[网易云课堂]Linux内核分析（八）—— 理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程

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

一、实验要求

分析并理解Linux中进程调度与进程切换过程，仔细分析进程的调度时机、switch_to及对应的堆栈状态。需要总结并阐明自己对“Linux系统一般执行过程”的理解

二、实验内容

• 理解Linux系统中进程调度的时机，可以在内核代码中搜索schedule()函数，看都是哪里调用了schedule()，判断我们课程内容中的总结是否准确；

• 使用gdb跟踪分析一个schedule()函数 ，验证您对Linux系统进程调度与进程切换过程的理解。

• 特别关注并仔细分析switch_to中的汇编代码，理解进程上下文的切换机制，以及与中断上下文切换的关系；

三、实验环境

本地linux环境（ubuntu16.04 64bit）

主要优点：使用方便，方便保存，不受网络影响。

四、实验过程

1.打开shell终端，执行以下命令：

cd LinuxKernelrm -rf menugit clone https://github.com/mengning/menu.gitcd menumv test_exec.c test.cmake rootfs

2.通过增加-s -S启动参数打开调试模式

qemu -kernel ../linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd ../rootfs.img -s -S

3.打开gdb进行远程调试

gdbfile ../linux-3.18.6/vmlinuxtarget remote:1234

4.设置断点

b scheduleb context_switchb switch_tob pick_next_task

schedule()函数主要处理过程为：
1、针对抢占的处理
2、raw_spin_lock_irq(&rq->lock);
3、检查prev的状态，并且重设state的状态
4、next = pick_next_task(rq, prev); //进程调度算法
5、更新就绪队列的时钟
6、context_switch(rq, prev, next); //进程上下文切换

schedule()函数用来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，其中pick_next_task()函数封装了进程调度算法。
switch_to实现了进程之间的真正切换：
（1）首先在当前进程prev的内核栈中保存esi, edi及ebp寄存器的内容。
（2）然后将prev的内核堆栈指针ebp存入prev->thread.esp中
（3）把将要运行进程next的内核栈指针next->thread.esp赋给esp寄存器
（4）将popl指令所在的地址保存在prev->thread.eip中，这个地址就是prev下一次被调度的地址
（5）jmp转入__switch_to()函数
（6）恢复next上次被调离时堆栈内容，next进程就成为当前进程开始执行。

五、代码分析

在switch_to函数中，通过嵌入如下的汇编代码实现进程上下文的切换以及与中断上下文的切换：

asm volatile("pushfl\n\t"          /* 保存标志位 */         "pushl %%ebp\n\t"             /* 保存    EBP   */        "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t"    /* 保存    ESP   */      "movl %[next_sp],%%esp\n\t"   /* 恢复 ESP   */      "movl $1f,%[prev_ip]\n\t"     /* 保存    EIP   */         "pushl %[next_ip]\n\t"        /* 恢复 EIP   */         __switch_canary                 "jmp __switch_to\n"           /* 跳转l  */         "1:\t"             "popl %%ebp\n\t"              /* 恢复 EBP   */         "popfl\n"                     /* 恢复标志位*/         /* 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"); 

schedule

asmlinkage __visible void __sched schedule(void){        struct task_struct *tsk = current;//来获取当前进程        sched_submit_work(tsk);//避免死锁        __schedule();//处理切换过程}

__schedule

static void __sched __schedule(void){    struct task_struct *prev, *next;    unsigned long *switch_count;    struct rq *rq;    int cpu;need_resched:    preempt_disable();   //关闭内核抢占    cpu = smp_processor_id();    rq = cpu_rq(cpu);   //找到当前cpu上的就绪队列rq，跟当前进程相关的runqueue的信息被保存在rq中    rcu_note_context_switch(cpu);    prev = rq->curr;   //将正在运行的进程curr保存到prev中    schedule_debug(prev);//如果禁止内核抢占，而又调用了cond_resched就会出错，这里就是用来捕获该错误的    if (sched_feat(HRTICK))        hrtick_clear(rq);    smp_mb__before_spinlock();    raw_spin_lock_irq(&rq->lock);    switch_count = &prev->nivcsw;//切换次数记录, 默认认为非主动调度计数    if (prev->state && !(preempt_count() & PREEMPT_ACTIVE))//如果内核态没有被抢占，并且内核抢占有效    {        //如果当前进程有非阻塞等待信号，并且它的状态是TASK_INTERRUPTIBLE        if (unlikely(signal_pending_state(prev->state, prev)))        {            prev->state = TASK_RUNNING; //将当前进程的状态设为：TASK_RUNNING        }        else        {            deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP);//将当前进程从runqueue(运行队列)中删除            prev->on_rq = 0;  //标识当前进程不在runqueue中            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;    }    pre_schedule(rq, prev);    if (unlikely(!rq->nr_running))//如果runqueue中没有正在运行的进程        idle_balance(cpu, rq); //就会从其它CPU拉入进程    put_prev_task(rq, prev);   //通知调度器，当前进程要被另一个进程取代，做好准备    next = pick_next_task(rq); //从runqueue中选择最适合的进程    clear_tsk_need_resched(prev); //清除当前进程的重调度标识    rq->skip_clock_update = 0;    //当前进程与所选进程是否是同一进程，不属于同一进程才需要切换    if (likely(prev != next))    {        rq->nr_switches++;        rq->curr = next; //所选进程代替当前进程        ++*switch_count;        context_switch(rq, prev, next); //负责底层上下文切换        cpu = smp_processor_id();        rq = cpu_rq(cpu);    }    else        raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);  //如果不需要切换进程，则只需要解锁    post_schedule(rq);    sched_preempt_enable_no_resched();    if (need_resched())        goto need_resched;}

