CPU 上下文切换

前言

LINUX完全注释中的一段话

当一个进程在执行时,CPU的所有寄存器中的值、进程的状态以及堆栈中的内容被称 为该进程的上下文。当内核需要切换到另一个进程时，它需要保存当前进程的 所有状态，即保存当前进程的上下文，以便在再次执行该进程时，能够必得到切换时的状态执行下去。在LINUX中，当前进程上下文均保存在进程的任务数据结 构中。在发生中断时,内核就在被中断进程的上下文中，在内核态下执行中断服务例程。但同时会保留所有需要用到的资源，以便中继服务结束时能恢复被中断进程 的执行.

进程上下文切换

Linux 按照特权等级，把进程的运行空间分为内核空间和用户空间，分别对应着下图中。CPU特权等级的Ring0 和 Ring3。

 
特权等级
  • 内核空间(Ring 0)具有最高权限，可以直接访问所有资源
  • 用户空间(Ring 3)只能访问受限资源，不能直接访问内存等硬件设备，必须通过系统调用陷入到内核中，才能访问这些特权资源。

换个角度看，也就是说，进程即可以在用户空间运行，又可以在内核空间中运行。进程在用户空间运行是，被称为进程的用户态，而陷入内核空间的时候，被称为进程的内核态。

从用户态到内核态的转变，需要通过系统调用来完成，比如当我们查看文件内容时，就需要多次系统调用来完成：首先调用open()打开文件，然后调用read()读取文件内容，并调用write()将内容写到标准输出，最后再调用close()关闭文件。

那么，系统调用的过程有没有发生CPU上下文切换呢？答案是肯定的。

CPU寄存器里原来用户态的指令位置，需要先保存起来。接着，为了执行内核态代码，CPU寄存器需要更新为内核态指令的新位置。最后才是跳转到内核态运行内核任务。

而系统调用结束后，CPU寄存器需要恢复原来保存的用户态，然后再切换到用户空间，继续运行进程，所以一次系统调用的过程，其实是发生了两次CPU上下文切换。

不过，需要注意的是，系统调用过程中，并不会涉及到虚拟内存等进程用户态的资源，也不会切换进程。这跟我们通常所说的进程上下文切换是不一样的。

  • 进程上下文切换，是指从一个进程切换到另一个进程运行。
  • 而系统调用过程中一直是同一个进程在运行。

所以，系统调用过程通常称为特权模式切换，而不是上下文切换。但实际上系统调用过程中，CPU的上下文切换还是无法避免的。

进程上下文切换跟系统调用又有什么区别呢？

  1. 进程是由内核来管理和调度的，进程的切换只能发生在内核态。所以，进程的上下文不仅包含了虚拟内存、栈。全局变量等用户空间的资源，还包含了内核堆栈、寄存器等内核空间状态。因此，进程的上下文切换就比系统调用多了一步：在保存当前进程的内核状态和CPU寄存器之前，需要先把该进程的虚拟内存、栈等保存下来；而加载了下一进程的内核态后，还需要刷新新进程的虚拟内存和用户栈。

　　  2. Linux通过TLB(Translation Lookaside Buffer)来管理虚拟内存到物理内存的映射关系。当虚拟内存更新后，TLB也需要刷新，内存的访问也会随之变慢。特别是在多处理器系统上，缓存是被多个处理器共享的，刷新缓存不仅会影响当前处理器的进程，还会影响共享缓存的其他处理器的进程。

 

显然，进程切换时才需要切换上下文，换句话说，只有在进程调度的时候，才需要切换上下文。Linux为每个CPU都维护了一个就绪队列，将获取进程(即正在运行和等待CPU的进程)按照优先级和等待CPU的时间排序，然后选择最需要CPU的进程，也就是优先级最高和等待CPU时间最长的进程来运行。

进程在什么时候才会被调度到CPU上运行：

  1. 为了保证所有进程可以得到公平调度，CPU时间片被划分为一段段的时间片，这些时间片再被轮流分配给各个进程。这样，当某个进程的时间片耗尽了，就会被系统挂起，切换到其他正在等待CPU的进程运行。
  2. 进程在系统资源不足(比如内存不足)时，需要等到资源满足后才可以运行，这个时候进程也会被挂起，并由系统调度其他进程运行。
  3. 当进程通过随眠函数sleep这样的方法将自己主动挂起时，自然也会重新调度。
  4. 当有优先级更高的进程运行时，为了保证高优先级进程的运行，当前进程会被挂起，由高优先级的进程来运行。
  5. 当发生硬件中断时，CPU上的进程会被中断挂起，转而执行内核中中断服务程序。

上下文切换机制分析

linux中进程调度时, 内核在选择新进程之后进行抢占时, 通过context_switch完成进程上下文切换.

