进程调度

进程调度的时机

何时发生进程调度呢？这与引起进程调度的原因以及进程调度的方式有关。
1. 正在执行的进程执行完毕。这是显然的，任务执行完了当然要调度
2. 正在执行的进程因资源得不到满足而进入睡眠等状态。
3. 执行中进程提出I/O请求后被阻塞。
4. 系统分配的时间片已经用完。
5. 在执行完系统调用返回用户进程时，可调度选择一新的用户进程执行。
6. 有高优先级的任务就绪。

在linux系统中，

• 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。

进程上下文的切换

进程切换的步骤
1. 保存处理器的上下文，包括程序计数器和其它寄存器
2. 用新状态和其它相关信息更新正在运行进程的TCB
3. 把原来的进程移至合适的队列（就绪、阻塞）
4. 选择另一个要执行的进程
5. 更新被选中进程的PCB（包括将进程的状态变为运行态）
6. 从被选中进程中重装入

需要注意的是，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）

linux内核的切换函数

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

内核代码

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);    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 (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 */        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;}

主要做以下的处理
1. 针对抢占的处理
3. 检查prev的状态，并且重设state的状态
4. next = pick_next_task();//函数内部主要是进程调度算法
5. 更新就绪队列
6、context_switch(); //内部调用了switch_to（），其内部是汇编代码，进程上下文的切换

总结

总结

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，比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；