安大大 + 原创作品转载请注明出处 + 《Linux操作系统分析》MOOC课程

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进程调度与进程调度时机分析

之所以有很多的进程调度算法，是因为不同的进程对计算机资源的需求不同。
比如有的是IO密集型，它会频繁的进行I/O，通常会花费很多时间等待I/O操作的完成，这样处理I/O的时间可以处理其它进程。对于CPU密集型的，其它交互式的进程会受到影响，显得反应慢。这样就需要有不同的算法来使得整个系统运行的更高效。既能使人的感觉速度快，同时使得资源最大限度的使用。
另一种进程的分类有：批处理进程，实时进程，交互式进程。
Linux中的调度是多种调度策略和调度算法的混合。
根据不同的进程使用不同的调度策略。
Linux的进程根据优先级排队，进程的优先级是动态的。
内核中的调度算法相关代码使用了类似OOD中的策略模式。
将调度算法与其他部分分解耦合了，只考虑从运行队列里选择next进程。

进程调度的时机

• 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。

schedule()是一个内核函数，不是系统调用，没法直接调用，只能间接的调用schedule()。
用户态进程只能被动调度。
内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程。
内核线程可以主动调度也可以被动调度。

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进程上下文切换相关代码分析

怎样把当前进程，切换到next进程。

中断的前后，是在同一个上下文当中，只是由用户态转向了内核态，但是它是同一个进程。
进程上下文切换是两个进程的切换。
进程上下文切换包含更多的信息。
中断保存上下文的方式：保存现场，恢复现场。
进程切换上下文的方式：switch_to

进程的切换

• 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，这叫做进程切换、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不同的，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；

• 进程上下文包含了进程执行需要的所有信息

  • 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进行上下文的切换，这个宏调用switch_to来进行关键上下文切换

  • next = pick_next_task(rq, prev);//进程调度算法都封装这个函数内部

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

  • 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

在内核中任何位置都可以调用schedule

asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
{
    struct task_struct *tsk = current;

    sched_submit_work(tsk);
    __schedule();//这里指向下边的函数
}
EXPORT_SYMBOL(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);

    /*
     * Make sure that signal_pending_state()->signal_pending() below
     * can't be reordered with __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)
     * done by the caller to avoid the race with signal_wake_up().
     */
    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 a worker went to sleep, notify and ask workqueue
             * whether it wants to wake up a task to maintain
             * concurrency.
             */
            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);//这里边包装了使用了某种调度策略，从运行队列里挑出了下一个进程
    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 *///进程上下文的切换
        /*
         * The context switch have flipped the stack from under us
         * and restored the local variables which were saved when
         * this task called schedule() in the past. prev == current
         * is still correct, but it can be moved to another cpu/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;
}

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

    prepare_task_switch(rq, prev, next);//提前做的一些准备

    mm = next->mm;
    oldmm = prev->active_mm;
    /*
     * For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to
     * combine the page table reload and the switch backend into
     * one hypercall.
     */
    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;
    }
    /*
     * Since the runqueue lock will be released by the next
     * task (which is an invalid locking op but in the case
     * of the scheduler it's an obvious special-case), so we
     * do an early lockdep release here:
     */
    spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);

    context_tracking_task_switch(prev, next);
    /* Here we just switch the register state and the stack. */
    switch_to(prev, next, prev);//最关键的，切换寄存器的状态和堆栈

    barrier();
    /*
     * this_rq must be evaluated again because prev may have moved
     * CPUs since it called schedule(), thus the 'rq' on its stack
     * frame will be invalid.
     */
    finish_task_switch(this_rq(), prev);
}

switch的汇编：

31#define switch_to(prev, next, last)                    \
32do {                                 \
33  /*                              \
34   * Context-switching clobbers all registers, so we clobber  \
35   * them explicitly, via unused output variables.     \
36   * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored  \
37   * explicitly for wchan access and EAX is the return value of   \
38   * __switch_to())                     \
39   */                                \
40  unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi;                \
41                                  \
42  asm volatile("pushfl\n\t"      /* save    flags */   \
43           "pushl %%ebp\n\t"        /* save    EBP   */ \
44           "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t"  /* save    ESP   */ \
45           "movl %[next_sp],%%esp\n\t"  /* restore ESP   */ \
46           "movl $1f,%[prev_ip]\n\t"    /* save    EIP   */ \
47           "pushl %[next_ip]\n\t"   /* restore EIP   */    \
48           __switch_canary                   \
49           "jmp __switch_to\n"  /* regparm call  */ \
50           "1:\t"                        \
51           "popl %%ebp\n\t"     /* restore EBP   */    \
52           "popfl\n"         /* restore flags */  \
53                                  \
54           /* output parameters */                \
55           : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),     \
56             [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip),        \
57             "=a" (last),                 \
58                                  \
59             /* clobbered output registers: */     \
60             "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),      \
61             "=S" (esi), "=D" (edi)             \
62                                       \
63             __switch_canary_oparam                \
64                                  \
65             /* input parameters: */                \
66           : [next_sp]  "m" (next->thread.sp),        \
67             [next_ip]  "m" (next->thread.ip),       \
68                                       \
69             /* regparm parameters for __switch_to(): */  \
70             [prev]     "a" (prev),              \
71             [next]     "d" (next)               \
72                                  \
73             __switch_canary_iparam                \
74                                  \
75           : /* reloaded segment registers */           \
76          "memory");                  \
77} while (0)

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Linux系统的一般执行过程分析

最一般的情况：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

1. 正在运行的用户态进程X
2. 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).
3. SAVE_ALL //保存现场
4. 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
5. 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)
6. restore_all //恢复现场
7. iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
8. 继续运行用户态进程Y

几种特殊情况

• 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及返回用户态，如fork；
• 加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；

内核是各种中断处理过程和内核线程的集合

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Linux操作系统架构概览

♦ 任何计算机系统都包含一个基本的程序集合，称为操作系统。
– 内核（进程管理，进程调度，进程间通讯机制，内存管理，中断异常处理，文件系统，I/O系统，网络部分）
– 其他程序（例如函数库、shell程序、系统程序等等）
♦ 操作系统的目的
– 与硬件交互，管理所有的硬件资源
– 为用户程序（应用程序）提供一个良好的执行环境

**Linux系统的分层结构**