/*
 * context_switch - switch to the new MM and the new thread's register state.
 */
static __always_inline struct rq *
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
           struct task_struct *next)
{
    struct mm_struct *mm, *oldmm;

    /*  完成进程切换的准备工作  */
    prepare_task_switch(rq, prev, next);

    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);

    /*  如果next是内核线程，则线程使用prev所使用的地址空间
     *  schedule( )函数把该线程设置为懒惰TLB模式
     *  内核线程并不拥有自己的页表集(task_struct->mm = NULL)
     *  它使用一个普通进程的页表集
     *  不过，没有必要使一个用户态线性地址对应的TLB表项无效
     *  因为内核线程不访问用户态地址空间。
    */
    if (!mm)        /*  内核线程无虚拟地址空间, mm = NULL*/
    {
        /*  内核线程的active_mm为上一个进程的mm
         *  注意此时如果prev也是内核线程,
         *  则oldmm为NULL, 即next->active_mm也为NULL  */
        next->active_mm = oldmm;
        /*  增加mm的引用计数  */
        atomic_inc(&oldmm->mm_count);
        /*  通知底层体系结构不需要切换虚拟地址空间的用户部分
         *  这种加速上下文切换的技术称为惰性TBL  */
        enter_lazy_tlb(oldmm, next);
    }
    else            /*  不是内核线程, 则需要切切换虚拟地址空间  */
        switch_mm(oldmm, mm, next);

    /*  如果prev是内核线程或正在退出的进程
     *  就重新设置prev->active_mm
     *  然后把指向prev内存描述符的指针保存到运行队列的prev_mm字段中
     */
    if (!prev->mm)
    {
        /*  将prev的active_mm赋值和为空  */
        prev->active_mm = NULL;
        /*  更新运行队列的prev_mm成员  */
        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:
     */
    lockdep_unpin_lock(&rq->lock);
    spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);

    /* Here we just switch the register state and the stack. 
     * 切换进程的执行环境, 包括堆栈和寄存器
     * 同时返回上一个执行的程序
     * 相当于prev = witch_to(prev, next)  */
    switch_to(prev, next, prev);

    /*  switch_to之后的代码只有在
     *  当前进程再次被选择运行(恢复执行)时才会运行
     *  而此时当前进程恢复执行时的上一个进程可能跟参数传入时的prev不同
     *  甚至可能是系统中任意一个随机的进程
     *  因此switch_to通过第三个参数将此进程返回
     */


    /*  路障同步, 一般用编译器指令实现
     *  确保了switch_to和finish_task_switch的执行顺序
     *  不会因为任何可能的优化而改变  */
    barrier();  

    /*  进程切换之后的处理工作  */
    return finish_task_switch(prev);
}

switch_mm()： 把虚拟内存从一个进程映射切换到新进程中，switch_mm更换通过task_struct->mm描述的内存管理上下文, 该工作的细节取决于处理器, 主要包括加载页表, 刷出地址转换后备缓冲器(部分或者全部), 向内存管理单元(MMU)提供新的信息

switch_to()：从上一个进程的处理器状态切换到新进程的处理器状态。这包括保存、恢复栈信息和寄存器信息，switch_to切换处理器寄存器的呢内容和内核栈(虚拟地址空间的用户部分已经通过switch_mm变更, 其中也包括了用户状态下的栈, 因此switch_to不需要变更用户栈, 只需变更内核栈),

 

线程上下文切换

线程与进程最大的区别在与，线程是调度的基本单位，而进程则是资源拥有的基本单位。说白了，所谓内核中的任务调用，实际上的调度对象是线程；而进程只是给线程提供了虚拟内存、全局变量等资源。所以，对于现场和进程，我们可以这么理解：

  • 当进程只有一个线程时，可以认为进程就等于线程。
  • 当进程拥有多个线程时，这些线程会共享相同的虚拟内存和全局变量等资源。这些资源在上下文切换时是不需要修改的。
  • 另外，线程也有自己的私有数据，比如栈和寄存器等，这些在上下文切换时也是需要保存的。

