进程调度的时机

  • linux进程调度是基于分时和优先级的
  • 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；
    • 内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程
    • 内核可以看作各种终端处理过程和内核线程的集合
  • 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。

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，直接选出一个进程来执行
    • 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

      #define switch_to(prev, next, last)                    \
do {                                 \
  /*                              \
   * Context-switching clobbers all registers, so we clobber  \
   * them explicitly, via unused output variables.     \
   * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored  \
   * explicitly for wchan access and EAX is the return value of   \
  * __switch_to())                     \
   */                                \
 unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi;                \
                                  \
  asm volatile("pushfl\n\t"      /* save    flags */   \
           "pushl %%ebp\n\t"        /* save    EBP   */ \
           "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t"  /* save    ESP   */ \
           "movl %[next_sp],%%esp\n\t"  /* restore ESP   */ \
          "movl $1f,%[prev_ip]\n\t"    /* save    EIP   */ \
           "pushl %[next_ip]\n\t"   /* restore EIP   */    \
          __switch_canary                   \
          "jmp __switch_to\n"  /* regparm call  */ \
           "1:\t"                        \
           "popl %%ebp\n\t"     /* restore EBP   */    \
          "popfl\n"         /* restore flags */  \
                                    \
           /* output parameters */                \
          : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),     \
           [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip),        \
             "=a" (last),                 \
                              \
             /* clobbered output registers: */     \
             "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),      \
            "=S" (esi), "=D" (edi)             \
                                  \
             __switch_canary_oparam                \
                              \
             /* input parameters: */                \
           : [next_sp]  "m" (next->thread.sp),        \
        [next_ip]  "m" (next->thread.ip),       \
                                       \
            /* regparm parameters for __switch_to(): */  \
             [prev]     "a" (prev),              \
             [next]     "d" (next)               \
                              \
            __switch_canary_iparam                \
                              \
          : /* reloaded segment registers */           \
          "memory");                  \
} while (0)

      （switch_to解释图未补上）

Linux系统的一般执行过程

  • 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

    • 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；

    • 实验——跟踪调试schedule函数

      • 进入虚拟机环境，启动内核，并进入调试状态

      • 在schedule处设置断点，c继续执行。

      • 单步执行直到遇到__schedule函数，进入其中查看

      • 继续执行，发现context_switch函数

      • 设置断点后，进入其内部查看，发现内核切换的重点代码
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