《Linux操作系统分析》之理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程

矫情吗；* 2022-07-29 11:58 195阅读 0赞

本篇文章通过用gdb对进程调度时机跟踪来分析在Linux系统中进程调度与进程切换的过程。

**相关知识**

首先关于这篇文章会介绍一些用到的知识。

一、进程调度的分类：

传统上将进程分类为：“I/O受限（I/O-bound）”和“CPU受限（CPU-bound）”。前者频繁地使用I/O设备，并花费很多时间等待I/O操作的完成；后者则需要大量的CPU时间的数值计算的应用程序。

另一种分法，分为三类：交互式进程（interactive process）、批处理进程（batch process）、实时进程（real-time process）

二、进程的调度，调度的发生主要有两种方式：

1：主动式调度(自愿调度)

在内核中主动直接调用进程调度函数schedule()，当进程需要等待资源而暂时停止运行时，会把状态置于挂起（睡眠），并主动请求调度，让出cpu。  
2：被动式调度（抢占式调度、强制调度）：用户抢占和内核抢占  
（1）用户抢占发生在：从系统调用返回用户空间和从中断处理程序返回用户空间。

（2）内核抢占：在不支持内核抢占的系统中，进程/线程一旦运行于内核空间，就可以一直执行，直到它主动放弃或时间片耗尽为止。这样一些非常紧急的进程或线程将长时间得不到运行。

三、调度的算法有：

1：先来先服务和短作业(进程)优先调度算法  
（1）先来先服务调度算法

（2）短作业(进程)优先调度算法  
2：高优先权优先调度算法  
（1）优先权调度算法的类型

（2）高响应比优先调度算法  
3：基于时间片的轮转调度算法  
（1）时间片轮转法

（2）多级反馈队列调度算法

其他详细的内容可以参考《深入理解linux内核》第七章。

**实验过程：**

试验环境的搭建，请大家参考我的[《Linux操作系统分析》之分析Linux内核创建一个新进程的过程][Linux_Linux]这篇博客。

下面是实验过程中的一些截图：

首先是设置断点，以便进行跟踪。

![20160417194812418][]

然后设置完成后，执行exec命令，就可以进行跟踪，跟踪结果如下：

![20160417194919981][]

![20160417194957497][]

**分析过程：**

通过上面的实验结果，我们可以看出程序的执行切换的过程，大概如下：

schedule() -> pick\_next\_task()->context\_switch() -> switch\_to -> \_\_switch\_to()

它们的功能如下：

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，通过这个函数选出一个进程作为下一个执行的进行。  
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，来进行进程的切换。

[schedule][]()的代码如下：

asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
    {
    	struct task_struct *tsk = current;
    
    	sched_submit_work(tsk);
    	__schedule();//调用__schedule()
    }

[\_\_schedule][schedule 1]的代码，删减了一下，如下：

static void __sched __schedule(void)
    {
    	struct task_struct *prev, *next;//定义两个指针，指向当前和下一个进程 
    	unsigned long *switch_count;  //进程切换次数
    	struct rq *rq;	//就绪队列
    	int cpu;
    
    need_resched:
    	preempt_disable();	//关闭内核抢占
    	cpu = smp_processor_id();	//多CPU下，选择其一 
    	rq = cpu_rq(cpu);	//与CPU相关的rq保存在rq中
    	rcu_note_context_switch(cpu);
    	prev = rq->curr;	//将rq当前的值赋给prev
    
     
    	//省略
    	 
    	if (task_on_rq_queued(prev) || rq->skip_clock_update < 0)
    		update_rq_clock(rq);
    
    	next = pick_next_task(rq, prev);	//根据调度算法，选择一个进程作为下一个执行的进程 
    	clear_tsk_need_resched(prev);
    	clear_preempt_need_resched();
    	rq->skip_clock_update = 0;
    
    	if (likely(prev != next)) {	//如果prev和next是不同进程
    		rq->nr_switches++;	//队列切换次数更新
    		rq->curr = next;
    		++*switch_count;	//进程切换次数更新
    
    		context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq */	//进程上下文的切换
    		/*
    		 * 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		//如果是同一个进程不需要切换
    		raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);
    
    	post_schedule(rq);
    
    	sched_preempt_enable_no_resched();//开启抢占
    	if (need_resched())
    		goto need_resched;
    }