这么一来，线程的上下文切换其实就可以分为两种情况：
第一种，前后俩个线程属于不同进程，此时，由于资源不共享，所以切换过程就跟进程上下文切换是一样的。
第二种，前后两个线程属于同一个进程，此时，应为虚拟内存是共享的，所以在切换时，虚拟内存这些资源就保持不动，只需要切换线程的私有数据，寄存器等不共享的数据。

到这里你应该也发现了，虽然同为上下文切换，但同进程内的线程切换，要比多进程间切换消耗更少的资源，而这，也正是多线程代替多进程的一个优势。

中断上下文切换

除了前面两种上下文切换，还有一个场景也会也换CPU上下文，那就是中断。

为了快速响应硬件的时间，中断处理会打断进程的正常调度和执行，转而调用中断处理程序，响应设备时间。而在打断其他进程时，就需要将进程当前的状态保存下来，这样在中断结束后，进程仍然可以从原来的状态恢复运行。

跟进程上下文不同，中断上下文切换并不涉及到进程的用户态。所以，即便中断打断了一个正处于用户态的进程，也不需要保存和恢复这个进程的虚拟内存、全局变量等用户态资源。中断上下文，其实只包括内核态中断服务程序所必须的状态，包括CPU寄存器、内核堆栈、硬件中断等参数等。

对同一个CPU来说，中断处理比进程拥有更高的优先级，所以中断上下文切换并不会与进程上下文切换同时发生。同样的道理，由于中断会大段正常进程的调度和执行，所以大部分中断处理程序都短小精悍，以便尽可能快的执行结束。

另外，跟进程上下文切换一样，中断上下文切换也需要消耗CPU，切换次数过多也会耗费大量的CPU，甚至严重降低系统的整体性能。所以，当你发现中断次数过多时，就需要注意去排查它是否会给你的系统带来严重的性能问题。

中断上下文切换过程

1）CPU 对中断的硬件处理

CPU 从中断控制器取得中断向量

根据中断向量从 IDT 中找到对应的中断门

根据中断门，找到中断处理程序

在进入中断处理程序前，需要将堆栈切换到内核堆栈。也就是将 TSS 中的 SS0、ESP0装入SS、ESP

然后将原来的用户空间堆栈（SS, ESP）、EFLAGS、返回地址（CS, EIP）压入新的堆栈。

 以上这一系列动作都由硬件完成

 最后，才进入中断处理程序，接下来，由 linux 内核处理

 2）Linux 内核对中断的处理

common_interrupt:
SAVE_ALL
pushl $ret_from_intr
SYMBOL_NAME_STR(call_do_IRQ):
jmp SYMBOL_NAME_STR(do_IRQ);

保存中断来源号

调用 SAVE_ALL，保存各种寄存器

将 DS、ES 指向  __KERNEL_DS

将返回地址 ret_from_intr入栈

调用 do_IRQ进行中断处理

中断处理完毕，返回到 ret_from_intr

3）ret_from_intr

ENTRY(ret_from_intr)
GET_CURRENT(%ebx)
movl EFLAGS(%esp),%eax
//Linux只采用两种运行级别，系统为0，用户为 3，所以，如果CS的最低两位为非0，那就说明中断发生于用户空间。
//如果中断发生于系统空间，控制就直接转移到restore_all，
//而如果发生于用户 空间，则转移到ret_with_reschedule。
//在restore_all中恢复1中保存的寄存器，随后调用iret恢复EIP、CS、 EFLAGS返回到中断发生时的状态。
movb CS(%esp),%al
testl $(VM_MASK | 3),%eax   //检测中断前夕寄存器EFLAGS的高6位和代码段寄存器CS的内容，来判断中断前夕CPU是否运行于VM86模式、用户空间还是系统空 间
jne ret_with_reschedule     //如果发现当前进程的need_resched==1，则会调用schedule；
                            // 如果发现还有待需要处理的软中断，则会调用do_softirq；
jmp restore_all

RESOTRE_ALL 和 SAVE_ALL 是相反的操作，将堆栈中的寄存器恢复

最后，调用 iret 指令 ，将处理权交给 CPU

4）iret 指令使 CPU 从中断返回

此时，系统空间的堆栈和CPU在第1步处理完之后，交给 linux 内核时的情形是一样的，也就是保存着用户空间的返回地址（CS、EIP）、EFLAGS、用户空间的堆栈（SS、ESP）。

CPU将 CS、EIP、EFLAGS 、SS、ESP恢复，从而返回到用户空间。

 

