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；