进程的切换和系统的一般执行过程
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
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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
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context_switch(rq, prev, next);//进程上下文切换
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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" /* 保存当前进程的flags*/ \ "pushl %%ebp\n\t" /* 将当前进程的堆栈基址压入栈中 */ \ "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* 将当前的栈底保存到prev_sp中 */ \ "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* 将下一个要执行的进程的栈顶放入esp寄存器中 */ \ "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* 保存当前进程的eip */ \ "pushl %[next_ip]\n\t" /* 把下一个进程的eip压入栈中 */ \ __switch_canary \ "jmp __switch_to\n" /* 寄存器传递参数给函数switch_to*/ \ "1:\t" \ "popl %%ebp\n\t" /* ebp出栈 */ \ "popfl\n" /* flags出栈*/ \ \ /* 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)
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Linux系统的一般执行过程
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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
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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;
schedule的分析
实验
- 逐步gdb跟踪schedule的运行:
调度器
Linux的进程调度器的主函数是schedule。在shedule函数中有两个重要变量:prev是当前正在使用CPU的进程;next是下一个将要使用CPU的进程。调度程序的一个很大的任务就是找到next。
schedule的主要工作可以分为两步。
! 找到next
1、schedule()检查prev的状态。如果不是可运行状态,而且它没有在内核态被抢占,就应该从运行队列删除prev进程。不过,如果它是非阻塞挂起信号,而且状态为TASH_INTERRUPTIBLE,函数就把该进程状态设置为TASK_RUNNING,并将它插入运行队列。这个操 作与把处理器分配给prev是不同的,它只是给prev一次选中执行的机会。在内核抢占的情况下,该步不会被执行。
2、检查本地运行队列中是否有进程。如果没有则在其它CPU的运行队列中迁移一部份进程过来。如果在单CPU系统或在其它CPU的运行队列中迁移进程失败,next只能选择swapper进程,然后马上跳去switch_tasks执行进程切换。
3、若本地运行队列中有进程,但没有活动进程队列为空集。也就是说运行队列中的进程都在过期进程队列中。这时把活动进程队列改为过期进程队列,把原过期进程队列改为活动进程队列。空集用于接收过期进程。
4、现在可以在活动进程队列中搜索一个可运行进程了。首先,schedule()搜索活动进程队列的集合位掩码的第一个非0位。当对应的优先级链表不空时,就把位掩码的相应位置1。因此,第一个非0位下标对应包含最佳运行进程的链表。随后,返回该链表的第一个 进程。值得一提的是,在Linux-2.6下这步能很短的固定的时间内完成。
这时next找到了。
5、检查next是否不是实时进程以及是否从TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_STOPPED状态被唤醒。如果这两个条件都满足,重新计算其动态优先级。然后把next从原来的优先级撒离插入到新的优先级中。
也是说,实时进程是不会改变其优先级的。
! 切换进程
找到next后,就可以实施进程切换了。
1、把next的进程描述符第一部分字段的内容装入硬件高速缓存。
2、清除prev的TIF_NEED_RESCHED的标志。
3、设置prev的进程切换时刻。
4、重新计算并设置prev的平均睡眠时间。
5、如果prev != next,切换prev和next硬件上下文。
这时,CPU已经开始执行next进程了。 - 抢占中断时的分析图:
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