put_prev_task和pick_next_task是进程的调度的核心；理解context_switch是理解进程的切换的必要过程。在系统进行上下文切换中，首先需要判断prev和next是否是同一个进程，如果是，则保持原状，不切换；否则接着将next设置为rq->curr，然后调用context_switch来进行实际的上下文切换。

context_switch

/*
* context_switch - switch to the new MM and the new thread’s register state.
*/
static __always_inline struct rq *
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
struct task_struct *next)
{
struct mm_struct *mm, *oldmm;

/*  完成进程切换的准备工作  */prepare_task_switch(rq, prev, next);mm = next->mm;oldmm = prev->active_mm;/* * For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to * combine the page table reload and the switch backend into * one hypercall. */arch_start_context_switch(prev);/*  如果next是内核线程，则线程使用prev所使用的地址空间 *  schedule( )函数把该线程设置为懒惰TLB模式 *  内核线程并不拥有自己的页表集(task_struct->mm = NULL) *  它使用一个普通进程的页表集 *  不过，没有必要使一个用户态线性地址对应的TLB表项无效 *  因为内核线程不访问用户态地址空间。*/if (!mm)        /*  内核线程无虚拟地址空间, mm = NULL*/{    /*  内核线程的active_mm为上一个进程的mm     *  注意此时如果prev也是内核线程,     *  则oldmm为NULL, 即next->active_mm也为NULL  */    next->active_mm = oldmm;    /*  增加mm的引用计数  */    atomic_inc(&oldmm->mm_count);    /*  通知底层体系结构不需要切换虚拟地址空间的用户部分     *  这种加速上下文切换的技术称为惰性TBL  */    enter_lazy_tlb(oldmm, next);}else            /*  不是内核线程, 则需要切切换虚拟地址空间  */    switch_mm(oldmm, mm, next);/*  如果prev是内核线程或正在退出的进程 *  就重新设置prev->active_mm *  然后把指向prev内存描述符的指针保存到运行队列的prev_mm字段中 */if (!prev->mm){    /*  将prev的active_mm赋值和为空  */    prev->active_mm = NULL;    /*  更新运行队列的prev_mm成员  */    rq->prev_mm = oldmm;}/* * Since the runqueue lock will be released by the next * task (which is an invalid locking op but in the case * of the scheduler it's an obvious special-case), so we * do an early lockdep release here: */lockdep_unpin_lock(&rq->lock);spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);/* Here we just switch the register state and the stack.  * 切换进程的执行环境, 包括堆栈和寄存器 * 同时返回上一个执行的程序 * 相当于prev = switch_to(prev, next)  */switch_to(prev, next, prev);/*  switch_to之后的代码只有在 *  当前进程再次被选择运行(恢复执行)时才会运行 *  而此时当前进程恢复执行时的上一个进程可能跟参数传入时的prev不同 *  甚至可能是系统中任意一个随机的进程 *  因此switch_to通过第三个参数将此进程返回 *//*  路障同步, 一般用编译器指令实现 *  确保了switch_to和finish_task_switch的执行顺序 *  不会因为任何可能的优化而改变  */barrier();  /*  进程切换之后的处理工作  */finish_task_switch(this_rq(), prev);

}

switch_to

/* * Saving eflags is important. It switches not only IOPL between tasks, * it also protects other tasks from NT leaking through sysenter etc. */#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\n\t" /* save flags 保存就的ebp、和flags寄存器到旧进程的内核栈中*/   \                     "pushl %%ebp\n\t"          /* save    EBP   */     \                     "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t"        /* save ESP  将旧进程esp保存到thread_info结构中 */ \                     "movl %[next_sp],%%esp\n\t"        /* restore ESP 用新进程esp填写esp寄存器，此时内核栈已切换  */ \                     "movl $1f,%[prev_ip]\n\t"  /* save EIP将标号1:的地址保存到prev->thread.ip中，下一次该进程被调用的时候从1的位置开始执行*/     \                     "pushl %[next_ip]\n\t"     /* restore EIP 将新进程的ip值压入到新进程的内核栈中 */     \                     __switch_canary                                    \                     "jmp __switch_to\n"        /* regparm call  */     \                     "1:\t"                                             \                     "popl %%ebp\n\t"           /* restore EBP 该进程执行，恢复ebp寄存器*/     \                     "popfl\n"                  /* restore flags  恢复flags寄存器*/     \                                                                        \                     /* 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), /*=表示输出,a表示把变量last放入ax,eax = last*/         \                                                                        \                       /* clobbered output registers: */                \                       "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),/*b 变量放入ebx,c表示放入ecx，d放入edx,S放入si,D放入edi*/\                       "=S" (esi), "=D" (edi)                           \                                                                        \                       __switch_canary_oparam                           \                                                                        \                       /* 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),                           \                       [next]     "d" (next)                            \                                                                        \                       __switch_canary_iparam                           \                                                                        \                     : /* reloaded segment registers */                 \                        "memory");                                      \} while (0)

