第八周 进程的切换和系统的一般执行过程

一.进程切换的关键代码switch_to分析

进程的调度时机与进程的切换:

操作系统中的进程调度算法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

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

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

二.Linux系统的一般执行过程

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

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；

三.实验:使用gdb跟踪分析一个schedule()函数 ，验证对Linux系统进程调度与进程切换过程的理解

终端输入qemu –kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage –initrd rootfs.img –S –s 
然后打开另一个终端输入

gdb
(gdb)file linux-3.18.6/vmlinux
(gdb)target remote:1234
(gdb)b schedule
(gdb)c

进行调试跟踪schedule的执行过程 

进程调度时，首先进入schedule()函数，将一个task_struct结构体的指针tsk赋值为当前进程
然后调用sched_submit_work(tsk) 
我们进入这个函数，查看一下做了什么工作 
我们在执行到sched_submit_work时，输入si进入函数

可以看到这个函数时检测tsk->state是否为0 （runnable）若为运行态时则返回
tsk_is_pi_blocked(tsk),检测tsk的死锁检测器是否为空，若非空的话就return

然后检测是否需要刷新plug队列，用来避免死锁
sched_submit_work主要是来避免死锁
然后我们进入__schedule()函数

__schedule()是切换进程的真正代码，我们来分析一下具体的关键代码 
1.创建一些局部变量

struct task_struct *prev, *next;//当前进程和一下个进程的进程结构体
unsigned long *switch_count;//进程切换次数
struct rq *rq;//就绪队列
int cpu;

2.关闭内核抢占，初始化一部分变量

need_resched:
preempt_disable();//关闭内核抢占
cpu = smp_processor_id();
rq = cpu_rq(cpu);//与CPU相关的runqueue保存在rq中
rcu_note_context_switch(cpu);
prev = rq->curr;//将runqueue当前的值赋给prev

3.选择next进程

next = pick_next_task(rq, prev);//挑选一个优先级最高的任务排进队列
clear_tsk_need_resched(prev);//清除prev的TIF_NEED_RESCHED标志。
clear_preempt_need_resched();

4.完成进程的调度

if (likely(prev != next)) {//如果prev和next是不同进程
        rq->nr_switches++;//队列切换次数更新
        rq->curr = next;
        ++*switch_count;//进程切换次数更新

        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//如果是同一个进程不需要切换
        raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);

这段代码中context_switch(rq,prev,next)完成了从prev到next的进程上下文的切换。我们进入这个函数查看

static inline void
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
           struct task_struct *next)
{
    struct mm_struct *mm, *oldmm;//初始化进程地址管理结构体mm和oldmm
    prepare_task_switch(rq, prev, next);//完成进程切换的准备工作
    mm = next->mm;
    oldmm = prev->active_mm;
    /*完成mm_struct的切换*/
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;
    }
switch_to(prev, next, prev);//进程切换的核心代码
barrier();
finish_task_switch(this_rq(), prev);
}

我们看到在context_switch中使用switch_to(prev,next,prev)来切换进程。我们查看一下switch_to的代码
switch_to是一个宏定义，完成进程从prev到next的切换，首先保存flags，然后保存当前进程的ebp，然后把当前进程的esp保存到prev->thread.sp中，然后把标号1:的地址保存到prev->thread.ip中
然后把next->thread.ip压入堆栈。这里，如果之前B也被switch_to出去过，那么next->thread.ip里存的就是下面这个1f的标号，但如果next进程刚刚被创建，之前没有被switch_to出去过，那么next->thread.ip里存的将是ret_ftom_fork__switch_canqry应该是现代操作系统防止栈溢出攻击的金丝雀技术
jmp __switch_to使用regparm call, 参数不是压入堆栈，而是使用寄存器传值，来调用__switch_to 
eax存放prev,edx存放next。这里为什么不用call __switch_to而用jmp，因为call会导致自动把下面这句话的地址(也就是1:)压栈，然后__switch_to()就必然只能ret到这里，而无法根据需要ret到ret_from_fork 
当一个进程再次被调度时，会从1:开始执行，把ebp弹出，然后把flags弹出。

5.开启抢占

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

到此，进程的切换过程就完成了