浅谈linux进程调度

       Linux是一种分时操作系统，也就是实现进程到进程的快速切换，让用户感到好像同时进行了多个线程。类似于操作系统中说到的时间片轮转调度算法。

进程调度时机与进程切换

       进程调度的时机有哪些呢？一般来说有三种情况。

       • 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。

      那进程是如何切换的呢？

• 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

  • 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

Linux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()函数分析

    schedule()函数实现了进程的调度。它的任务就是从运行队列的链表里找到一个进程，然后将cpu的资源分配给他。有直接调用和延迟调用两种。

        schedule()函数的任务之一是用另外一个进程来替换当前正在执行的进程。因此，该函数的关键结果是设置一个叫做next的变量，使它指向被选中的进程，该进程将取代当前进程。如果系统中没有优先权高于当前进程的可运行进程，最终next与current相等，不发生任何进程切换。schedule( )函数在一开始，先禁用内核抢占并初始化一些局部变量。下一步，schedule( )要保证prev不占用大内核锁。接下来，schedule()检查prev的状态。

    现在schedule( )函数已经要让next 进程投入运行。内核将立刻访问next 进程的thread_info数据结构，它的地址存放在next进程描述符的接近顶部的位置。

    schedule( )函数中在switch_to宏之后紧接着的指令并不由next进程立即执行，而是稍后当调度程序选择prev又执行时由prev执行。然而，在那个时刻，prev局部变量并不指向我们开始描述schedule( )时所替换出去的原来那个进程，而是指向prev被调度时由prev替换出的原来那个进程。

switch_to宏

       

       进程切换的第二步由switch_to宏执行。它是内核中与硬件关系最密切的例程之一。

       首先，该宏有三个参数，它们是prev,next和last。prev和next的作用是输入参数，分别表示被替换进程和新进程描述符的地址在内存中的位置。那第三个参数last呢？在任何进程切换中，涉及到三个进程而不是两个。假设内核决定暂停进程A而激活里程B。在schedule()函数中，prev指向A的描述符而next指向B的描述符。switch_to宏一但使A暂停，A的执行流就冻结。在schedule()执行过程中，参数last指向A的局部变量prev，所以prev被C的地址覆盖。

       switch_to汇编代码解读：在eax和edx寄存器中分别保存prev和next的值。把eflags和ebp寄存器的内容保存在prev内核栈中。必須保存它们的原因是编译器认为在switch_to结束之前它们的值应当保持不变。把esp的内容保存到prev->thread.esp中以使该字段指向prev内核栈的栈顶：把next->thread.esp装入esp.此时，内核开始在next的内核栈上操作，因此这条指令实际上完成了从prev到next的切换。由于进程描述符的地址和内核栈的地址紧挨着，所以改变内核栈意味着改变进程。把标记为1的地址存入prev->thread.eip。当被替换的进程重新恢复执行时，进程执行被标记为1的那条指令：宏把next->thread.eip的值压入next的内核栈。跳到__switch_to()C函数这里被进程B替换的进程A再次获得CPU；它执行一些保存eflags和ebp寄存器内容的指令，这两条指令的第一条指令被标记为1。拷贝eax寄存器的内容到switch_to宏的第三个参数lash标识的内存区域中。

总结

       借用这样一张图来说明linux系统一般执行过程。其中以最常见的ls命令为例。

       

       

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