、任务切换、上下文切换。挂起正在 CPU 上执行的进程，与中断时保存现场是有区别的，中断前后是在同一个进程上下文中，只是由用户态转向内核态执行。

进程上下文信息：

用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等

控制信息：进程描述符，内核堆栈等

硬件上下文（注意中断也要保存硬件上下文只是保存的方法不同）

schedule 函数选择一个新的进程来运行，并调用 context＿switch 宏进行上下文的切换，这个宏又调用 switch＿to 宏来进行关键上下文切换

switch_to 宏中定义了 prev 和 next 两个参数：prev 指向当前进程，next 指向被调度的进程

进程切换函数

　　schedule函数为调度函数,用以选择切换进程,其主要调用的函数有 pick＿next＿task,context＿switch,在context＿switch中调用switch＿to。

schedule

static void __sched __schedule(void)
{
struct task_struct *prev, *next;
unsigned long *switch_count;
struct rq *rq;
int cpu;

need_resched:
preempt_disable();
cpu = smp_processor_id();
rq = cpu_rq(cpu);
rcu_note_context_switch(cpu);
prev = rq->curr;

schedule_debug(prev);

if (sched_feat(HRTICK))
hrtick_clear(rq);

smp_mb__before_spinlock();
raw_spin_lock_irq(&rq->lock);

switch_count = &prev->nivcsw;
if (prev->state && !(preempt_count() &  PREEMPT_ACTIVE)) {
if (unlikely(signal_pending_state(prev->state, prev))) {
prev->state = TASK_RUNNING;
} else {
deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP);
prev->on_rq = 0;

if (prev->flags & PF_WQ_WORKER) {
struct task_struct *to_wakeup;

to_wakeup = wq_worker_sleeping(prev, cpu);
if (to_wakeup)
try_to_wake_up_local(to_wakeup);
}
}
switch_count = &prev->nvcsw;
}

if (task_on_rq_queued(prev) || rq->skip_clock_update < 0)
update_rq_clock(rq);

next = pick_next_task(rq, prev);
clear_tsk_need_resched(prev);
clear_preempt_need_resched();
rq->skip_clock_update = 0;

if (likely(prev != next)) {
rq->nr_switches++;
rq->curr = next;
++*switch_count;

context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq */

cpu = smp_processor_id();
rq = cpu_rq(cpu);
} else
raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);

post_schedule(rq);

sched_preempt_enable_no_resched();
if (need_resched())
goto need_resched;
}

schedule 函数主要做了这么几件事：

1、针对抢占的处理

2、raw_spin_lock_irq(&rq->lock);

3、检查prev的状态，并且重设state的状态

4、next = pick_next_task(rq, prev); //进程调度

5、更新就绪队列的时钟

6、context_switch(rq, prev, next); //进程上下文切换

pick＿next＿task //进程调度算法都封装这个函数内部

static inline struct task_struct *
pick_next_task(struct rq *rq, struct task_struct *prev)
{
const struct sched_class *class = &fair_sched_class;
struct task_struct *p;

if (likely(prev->sched_class == class &&
rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running)) {
p = fair_sched_class.pick_next_task(rq, prev);
if (unlikely(p == RETRY_TASK))
goto again;

/* assumes fair_sched_class->next ==    idle_sched_class */
if (unlikely(!p))
p = idle_sched_class.pick_next_task(rq, prev);

return p;
}

again:
for_each_class(class) {
p = class->pick_next_task(rq, prev);
if (p) {
if (unlikely(p == RETRY_TASK))
goto again;
return p;
}
}