__switch_to

__visible __notrace_funcgraph struct task_struct *__switch_to(struct task_struct *prev_p, struct task_struct *next_p){    struct thread_struct *prev = &prev_p->thread,                 *next = &next_p->thread;    int cpu = smp_processor_id();/* 得到当前代码运行的CPU编号 */    struct tss_struct *tss = &per_cpu(init_tss, cpu);/* 得到当前CPU的TSS init_tss为一个per cpu变量*/    fpu_switch_t fpu;    /* never put a printk in __switch_to... printk() calls wake_up*() indirectly */    fpu = switch_fpu_prepare(prev_p, next_p, cpu);/* 加载FPU、MMX、XMM的寄存器组 */    /*     * Reload esp0.     */    load_sp0(tss, next);//重新载入esp0：把next_p->thread.esp0装入对应于本地cpu的tss的esp0字段；    //任何由sysenter汇编指令产生的从用户态到内核态的特权级转换将把这个地址拷贝到esp寄存器中     /*     * Save away %gs. No need to save %fs, as it was saved on the     * stack on entry.  No need to save %es and %ds, as those are     * always kernel segments while inside the kernel.  Doing this     * before setting the new TLS descriptors avoids the situation     * where we temporarily have non-reloadable segments in %fs     * and %gs.  This could be an issue if the NMI handler ever     * used %fs or %gs (it does not today), or if the kernel is     * running inside of a hypervisor layer.     */    lazy_save_gs(prev->gs);    /*     * Load the per-thread Thread-Local Storage descriptor.     */    load_TLS(next, cpu);//装载每个线程的线程局部存储描述符：    //把next进程使用的线程局部存储(TLS)段  装入本地CPU的全局描述符表；    //三个段选择符保存在进程描述符内的tls_array数组中     /*     * Restore IOPL if needed.  In normal use, the flags restore     * in the switch assembly will handle this.  But if the kernel     * is running virtualized at a non-zero CPL, the popf will     * not restore flags, so it must be done in a separate step.     */    if (get_kernel_rpl() && unlikely(prev->iopl != next->iopl))        set_iopl_mask(next->iopl);    /*     * If it were not for PREEMPT_ACTIVE we could guarantee that the     * preempt_count of all tasks was equal here and this would not be     * needed.     */    task_thread_info(prev_p)->saved_preempt_count = this_cpu_read(__preempt_count);    this_cpu_write(__preempt_count, task_thread_info(next_p)->saved_preempt_count);    /*     * Now maybe handle debug registers and/or IO bitmaps     */    if (unlikely(task_thread_info(prev_p)->flags & _TIF_WORK_CTXSW_PREV ||             task_thread_info(next_p)->flags & _TIF_WORK_CTXSW_NEXT))        __switch_to_xtra(prev_p, next_p, tss);    /*     * Leave lazy mode, flushing any hypercalls made here.     * This must be done before restoring TLS segments so     * the GDT and LDT are properly updated, and must be     * done before math_state_restore, so the TS bit is up     * to date.     */    arch_end_context_switch(next_p);    this_cpu_write(kernel_stack,          (unsigned long)task_stack_page(next_p) +          THREAD_SIZE - KERNEL_STACK_OFFSET);    /*     * Restore %gs if needed (which is common)     */    if (prev->gs | next->gs)        lazy_load_gs(next->gs);    switch_fpu_finish(next_p, fpu);    this_cpu_write(current_task, next_p);    return prev_p;}

六、总结

本次课程学习了操作系统如何进行进程的切换以及系统的一般执行过程。其中还是脱离不出中断的使用，进程切换最主要的时机就在于中断的过程，对关键函数switch_to的跟踪分析以及函数解读清晰地展示了堆栈如何变化的。

schedule()函数用来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，其中pick_next_task()函数封装了进程调度算法。

对“Linux系统一般执行过程”的理解：

Linux系统中，一个进程的一般执行过程：

即从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。

这里有几个特殊情况：

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；

1. 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；

2. 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；

3. 加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve。

参考资料

http://blog.csdn.net/u010771356/article/details/70188234

https://xuezhaojiang.github.io/LinuxCore/lab8/lab8.html