进程的切换和系统的一般执行过程
1.知识总结
（1）进程调度的时机：
- 中断处理过程直接调用schedule()，或者返回用户态时根据need_resched标记调用schedule()。
- 内核线程是一个特殊的进程，只有内核态没有用户态，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（内核线程可以直接访问内核函数，所以不会发生系统调用）。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，仅能在中断处理过程中进行调度（schedule是一个内核函数，不是一个系统调用）。
（2）挂起正在CPU上执行的进程，与中断时保存现场不同。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。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
（3）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，context_switch中的一个关键宏switch_to来进行关键上下文切换。
（4）0到3G用户可以访问，3G以上只有内核态可以访问。所有进程3G以上都是完全共享的，比如进程X切换到进程Y，但是地址空间仍然是3G以上的部分，只是把进程描述符和其他的进程上下文切换了，只有在返回的时候才不同。哪一个进程都可以“招手”进入内核态，走了一段以后便可以返回到用户态，空车的时候就进入idle进程空转。
2.关键代码分析
（1）schedule
asmlinkage__visible void __sched schedule(void)
{
struct task_struct *tsk = current;
sched_submit_work(tsk);
__schedule();
}
schedule()的尾部调用了__schedule()，__schedule()的关键代码next = pick_next_task(rq, prev);封装了进程调度算法，使用某种进程调度策略选择下一个进程。得到调度策略后用context_switch(rq, prev, next);实现进程上下文的切换。其中最关键的switch_to(prev,next, prev); 切换堆栈和寄存器的状态。
（2）switch_to
#define switch_to(prev, next, last) //prev指向当前进程，next指向被调度的进程
do {
unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi;
asm volatile("pushfl
" //把prev进程的flag保存到prev进程的内核堆栈中
"pushl %%ebp
" //把prev进程的基址ebp保存到prev进程的内核堆栈中
"movl %%esp,%[prev_sp]
"//把prev进程的内核栈esp保存到prev->thread.sp中
"movl %[next_sp],%%esp
"//esp指向next进程的内核堆栈栈顶（next->thread.sp）
"movl $1f,%[prev_ip]
"//把"1: "地址赋给prev->thread.ip，当prev进程下次被switch_to切回来时，从"1: "处执行，即往后执行"popl %%ebp
"和"popfl
"
"pushl %[next_ip]
"//把next->thread.ip压入next进程的内核堆栈栈顶
__switch_canary
"jmp __switch_to
"//执行__switch_to()函数，完成硬件上下文切换
"1: "
"popl %%ebp
"
"popfl
"
/* output parameters */
: [prev_sp] "=m"(prev->thread.sp),
[prev_ip] "=m"(prev->thread.ip),
"=a" (last),
/* clobbered output registers: */
"=b" (ebx), "=c"(ecx), "=d" (edx),
"=S" (esi), "=D"(edi)
__switch_canary_oparam
/* input parameters: */
: [next_sp] "m" (next->thread.sp),
[next_ip] "m" (next->thread.ip),
/* regparm parameters for __switch_to():*/
//jmp通过eax寄存器和edx寄存器传递参数
[prev] "a" (prev),
[next] "d" (next)
__switch_canary_iparam
: /* reloaded segment registers */
"memory");
} while (0)
[prev_sp] "=m"(prev->thread.sp)，之前分析汇编的时候，看到的是使用标号（%0、%1、%2等）标记参数，为了更好的可读性，这里用字符串([prev_sp])来标记参数(prev->thread.sp)。
