进程调度的时机
- linux进程调度是基于分时和优先级的
- 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；
- 内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程
- 内核可以看作各种终端处理过程和内核线程的集合
- 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。
进程的切换
- 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；
- 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（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
-
next = pick_next_task(rq, prev);//进程调度算法都封装这个函数内部，直接选出一个进程来执行
-
context_switch(rq, prev, next);//进程上下文切换
-
switch_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
#define switch_to(prev, next, last) do { /* * Context-switching clobbers all registers, so we clobber * them explicitly, via unused output variables. * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored * explicitly for wchan access and EAX is the return value of * __switch_to()) */ unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi; asm volatile("pushfl " /* 保存当前进程的flags*/ "pushl %%ebp " /* 将当前进程的堆栈基址压入栈中 */ "movl %%esp,%[prev_sp] " /* 将当前的栈底保存到prev_sp中 */ "movl %[next_sp],%%esp " /* 将下一个要执行的进程的栈顶放入esp寄存器中 */ "movl $1f,%[prev_ip] " /* 保存当前进程的eip */ "pushl %[next_ip] " /* 把下一个进程的eip压入栈中 */ __switch_canary "jmp __switch_to " /* 寄存器传递参数给函数switch_to*/ "1: " "popl %%ebp " /* ebp出栈 */ "popfl " /* flags出栈*/ /* 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(): */ [prev] "a" (prev), [next] "d" (next) __switch_canary_iparam : /* reloaded segment registers */ "memory"); } while (0)
-
Linux系统的一般执行过程
-
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
- 正在运行的用户态进程X
- 发生中断——save cs:eip/esp/eflags(current) to kernel stack,then load cs:eip(entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack).
- SAVE_ALL //保存现场
- 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
- 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)
- restore_all //恢复现场
- iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
- 继续运行用户态进程Y
-
几种特殊情况
- 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；
- 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；
- 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；
- 加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；
schedule的分析
实验
- 逐步gdb跟踪schedule的运行：
调度器
Linux的进程调度器的主函数是schedule。在shedule函数中有两个重要变量：prev是当前正在使用CPU的进程；next是下一个将要使用CPU的进程。调度程序的一个很大的任务就是找到next。
schedule的主要工作可以分为两步。
！ 找到next
1、schedule()检查prev的状态。如果不是可运行状态，而且它没有在内核态被抢占，就应该从运行队列删除prev进程。不过，如果它是非阻塞挂起信号，而且状态为TASH_INTERRUPTIBLE，函数就把该进程状态设置为TASK_RUNNING，并将它插入运行队列。这个操 作与把处理器分配给prev是不同的，它只是给prev一次选中执行的机会。在内核抢占的情况下，该步不会被执行。
2、检查本地运行队列中是否有进程。如果没有则在其它CPU的运行队列中迁移一部份进程过来。如果在单CPU系统或在其它CPU的运行队列中迁移进程失败，next只能选择swapper进程，然后马上跳去switch_tasks执行进程切换。
3、若本地运行队列中有进程，但没有活动进程队列为空集。也就是说运行队列中的进程都在过期进程队列中。这时把活动进程队列改为过期进程队列，把原过期进程队列改为活动进程队列。空集用于接收过期进程。
4、现在可以在活动进程队列中搜索一个可运行进程了。首先，schedule()搜索活动进程队列的集合位掩码的第一个非0位。当对应的优先级链表不空时，就把位掩码的相应位置1。因此，第一个非0位下标对应包含最佳运行进程的链表。随后，返回该链表的第一个 进程。值得一提的是，在Linux-2.6下这步能很短的固定的时间内完成。
这时next找到了。
5、检查next是否不是实时进程以及是否从TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_STOPPED状态被唤醒。如果这两个条件都满足，重新计算其动态优先级。然后把next从原来的优先级撒离插入到新的优先级中。
也是说，实时进程是不会改变其优先级的。
！ 切换进程
找到next后，就可以实施进程切换了。
1、把next的进程描述符第一部分字段的内容装入硬件高速缓存。
2、清除prev的TIF_NEED_RESCHED的标志。
3、设置prev的进程切换时刻。
4、重新计算并设置prev的平均睡眠时间。
5、如果prev != next，切换prev和next硬件上下文。
这时，CPU已经开始执行next进程了。 - 抢占中断时的分析图：
“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 ”