20189220 余超《Linux内核原理与分析》第九周作业

理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程

本章的基础知识总结

一般来说，进程调度分为三种类型：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。
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的过程，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有区别的，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。也即是说中断是在同一个进程中执行的，进程上下文是在不同的进程中执行的。
进程上下文信息：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 宏进行上下文的切换，这个宏又调用 switch_to 宏来进行关键上下文切换；switch_to 宏中定义了 prev 和 next 两个参数：prev 指向当前进程，next 指向被调度的进程。

实验流程

1.用gdb来进行调试，并设置相应的断点

2.schedule()函数断点截图，进程调度的主体

3.context_switch函数的断点截图，用于实现进程的切换

4.pick_next_task函数断点截图，使用某种调度策略选择下一个进程来切换

代码分析

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);

  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 */

    /*

     * 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;

}

schedule 函数主要做了这么几件事：针对抢占的处理;检查prev的状态，并且重设state的状态;next = pick_next_task(rq, prev); //进程调度;更新就绪队列的时钟;context_switch(rq, prev, next); //进程上下文切换

stwitch_to的代码

asm volatile("pushfl\n\t"  /* save    flags */ \

       "pushl %%ebp\n\t"  /* save    EBP   */ \

       "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* save    ESP   */ \

       "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* restore ESP   */ \

       "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* save    EIP   */ \

       "pushl %[next_ip]\n\t" /* restore EIP   */ \

       "jmp __switch_to\n" /* regparm call  */ \

       "1:\t"      \

       "popl %%ebp\n\t"  /* restore EBP   */ \

       "popfl\n"   /* restore flags */ \

         \

       /* output parameters */                       \

       : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),  \

       /* =m 表示把变量放入内存，即把 [prev_sp] 存储的变量放入内存，最后再写入prev->thread.sp */\

         [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip),  \

         "=a" (last),                                           \

         /*=a 表示把变量 last 放入 ax, eax = last */         \

         \

         /* clobbered output registers: */  \

         "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),  \

         /* b 表示放入ebx, c 表示放入 ecx，d 表示放入 edx, S表示放入 si, D 表示放入 edi */\

         "=S" (esi), "=D" (edi)    \

                \

         /* input parameters: */    \

       : [next_sp]  "m" (next->thread.sp),  \

       /* next->thread.sp 放入内存中的 [next_sp] */\

         [next_ip]  "m" (next->thread.ip),  \

                \

         /* regparm parameters for __switch_to (): */ \

         [prev]     "a" (prev),    \

         /*eax = prev  edx = next*/\

         [next]     "d" (next)    \

         \

       : /* reloaded segment registers */   \

       "memory");

switch_to从A进程切换到B进程的步骤如下：

1.复制两个变量到寄存器： [prev]"a" (prev) [next]"d" (next)。这也就是eax <== prev_A或eax<%p(%ebp_A) edx < next_A 或edx<==%n(%ebp_A)

2.保存进程A的ebp和eflags。注意，因为现在esp还在A的堆栈中，所以它们是被保存到A进程的内核堆栈中。

3.保存当前esp到A进程内核描述符中：这也就是prev_A->thread.sp<== esp_A 在调用switch_to时，prev是指向A进程自己的进程描述符的。

4.从next（进程B）的描述符中取出之前从B切换出去时保存的esp_B 注意，在A进程中的next是指向B的进程描述符的。从这个时候开始，CPU当前执行的进程已经是B进程了，因为esp已经指向B的内核堆栈。但是，现在的ebp仍然指向A进程的内核堆栈，所以所有局部变量仍然是A中的局部变量，比如next实质上是%n(%ebp_A)，也就是next_A，即指向B的进程描述符。

5.把标号为1的指令地址保存到A进程描述符的ip域：当A进程下次从switch_to回来时，会从这条指令开始执行。具体方法要看后面被切换回来的B的下一条指令。

6.将返回地址保存到堆栈，然后调用switch_to()函数，switch_to()函数完成硬件上下文切换注意，如果之前B也被switch_to出去过，那么[next_ip]里存的就是下面这个1f的标号，但如果进程B刚刚被创建，之前没有被switch_to出去过，那么[next_ip]里存的将是ret_ftom_fork（参看copy_thread()函数）。

当这里switch_to()返回时，将返回值prev_A又写入了%eax，这就使得在switch_to宏里面eax寄存器始终保存的是prev_A的内容，或者，更准确的说，是指向A进程描述符的“指针”。

7.从switch_to()返回后继续从1:标号后面开始执行，修改ebp到B的内核堆栈，恢复B的eflags。

8.将eax写入last，以在B的堆栈中保存正确的prev信息。所以，这里面的last实质上就是prev，因此在switch_to宏执行完之后，prev_B就是正确的A的进程描述符了。这里，last的作用相当于把进程A堆栈中的A进程描述符地址复制到了进程B的堆栈中。

9.至此，switch_to已经执行完成，A停止运行，而开始执行B。此后，可能在某一次调度中，进程A得到调度，就会出现switch_to(C,A)这样的调用，这时，A再次得到调度，得到调度后，A进程从context_switch()中switch_to后面的代码开始执行，这时候，它看到的prev_A将指向C的进程描述符。

本章总结

一般情形：

正在运行的用户态进程 A 切换到运行用户态进程 B 的过程：

1、正在运行的用户态进程 A；

2、中断——save cs:eip/esp/eflags(current) to kernel stack，and load cs:eip(entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack)；

3、SAVE_ALL //保存现场；

4、中断处理或中断返回前调用 schedule，其中，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 B；

6、restore_all //恢复现场；

7、iret——pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack；

8、继续运行用户态进程 B；

特殊情况：

1、通过中断处理过程中的调度，用户态进程与内核进程之间互相切换，与一般情形类似；

2、内核进程程主动调用 schedule 函数，只有进程上下文的切换，没有中断上下文切换；

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；

4、加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如：execve；

巴特西