在\_\_schedule执行的过程中，又执行了  pick\_next\_task()和 context\_switch() ， pick\_next\_task()是进程调度通过调度算法，选择出一个就绪态的进程给系统。我们分析一下context\_switch()这个函数。

context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
    	       struct task_struct *next)
    {
    	struct mm_struct *mm, *oldmm;	//初始化进程地址管理结构体mm和oldmm
    
    	prepare_task_switch(rq, prev, next);	//完成进程切换的准备工作
    
    	mm = next->mm;
    	oldmm = prev->active_mm;	//之前的active_mm
    	
    	//省略 
    	
    	switch_to(prev, next, prev);	//切换
    
    	barrier();
    	/*
    	 * this_rq must be evaluated again because prev may have moved
    	 * CPUs since it called schedule(), thus the 'rq' on its stack
    	 * frame will be invalid.
    	 */
    	finish_task_switch(this_rq(), prev);	//完成一些清理，正确的释放锁
    }

在这个函数里，调用了 [switch\_to][switch_to]（）函数，我们看一下这个函数：

#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 */	\
    		     "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   */	\
    		     __switch_canary					\
    		     "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),		\
    		       [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)

switch\_to是一个宏定义，完成进程从prev到next的切换。

1、prev的值送入eax，next的值送入edx。

2、保护prev进程的eflags和ebp寄存器内容，这些内容保存在prev进程的内核堆栈中。

3、将prev的esp寄存器中的数据保存在prev->thread.esp中，即将prev进程的内核堆栈保存起来。

4、将next->thread.esp中的数据存入esp寄存器中，这是加载next进程的内核堆栈。

5、把标号1:的地址保存到prev->thread.ip中，然后把next->thread.ip压入next进程的内核堆栈中。（如果之前next也被switch\_to出去过，那么next->thread.ip里存的就是下面这个1f的标号，但如果next进程刚刚被创建，之前没有被switch\_to出去过，那么next->thread.ip里存的将是ret\_ftom\_fork）

6、跳转到\_\_switch\_to函数处执行。（这里不用call \_\_switch\_to而用jmp，因为call会导致自动把下面这句话的地址(也就是1:)压栈，然后\_\_switch\_to()就必然只能ret到这里，而无法根据需要ret到ret\_from\_fork ）

7、执行到这里，prev进程重新获得CPU，恢复prev进程的ebp和eflags内容。

8、将eax的内容存入last参数。

在这里使用到了金丝雀，\_\_switch\_canary是现代操作系统防止栈溢出攻击的金丝雀技术。

然后到此，进程的切换已经分析完了。

**总结：**

一、进程调度的时机  
1、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()；  
2、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；  
3、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。  
二、进程的切换  
1、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；  
2、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；  
3、进程上下文包含了进程执行需要的所有信息  
3.1、用户地址空间： 包括程序代码，数据，用户堆栈等  
3.2、控制信息 ：进程描述符，内核堆栈等  
3.3、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）  
4、进程切换执行的流行

schedule() -> pick\_next\_task()->context\_switch() -> switch\_to -> \_\_switch\_to()  
三、几种特殊情况  
1、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；  
2、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；  
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。（对应switch\_to流程中的第6步，此时返回到ret\_from\_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。（对应switch\_to流程中的第6步，此时静态链接返回到程序的start处，动态链接则返回到动态链接器处）

**备注：**

杨峻鹏 + 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

[Linux_Linux]: http://blog.csdn.net/wsyw126/article/details/51039321
[20160417194812418]: /images/20220724/f144cae236d14f459ac407791e5aeb9f.png
[20160417194919981]: /images/20220724/935c1294dad846dfb73a56d10fa9f3fb.png
[20160417194957497]: /images/20220724/6ce3cfac7a8d48618e26bbf240dc8417.png
[schedule]: http://codelab.shiyanlou.com/xref/linux-3.18.6/kernel/sched/core.c#2865
[schedule 1]: http://codelab.shiyanlou.com/xref/linux-3.18.6/kernel/sched/core.c#2770
[switch_to]: http://codelab.shiyanlou.com/xref/linux-3.18.6/arch/x86/include/asm/switch_to.h#31