首先保存prev进程的flags，ebp，用"movl %%esp,%[prev_sp]"和"movl %[next_sp],%%esp"完成内核堆栈的切换，使esp指向next进程的内核堆栈栈顶，然后把prev进程的thread.ip设置为"1: "地址（等到prev进程下次被switch_to切回来执行时，从"1: "处执行）。将next->thread.ip保存到next进程的内核堆栈栈顶，接下来执行jmp __switch_to(注意这里用的是jmp而不是call)完成硬件上下文切换，执行结束返回时弹出next进程内核堆栈的栈顶保存的next->thread.ip，eip指向此位置。分两种情况讨论一下：
- 如果next进程之前被switch_to切出去过(可以理解为它之前也做过prev进程)，next进程的内核堆栈上有被切出去是保存的的ebp和flags。由于执行过
movl $1f,%[prev_ip]，所以next->thread.ip是"1: "地址，即__switch_to函数执行结束返回时弹出的是"1: ",eip指向"1: "，执行"popl %%ebp"和"popfl"恢复next进程的ebp和flag，next进程就可以执行了。 - 如果next进程之前没有被switch_to出去过，那么next->thread.ip是ret_from_fork。__switch_to函数返回后执行的就是ret_from_fork。
所以，如果使用call，会把call __switch_to的下一条1: 压栈，执行结束后eip指向"1: "，这只对第一种情况适用，无法满足第二种情况的需要去执行ret_from_fork。
课本笔记
- 用户空间中进程的内存叫做进程地址空间，也就是系统中每个用户空间进程所看到的内存。进程地址空间由可寻址的虚拟内存组成。
- 内核使用内存描述符mm_struct结构体表示进程的地址空间。每个内存描述符都对应于进程地址空间中的唯一区间。所有的mm_struct结构体都通过自身的mmlist域链接在一个双向链表中。链表首元素是init_mm内存描述符，代表init进程的地址空间。
- task_struct进程描述符中，mm域存放该进程使用的内存描述符。
- 内核线程没有进程地址空间，也没有相关的内存描述符，内核线程对应的进程描述符中mm域也为空。内核线程直接使用前一个进程的内存描述符。
- mm_struct中有vm_area_struct结构体，内存区域由它描述。内存区域在Linux内核中也被称作虚拟内存区域（VMAS）。vm_area_struct描述了指定地址空间内连续区间上的一个独立内存范围。内核将每个内存区域作为一个单独的内存对象管理，每个内存区域都拥有一致的属性。
- vm_area_struct结构体中的vm_ops域指向域指定内存区域相关的操作函数表，内核使用表中的方法操作VMA。
- 内核时常需要在某个内存区域上执行一些操作。find_vma在指定的地址空间中搜索一个vm_end大于addr的内存区域。find_vma_prev()和find_vma()工作方式相同，但返回的是第一个小于addr的VMA。find_vma_intersection()返回第一个和指定地址区间相交的VMA。
- do_mmap()创建一个新的线性地址空间，即将一个地址区间加入到进程的地址空间中。do_munmap()函数从特定的进程地址空间中删除指定地址空间。
- 地址转换（虚拟到物理）需要将虚拟地址分段，使每段虚地址都作为一个索引指向页表。页表项指向下一级别的页表或者指向最终的物理页面。linux中使用三级页表完成地址转换（顶级页表是页全局目录PGD，二级页表是中间页目录PMD，最后一级简称页表）。内存描述符的pgd域指向进程的页全局目录。
- 翻译缓冲器(TLB)作为一个将虚拟地址映射到物理地址的硬件缓存，当请求访问一个虚拟地址时，处理器将首先检查TLB中是否缓存了该虚拟地址到物理地址的映射，如果找到了，物理地址就立刻返回，否则，就需要再通过页表搜索需要的物理地址。
- 为了减少对磁盘I/O的操作，提高系统性能，Linux内核实现磁盘缓存的技术叫页高速缓存。即把磁盘中的数据缓存到物理内存中，把对磁盘的访问转换为对物理内存的访问。
- 页高速缓存大小能动态调整。页高速缓存主要有读缓存、写缓存、缓存回收3种机制来保证读、写缓存以及释放缓存。
- 页高速缓存的核心数据结构是address_space对象，它是一个嵌入在页所有者的索引节点对象中的数据结构。使用address_space结构体管理缓存项和页IO操作。一个文件可以有多个虚拟地址（被多个vm_area_struct标识）但是只能有一个物理地址（address_space数据结构）。
- 每个address_space对象都有唯一的基树。基树是一个二叉树，只要指定了文件偏移量，就可以在基树中迅速检索到希望的数据。
- 页高速缓存的数据比后台存储的数据更加新的时候，这些数据就叫脏数据。
- linux 页高速缓存中的回写是由flusher 线程完成的，flusher线程在以下3种情况发生时触发回写操作。
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当空闲内存低于一个阀值时：空闲内存不足时，需要释放一部分缓存，由于只有不脏的页面才能被释放，所以要把脏页面都回写到磁盘，使其变成干净的页面。
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当脏页在内存中驻留时间超过一个阀值时：确保脏页面不会无限期的驻留在内存中，从而减少了数据丢失的风险。
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当用户进程调用 sync() 和 fsync() 系统调用时：给用户提供一种强制回写的方法，应对回写要求严格的场景。
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