怎么查看系统的上下文切换情况

系统性能分析工具:   vmstat 主要用来分析系统的内存使用情况，也常用来分析 CPU 上下文切换和中断的次数。

1 G480:~$ vmstat 5
2 procs -----------memory---------- ---swap-- -----io---- -system-- ------cpu-----
3  r  b   swpd   free   buff  cache   si   so    bi    bo   in   cs us sy id wa st
4  0  0      0 1801536 108208 2065472    0    0    61  2870  433 1283  9  3 80  8  0

cs（context switch）是每秒上下文切换的次数。

in（interrupt）则是每秒中断的次数。

r（Running or Runnable）是就绪队列的长度，也就是正在运行和等待 CPU 的进程数。

b（Blocked）则是处于不可中断睡眠状态的进程数。

 

pidstat查看每个进程的详细情况:

1 G480:~$ pidstat -w 5
2 Linux 5.4.0-9-generic (G480)     2020年02月14日     _x86_64_    (4 CPU)
3 
4 10时26分52秒   UID       PID   cswch/s nvcswch/s  Command
5 10时26分57秒     0         1     20.52      0.00  systemd
6 10时26分57秒     0        10      0.60      0.00  ksoftirqd/0
7 10时26分57秒     0        11     25.90      0.00  rcu_sched
8 10时26分57秒     0        12      0.20      0.00  migration/0
9 10时26分57秒     0        17      0.20      0.00  migration/1

cswch: 表示每秒自愿上下文切换（voluntary context switches）的次数

nvcswch: 表示每秒非自愿上下文切换（non voluntary context switches）的次数

所谓自愿上下文切换，是指进程无法获取所需资源，导致的上下文切换。比如说， I/O、内存等系统资源不足时，就会发生自愿上下文切换。

而非自愿上下文切换，则是指进程由于时间片已到等原因，被系统强制调度，进而发生的上下文切换。比如说，大量进程都在争抢 CPU 时，就容易发生非自愿上下文切换。

 

案例分析

sysbench：多线程的基准测试工具，模拟context switch
终端1：sysbench --threads=10 --max-time=300 threads run
终端2：vmstat 1：sys列占用84%说明主要被内核占用，ur占用16%；r就绪队列8；in中断处理1w，cs切换139w==>等待进程过多，频繁上下文切换，内核cpu占用率升高
终端3：pidstat -w -u 1：sysbench的cpu占用100%（-wt发现子线程切换过多），其他进程导致上下文切换
watch -d cat /proc/interupts ：查看另一个指标中断次数，在/proc/interupts中读取，发现重调度中断res变化速度最快
总结：cswch过多说明资源IO问题，nvcswch过多说明调度争抢cpu过多，中断次数变多说明cpu被中断程序调用

 

工具

系统负载 ： uptime （ watch -d uptime）看三个阶段平均负载
系统整体情况 ： mpstat （mpstat -p ALL 3） 查看 每个cpu当前的整体状况，可以重点看用户态、内核态、以及io等待三个参数
系统整体的平均上下文切换情况 ： vmstat (vmstat 3) 可以重点看 r （进行或等待进行的进程）、b （不可中断进程/io进程） 、in （中断次数） 、cs（上下文切换次数）
查看详细的上下文切换情况 ： pidstat （pidstat -w(进程切换指标)/-u（cpu使用指标）/-wt(线程上下文切换指标)） 注意看是自愿上下文切换、还是被动上下文切换
io使用情况 ： iostat

模拟场景工具 ：
stress ： 模拟进程 、 io
sysbench ： 模拟线程数

总结

自愿上下文切换变多了，说明进程都在等待资源，有可能发生了 I/O 等其他问题；非自愿上下文切换变多了，说明进程都在被强制调度，也就是都在争抢 CPU，说明 CPU 的确成了瓶颈；中断次数变多了，说明 CPU 被中断处理程序占用，还需要通过查看 /proc/interrupts 文件来分析具体的中断类型。

stress和sysbench两个工具在压测过程中的对比发现：
stress基于多进程的，会fork多个进程，导致进程上下文切换，导致us开销很高；
sysbench基于多线程的，会创建多个线程，单一进程基于内核线程切换，导致sy的内核开销很高

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极客时间倪鹏飞《linux性能优化实践》专栏笔记

https://blog.csdn.net/vividonly/article/details/6607811

posted @ 2020-02-14 10:13  坚持，每天进步一点点  阅读(1329)  评论(0)  编辑  收藏  举报