Linux内核分析：理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程

张家骥 + 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

1. 进程切换

为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程，并回复以前挂起的某个进程的执行。这种行为被称为进程切换。

1.1 硬件上下文

尽管每个进程可以拥有自己的地址空间，但是所有进程必须共享CPU的寄存器。因此，在恢复一个进程之前，内核必须确保每个寄存器装入了挂起进程时的值。

进程恢复执行前必须装入寄存器的一组数据成为硬件上下文。硬件上下文是进程可执行上下文的一个子集，因为可执行上下文包含进程执行时需要的所有信息。在linux中，进程硬件上下文的一部分存放在TSS段，而剩余部分存放在内核态堆栈中。

在下面的描述中，假定用prev局部变量表示切换出的进程的描述符，用next表示切换进的进程的描述符。因此，我们把进程切换定义为这样的行为：保存prev硬件上下文，用next硬件上下文代替prev。因为进程切换经常发生，因此减少保存和装入硬件上下文所花费的时间是非常重要的。进程切换只发生在内核态。在执行进程切换之前，用户态进程使用的所有寄存器内容都已保存在内核态堆栈上，这也包括ss和esp这对寄存器的内容（存储用户态堆栈指针的地址）。

1.2 thread字段

在每次进程切换时，被替换进程的硬件上下文必须保存在别处。不能像Intel原始设计那样把它保存在TSS段中，因为Linux为每个处理器而不是为每个进程使用TSS。

因此，每个进程描述符包含一个类型为thread_struct的thread字段，只要进程被切换出去，内核就把其硬件上下文保存在这个结构中。但这个结构不包括eax，ebx等通用寄存器，它们的值保留在内核堆栈中。

1.3 执行进程切换

进程切换可能只发生在精心定义的点：schedule()函数。从本质上说，每个进程的切换由两步组成：

1. 切换页全局目录以安装一个新的地址空间；

2. 切换内核态堆栈和硬件上下文，因为硬件上下文提供了内核执行新进程所需要的所有信息，包含CPU寄存器等。

（说明：prev和next是schedule函数的局部变量。）

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是局部变量prev和next的占位符，即它们是输入参数，分别表示被替换进程和新进程描述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。假设决定暂停进程A而激活进程B。在schedule（）函数中，prev指向A的描述符而next指向B的描述符。swtich_to宏一旦使A暂停，A的执行流就冻结。

随后，当内核想再次激活A，就必须暂停另一个进程C（通常不是B），于是就要用prev指向C，next指向A，来执行另一个switch_to宏。当A恢复它的执行流时，就会找到它原来的内核栈，于是prev局部变量恢复成了指向A，next恢复成了指向B，此时进程A执行的内核就失去了对C的任何引用（忘了是从哪里切换过来的）。事实表明，这个引用对于完成进程的切换时很有用的。

switch_to宏的最后一个参数是输出参数，它表示把进程C的描述符地址写在内存的什么位置了（当然，这是在A恢复执行之后完成的）。在进程切换之前，宏把第一个输入参数prev表示的变量的内容存入CPU的eax寄存器。在完成进程切换，A已经恢复执行时，宏把CPU的eax寄存器的内容写入由第三个输出参数——last所指示的A在内存中的位置。因为CPU寄存器不会再切换点发生变化，所以C的描述符地址也存在内存的这个位置。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。

下图显示了进程A，B，C内核堆栈的内容以及eax寄存器的内容。必须注意的是：图中显示的是在被eax寄存器的内容覆盖以前的prev局部变量的值。



由于switch_to宏采用扩展的内联汇编语言编码，可读性差，所以接下来用标准汇编语言来描述switch_to宏在x86处理器上所完成的典型工作。

1. 在eax和edx寄存器中分别保存prev和next的值。

movl prev,%eax
movl next,%edx

2 把eflags和ebp寄存器的内容保存在prev内核栈中。必须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。

pushfl
pushl %ebp

3 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：

movl %esp,484(%eax)

4 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当前进程。

movl 484(%eax),%esp

5 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:

movl $1f, 480(%eax)

6 宏把next->thread.eip的值（绝大多数情况是一个被标记为1的地址）压入next的内核栈：

pushl 480(%eax)

7 跳到__switch_to()函数：

jmp __switch_to

8 这里被进程B替换的进程A再次获得CPU：它执行一些恢复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。

1:
popl %ebp
popfl

注意这些pop指令时怎样引用prev进程的内核栈的。当进程调度程序选择了prev作为新进程在CPU运行时，将执行这些指令。于是，以prev作为第二个参数调用switch_to。因此，esp寄存器指向prev的内核栈。

9 拷贝eax寄存器的内容到switch_to宏的第三个参数last标识的内存区域中：

movl %eax, last

正如先前讨论的，eax寄存器指向刚被替换的进程的描述符。

2. 使用gdb跟踪分析一个schedule()函数

2.1 实验过程

下载最新的menu系统。



重新编译生成根文件系统，然后使用-s -S启动调试内核。（具体参加前几次作业）



启动gdb，调试menu，在schedule处设置断点1。在context_switch处设置断点2。然后运行。可以看到，首先停在了断点1：schedule处。



按n，单步执行，发现停在了断点2：context_switch处。



继续按n单步执行：





之后又回到断点2：context_switch处。

2.2 实验分析

schedule()选择一个新的进程来运行，并调用context_switch进行上下文的切换，context_switch调用switch_to宏来进行关键上下文的切换。

next=pick_next_task(rq,prev);//进程调度算法被封装在内

context_switch(rq,prev,next);//进程上下文的切换

jmp 函数名//使用寄存器来传递参数，而不是压栈

switch_to利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，next指向被调度进程。

进程调度时机：

1.中断处理过程，直接调用schedule()或根据need_reached标记调用schedule();（用户态进程被动被调度）

2. 内核线程可以直接调用schedule()进行切换，也可以在中断过程中进行调度。

进程上下文：

用户地址空间：程序代码，数据，用户态堆栈等。

控制信息：进程描述符，内核堆栈等。

硬件上下文（中断也要保存硬件上下文，只是方法不同）

3. 对“Linux系统一般执行过程”的理解

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

Linux系统执行过程中的几种特殊情况

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；

参考资料：深入理解Linux内核（中文第三版）