Linux内核进程调度的时机和进程切换

    陈铁+ 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

        对于现代操作系统，多任务是必备的，在linux系统下，进程会不断的被内核调度，从X进程切换为Y进程，以实现用户所见到的多任务状态，下面我们就看一看这样的过程，分析一下内核如何对进程调度，以及进程间如何切换。

        内核使用schedule()函数实现进程的调度，而通常的用户进程要无法主动调度这个函数，只能通过中断处理过程（包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常）在某个合适的时机点被动调度；对于现代操作系统，还有内核线程，而内核线程是可以直接调度schedule函数的，只有内核态，当然也可以象用户态进程一样在中断处理过程中被动调度。

        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，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；而进程切换是在两个进程之间进行转换，切换前后的上下文是在不同的进程空间。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。

        下面将进程切换的关键代码摘录如下：

         1、schedule函数

asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
{
	struct task_struct *tsk = current;

	sched_submit_work(tsk);
	__schedule();
}

   2、__schedule()函数

2770static void __sched __schedule(void)
2771{
2772	struct task_struct *prev, *next;
2773	unsigned long *switch_count;
2774	struct rq *rq;
2775	int cpu;
2776
2777need_resched:
2778	preempt_disable();
2779	cpu = smp_processor_id();
2780	rq = cpu_rq(cpu);
2781	rcu_note_context_switch(cpu);
2782	prev = rq->curr;
2783
2784	schedule_debug(prev);
2785
2786	if (sched_feat(HRTICK))
2787		hrtick_clear(rq);
2788
2789	/*
2790	 * Make sure that signal_pending_state()->signal_pending() below
2791	 * can‘t be reordered with __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)
2792	 * done by the caller to avoid the race with signal_wake_up().
2793	 */
2794	smp_mb__before_spinlock();
2795	raw_spin_lock_irq(&rq->lock);
2796
2797	switch_count = &prev->nivcsw;
2798	if (prev->state && !(preempt_count() & PREEMPT_ACTIVE)) {
2799		if (unlikely(signal_pending_state(prev->state, prev))) {
2800			prev->state = TASK_RUNNING;
2801		} else {
2802			deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP);
2803			prev->on_rq = 0;
2804
2805			/*
2806			 * If a worker went to sleep, notify and ask workqueue
2807			 * whether it wants to wake up a task to maintain
2808			 * concurrency.
2809			 */
2810			if (prev->flags & PF_WQ_WORKER) {
2811				struct task_struct *to_wakeup;
2812
2813				to_wakeup = wq_worker_sleeping(prev, cpu);
2814				if (to_wakeup)
2815					try_to_wake_up_local(to_wakeup);
2816			}
2817		}
2818		switch_count = &prev->nvcsw;
2819	}
2820
2821	if (task_on_rq_queued(prev) || rq->skip_clock_update < 0)
2822		update_rq_clock(rq);
2823
2824	next = pick_next_task(rq, prev);
2825	clear_tsk_need_resched(prev);
2826	clear_preempt_need_resched();
2827	rq->skip_clock_update = 0;
2828
2829	if (likely(prev != next)) {
2830		rq->nr_switches++;
2831		rq->curr = next;
2832		++*switch_count;
2833
2834		context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq */
2835		/*
2836		 * The context switch have flipped the stack from under us
2837		 * and restored the local variables which were saved when
2838		 * this task called schedule() in the past. prev == current
2839		 * is still correct, but it can be moved to another cpu/rq.
2840		 */
2841		cpu = smp_processor_id();
2842		rq = cpu_rq(cpu);
2843	} else
2844		raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);
2845
2846	post_schedule(rq);
2847
2848	sched_preempt_enable_no_resched();
2849	if (need_resched())
2850		goto need_resched;
2851}

    其中关键语句：    

struct task_struct *prev, *next;    
next = pick_next_task(rq, prev);        //进程调度算法
context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq */ //进程上下文切换

   3、context_switch函数

2332 * context_switch - switch to the new MM and the new
2333 * thread‘s register state.
2334 */
2335static inline void
2336context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
2337	       struct task_struct *next)
2338{
2339	struct mm_struct *mm, *oldmm;
2340
2341	prepare_task_switch(rq, prev, next);
2342
2343	mm = next->mm;
2344	oldmm = prev->active_mm;
2345	/*
2346	 * For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to
2347	 * combine the page table reload and the switch backend into
2348	 * one hypercall.
2349	 */
2350	arch_start_context_switch(prev);
2351
2352	if (!mm) {
2353		next->active_mm = oldmm;
2354		atomic_inc(&oldmm->mm_count);
2355		enter_lazy_tlb(oldmm, next);
2356	} else
2357		switch_mm(oldmm, mm, next);
2358
2359	if (!prev->mm) {
2360		prev->active_mm = NULL;
2361		rq->prev_mm = oldmm;
2362	}
2363	/*
2364	 * Since the runqueue lock will be released by the next
2365	 * task (which is an invalid locking op but in the case
2366	 * of the scheduler it‘s an obvious special-case), so we
2367	 * do an early lockdep release here:
2368	 */
2369	spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);
2370
2371	context_tracking_task_switch(prev, next);
2372	/* Here we just switch the register state and the stack. */
2373	switch_to(prev, next, prev);
2374
2375	barrier();
2376	/*
2377	 * this_rq must be evaluated again because prev may have moved
2378	 * CPUs since it called schedule(), thus the ‘rq‘ on its stack
2379	 * frame will be invalid.
2380	 */
2381	finish_task_switch(this_rq(), prev);
2382}

   4、switch_to宏定义了一段内联汇编代码

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)

  通过以上代码，我们可以看到，当cpu由正在运行的X进程切换到Y进程的大致步骤，其中X，Y是哪一个进程是由调度算法决定的。

  进程X正在中运行->发生中断->进行中断处理（保存当前的eflag，eip，esp；加载内核中特定的eflag，eip，esp）->执行SAVE ALL->中断处理过程中或中断返回前调用了schedule(),switch_to实现关键的进程上下文切换->开始从标号1之后运行用户态进程Y->restore all->iret从内核堆栈中返回eflag，eip，esp->继续执行Y进程。对于前面提到的内核线程，以及系统中的特殊调用fork和execve会有些特殊，但大致原则是相同的。