进程调度与进程切换的过程小析
作者：xujianguo
原创作品转载请注明出处，《Linux内核分析》MOOC课程http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000
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实验目的：
- 使用gdb跟踪分析一个schedule()函数 ，验证您对Linux系统进程调度与进程切换过程的理解；;
- 理解进程上下文的切换机制，以及与中断上下文切换的关系；
实验环境：
实验楼:www.shiyanlou.com。
实验步骤：
1.配置环境，登录实验楼网站。
按照以前的实验方式配置好环境，具体过程见图示：
测试安装是否成功：
成功。
2.3.配置调试系统，和gdb调试配置。
3设置断点，测试进程调度。
——schedule：测试安排。
switch_to:进入点同上。
实验分析：
进程调度的时机:
1、进程状态转换的时刻：进程终止、进程睡眠；
进程要调用sleep（）或exit（）等函数进行状态转换，这些函数会主动调用调度程序进行进程调度；
2、当前进程的时间片用完时（current->counter=0）；
由于进程的时间片是由时钟中断来更新的，因此，这种情况和时机4是一样的。
3、设备驱动程序
当设备驱动程序执行长而重复的任务时，直接调用调度程序。在每次反复循环中，驱动程序都检查need_resched的值，如果必要，则调用调度程序schedule()主动放弃CPU。
4、进程从中断、异常及系统调用返回到用户态时；
不管是从中断、异常还是系统调用返回，最终都调用ret_from_sys_call（），由这个函数进行调度标志的检测，如果必要，则调用调用调度程序。那么，为什么从系统调用返回时要调用调度程序呢？这当然是从效率考虑。从系统调用返回意味着要离开内核态而返回到用户态，而状态的转换要花费一定的时间，因此，在返回到用户态前，系统把在内核态该处理的事全部做完。
用老师的话总结如下：
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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()；
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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；
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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。
每个时钟中断（timer interrupt）发生时，由三个函数协同工作，共同完成进程的选择和切换，它们是：schedule（）、do_timer（）及ret_form_sys_call（）。我们先来解释一下这三个函数：
schedule（）：进程调度函数，由它来完成进程的选择（调度）；
do_timer（）：暂且称之为时钟函数，该函数在时钟中断服务程序中被调用，是时钟中断服务程序的主要组成部分，该函数被调用的频率就是时钟中断的频率即每秒钟100次（简称100赫兹或100Hz）；
ret_from_sys_call（）：系统调用返回函数。当一个系统调用或中断完成时，该函数被调用，用于处理一些收尾工作，例如信号处理、核心任务等等。
进程的切换
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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；
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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；
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进程上下文包含了进程执行需要的所有信息
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用户地址空间： 包括程序代码，数据，用户堆栈等
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控制信息 ：进程描述符，内核堆栈等
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硬件上下文
(4)恢复或装配所选进程的上下文，将CPU控制权交到所选进程手中。
其中关系最重要的就是schedule函数：
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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
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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
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
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正在运行的用户态进程X
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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).
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SAVE_ALL //保存现场
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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
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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)
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restore_all //恢复现场
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iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
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继续运行用户态进程Y
特殊情况：
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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；
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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；
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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；
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加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；
代码分析：
*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参数(prev指向当前进程，next指向被调度的进程)
asm volatile("pushfl\n\t"
"pushl %p\n\t" \\将当前进程的堆栈基址压栈
"movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" \\把当前的栈顶保存起来，保存到thread.sp "movl %[next_sp],%%esp\n\t" \\把下个进程的栈顶放到esp寄存器里面
"movl $1f,%[prev_ip]\n\t" \\保存当前进程的eip
"pushl %[next_ip]\n\t" \\将下一个进程的起点压到堆栈中来 next进程的 栈顶就是它的起点
__switch_canary
"jmp __switch_to\n"
"1:\t" \\开始执行next进程的第一条指令
"popl %p\n\t" \\pop的原因是因为next进程作为prev进程是曾经push过
"popfl\n"
总结：
Linux系统一般执行过程主要是由进程的调度时机和进程的切换机制组成，进程的调度时机主要分上述四种情况，其中主要由schedule函数来完成进程的调度，switch_to完成关键上下文的切换。
进程调度的时机有以下四种：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以及在设备驱动程序的调度，具体情况参见实验分析。
系统进程切换机制和中断处理过程不一样，是在同一进程中进行切换，两者是需要区分开的。具体分析见实验分析。
谢谢老师详细的指导！
参考资料：
