安大大 + 原创作品转载请注明出处 + 《Linux操作系统分析》MOOC课程
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。
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)
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
- 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；
内核是各种中断处理过程和内核线程的集合
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**
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