BUG();
}

context_switch //进程上下文切换

context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
struct task_struct *next)
{
struct mm_struct *mm, *oldmm;

prepare_task_switch(rq, prev, next);

mm = next->mm;
oldmm = prev->active_mm;

arch_start_context_switch(prev);

if (!mm) {
next->active_mm = oldmm;
atomic_inc(&oldmm->mm_count);
enter_lazy_tlb(oldmm, next);
} else
switch_mm(oldmm, mm, next);

if (!prev->mm) {
prev->active_mm = NULL;
rq->prev_mm = oldmm;
}

spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);

context_tracking_task_switch(prev, next);

switch_to(prev, next, prev);

barrier();

finish_task_switch(this_rq(), prev);
}

switch＿to　　//利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，next指向被调度的进程,switch_to内部是汇编代码,用以切换进程

#define switch_to(prev, next, last)
do {

unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi;

asm volatile("pushfl\n\t"      /* 保存当前进程的flags */
"pushl %%ebp\n\t"        /* 把当前进程的当前的ebp压入当前进程的栈   */
"movl %%esp,%[prev_sp]\n\t"  /*保存当前的esp到prev->thread.sp指向的内存中   */
"movl %[next_sp],%%esp\n\t"  /* 重置esp，把下个进程的next->thread.sp赋予esp */
"movl $1f,%[prev_ip]\n\t"    /*把1：的代码在内存中存储的地址保存到prev->thread.ip中*/
"pushl %[next_ip]\n\t"   /*重置eip   */
__switch_canary
"jmp __switch_to\n"
"1:\t"
"popl %%ebp\n\t"     /* 重置ebp  */
"popfl\n"         /* 重置flags*/

: [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),
[prev_ip] "=m" (prev->thread.ip),
"=a" (last),

"=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),
"=S" (esi), "=D" (edi)

__switch_canary_oparam

: [next_sp]  "m" (next->thread.sp),
[next_ip]  "m" (next->thread.ip),

[prev]     "a" (prev),
[next]     "d" (next)

__switch_canary_iparam

"memory");
} while (0)

　　switch＿to 是 A 进程到 B 进程的过渡，我们可以认为在 switch＿to 这个点上，A 进程被切出，B 进程被切入。进入 switch＿to 的宏里面之后，首先 pushfl 和 pushl ebp 肯定仍然属于进程 A，之后把 esp 指向了 B 的堆栈，严格的说，从此时开始的指令流都属于 B 进程了。但是，这个时候 B 进程还没有完全准备好继续运行，因为 ebp、硬件上下文等内容还没有切换
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成 B 的，剩下的部分宏代码就是完成这些事情。也就是说，对于 A 进程它始终没有感觉到自己被打断过，它认为自己一直是不间断执行的。switch＿to 这条“指令”，除了改变了 A 进程中的 prev 变量外，对 A 没有其它任何影响。在系统中任何进程看到的都是这个样子，所有进程都认为自己在不间断的独立运行。然而，实际上 switch＿to 的执行并不是一瞬间完成的，switch＿to 执行花了很长很长的时间，但是，在执行完 switch＿to 之后，这段时间被从 A 的记忆中抹除，所以 A 并没有觉察到自己被打断过。

gdb跟踪schedule函数

总结

最一般情况：正在运行的用户态进程X切换到运行用户态进程Y的过程

正在运行的用户态进程X

发生中断——save cs:eip/esp/eflags(current) to kernel stack,then load cs:eip(entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack).

SAVE_ALL //保存现场

中断处理过程中或中断返回前调用了schedule()，其中的switch_to做了关键的进程上下文切换

标号1之后开始运行用户态进程Y(这里Y曾经通过以上步骤被切换出去过因此可以从标号1继续执行)

restore_all //恢复现场

iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack

继续运行用户态进程Y

几种特殊的情况：

通过中断处理过程中的调度时机，用户态进程与内核线程之间互相切换和内核线程之间互相切换，与最一般的情况非常类似，只是内核线程运行过程中发生中断没有进程用户态和内核态的转换；

内核线程主动调用schedule()，只有进程上下文的切换，没有发生中断上下文的切换，与最一般的情况略简略；

创建子进程的系统调用在子进程中的执行起点返回用户态；

fork创建子进程七星起点是ret_ from _fork

加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；