20135323符运锦----第八周：进程的切换和系统的一般执行过程

知识点总结

一、进程切换的关键代码switch_to的分析

1.进程调度与进程调度的时机分析

第一种分类：

①I/O密集型（I/O-bound）：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
②CPU密集型（CPU-bound）：计算密集型，需要大量的CPU时间进行运算

第二种分类：

①批处理进程：不必与用户交互，通常在后台运行，不必很快响应。主要用于编译程序，科学计算
②交互式进程：需要经常与用户交互，所以要花很多时间等待用户输入操作，响应时间要快，平均延迟低于50~150ms。主要用于shell，文本编辑程序，图形应用程序
③实时进程：有实时需求，不应被低优先级的进程阻塞，响应时间要短要稳定。主要用于视频、音配、机械控制。

2.不同的进程要采取不同的进程调度策略

①调度策略：是一组规则，它们决定什么时候以怎样的方式选择一个新进程运行

②Linux的调度基于分时和优先级策略：

1.进程根据优先级（系统根据特定算法计算出来）排队；
2.这个优先级的值表示如何适当分配CPU；
3.调度程序会根据进程的运行周期动态调整优先级；较长时间未分配到CPU的进程，通常提升优先级，已经在CPU上运行了较长时间的进程，通常降低优先级

③调度策略本质上是一种算法，这些算法从实现的角度看仅仅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而已

3.进程的调度时机

①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()

②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

③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

④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。

4.进程切换上下文的相关代码

①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。

②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，但是是同一个进程，而进程上下文的切换是两个进程在切换。

③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（中断也要保存硬件上下文只是保存的方法不同，中断是通过压栈来解决的，而这里是通过schedule函数）

④ 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

/linux-3.18.6/kernel/sched/core.c
 asmlinkage __visible void __sched schedule(void)//任何地方都可以调用schedule
{
    struct task_struct *tsk = current;

    sched_submit_work(tsk);
    __schedule();
}

⑤next = pick_next_task(rq, prev);//进程调度算法都封装这个函数内部

/linux-3.18.6/kernel/sched/core.c
next = pick_next_task(rq, prev);//schedule()函数选择一个新的进程来运行
 clear_tsk_need_resched(prev);
 clear_preempt_need_resched();
 rq->skip_clock_update = 0;

⑥context_switch(rq, prev, next)来完成进程上下文切换

context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
          struct task_struct *next)
{
    struct mm_struct *mm, *oldmm;

    prepare_task_switch(rq, prev, next);//提前准备
	 mm = next->mm;
  oldmm = prev->active_mm;
  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;
    }

  spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);

   context_tracking_task_switch(prev, next);
   switch_to(prev, next, prev);//切换寄存器状态和堆栈
   barrier();
  finish_task_switch(this_rq(), prev);
}

⑦switch_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。下面是其汇编代码：

#define switch_to(prev, next, last)                    
 do {                                 
                           
   unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi;                
                                    
   asm volatile("pushfl\n\t"     
         "pushl %%ebp\n\t"        /* 把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  */ 
        "movl %[next_sp],%%esp\n\t"  /* 从堆栈来看这两步完成内核堆栈的切换，以后都是操作下一个进程的内核堆栈中  */ 
		 "movl $1f,%[prev_ip]\n\t"    /* 保存当前进程的EIP，next_ip一般是$1f，对于新创建的子进程是ret_from_fork   */ 
        "pushl %[next_ip]\n\t"   /* 把下一个进程的起点EIP压入堆栈   */    
        __switch_canary                   
        "jmp __switch_to\n"  /* 通过寄存器传递参数，返回1f  */ 
         "1:\t"               /* 认为next进程开始执行，执行下一进程的第一条指令。 */         
        "popl %%ebp\n\t"     /* restore EBP   */    
        "popfl\n"         /* restore flags */  
         /* output parameters 因为处于中断上下文，在内核中 prev_sp是内核堆栈栈顶 */                
        : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),//内核堆栈的栈顶     
          [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip),  //[prev_ip]是标号        
           "=a" (last),                        
          /* clobbered output registers: */     
          "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),      
          "=S" (esi), "=D" (edi)                 
           __switch_canary_oparam                              
        : [next_sp]  "m" (next->thread.sp), //下一个进程的内核堆栈的栈顶       
           [next_ip]  "m" (next->thread.ip), //下一个进程执行的起点，一般是$1f，对于新创建的子进程是ret_from_fork            
           /* regparm parameters for __switch_to(): */  
          [prev]     "a" (prev),              
           [next]     "d" (next)                 
          __switch_canary_iparam                
        : /* reloaded segment registers */           
        "memory");                  
	} while (0)

二、Linux系统的一般执行过程

1. 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

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；//压入内核堆栈
then load cs:eip(系统调用的起点，entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack)//把当前进程的内核堆栈的信息保存，和当前中断例程的起点加载

③进入内核代码，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）

⑥restore_all //恢复现场

⑦iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack

⑧继续运行用户态进程Y

关键点：中断和中断返回中有CPU上下文的切换，进程调度的过程中有进程上下文的切换，此时切换了两个进程间的堆栈。

2.linux系统执行过程中的几个特殊情况

①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；
②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；
③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；（如果下一个进程是尚未被调用过的进程，它的执行的起点是ret_from_fork，nexp_ip=ret_from_fork）
④加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；(修改中断时保存的信息)

3.内核与舞女

①X86下的地址空间有4G，0~3G用户态、内核态可以访问，3G以上只有内核态可以访问。

②内核是所有进程共享的。内核相当于出租车，进程相当于客人，对所有进程都一样。没有进程需要“承载”的时候，内核进入idle0号进程进行“空转”。

③内核是各种中断处理过程和内核线程的集合。

三、Linux系统架构和执行过程概览

1.Linux操作系统架构概览

2.最简单、最复杂的操作——执行ls命令

3.从CPU和内存的角度看Linux系统的执行

①从CPU的角度

一个进程调度：等待键盘输入的时候，cpu会切换到其他进程，同时在进行等待：因为输入键盘会产生I/O中断，再调度回来。

②从内存角度看，所有的物理地址都会被映射到3G以上的地址空间：因为这部分对所有进程来说都是共享的

实验

实验要求

①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；推荐在实验楼Linux虚拟机环境下完成实验。

②特别关注并仔细分析switch_to中的汇编代码，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

知识点回顾

①schedule()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
②next = pick_next_task(rq, prev); //进程调度算法都封装这个函数内部
③context_switch(rq, prev, next); //进程上下文切换
④switch_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

实验相关截图

开启qemu以及gdb：

设置断点，按c继续，可以发现core.c里面调用了schedule()。

用list查看代码

单步执行发现__schedule()

继续单步执行直到发现pick_nexi_task()

继续单步执行，直到发现context_switch

可以进入context_switch()函数并发现了switch_to()

完成跟踪