Linux进程调度与切换
2016-04-15 22:33
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2016-04-15
张超《Linux内核分析》MOOC课程http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000
一、分析
进程调度的时机与进程切换
操作系统原理中介绍了大量进程调度算法，这些算法从实现的角度看仅仅是从运行队列中选择一个新进程，选择的过程中运用了不同的策略而已。对于理解操作系统的工作机制，反而是进程的调度时机与进程的切换机制更为关键。
进程调度的时机：
schedule()是个内核函数，不是内核函数。所以用户态的进程不能直接调用，只能间接调用。内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程。
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。
进程切换：
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
I 用户地址空间： 包括程序代码，数据，用户堆栈等 II 控制信息 ：进程描述符，内核堆栈等
III 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.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
schedule 在/linux-3.18.6/kernel/sched/core.c
switch_to
完成进程切换
二、分析进程切换：我们用switch_to中的部分代码分析
利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，当前进程用X表示。next指向被调度的进程，即下一个进程，用Y表示。至于如何实现调度，看pick_next_task。
看第42行：把flags压入到当前进程X的栈里面，保存flags。
看第43行：把当前的ebp压入当前进程X的栈里，保存ebp。
看第44行：把当前的esp保存到当前进程X的thread.sp里面。其中[prev_sp]是个标识，他在第55行，代替的是prev->thread.sp。
看第45行：把下一个进行Y的thread.sp赋值给esp，这一步实现把本来指向X的栈指针esp，现在指向了Y。其中[next_sp]如上所述，在第66行。
看第46行：把50行的位置存到X进程的thread_ip里面，保存eip。下一次可以从50行开始执行。其中[prev_ip]如上所述，在第56行。
看第47行：把下一个进程Y的threat.ip压入Y进程的栈里面。其中[next_ip]如上所示，在第67行。
看第49行：跳转到__swap_to
看第51行：Y进程里面出栈操作，放到ebp里面。
看第52行：把Y进程里面的出栈，弹出flags
第51，52行正好和第42，43行操作互逆。
三、实验：用gdb跟踪分析一个schedule()函数
四、Linux系统的一般执行过程
最一般情况：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
1.正在运行的用户态进程X
2.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).
3. SAVE_ALL //保存现场
4. 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
5. 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)
6. restore_all //恢复现场
7. iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
8. 继续运行用户态进程Y
几种特殊的情况：
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；
4. 加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；
张超《Linux内核分析》MOOC课程http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000
一、分析
进程调度的时机与进程切换
操作系统原理中介绍了大量进程调度算法，这些算法从实现的角度看仅仅是从运行队列中选择一个新进程，选择的过程中运用了不同的策略而已。对于理解操作系统的工作机制，反而是进程的调度时机与进程的切换机制更为关键。
进程调度的时机：
schedule()是个内核函数，不是内核函数。所以用户态的进程不能直接调用，只能间接调用。内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程。
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。
进程切换：
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
I 用户地址空间： 包括程序代码，数据，用户堆栈等 II 控制信息 ：进程描述符，内核堆栈等
III 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.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
schedule 在/linux-3.18.6/kernel/sched/core.c
1#ifndef _ASM_X86_SWITCH_TO_H
2#define _ASM_X86_SWITCH_TO_H
3
4struct task_struct; /* one of the stranger aspects of C forward declarations */
5__visible struct task_struct *__switch_to(struct task_struct *prev,
6 struct task_struct *next);
7struct tss_struct;
8void __switch_to_xtra(struct task_struct *prev_p, struct task_struct *next_p,
9 struct tss_struct *tss);
10
11#ifdef CONFIG_X86_32
12
13#ifdef CONFIG_CC_STACKPROTECTOR
14#define __switch_canary \
15 "movl %P[task_canary](%[next]), %%ebx\n\t" \
16 "movl %%ebx, "__percpu_arg([stack_canary])"\n\t"
17#define __switch_canary_oparam \
18 , [stack_canary] "=m" (stack_canary.canary)
19#define __switch_canary_iparam \
20 , [task_canary] "i" (offsetof(struct task_struct, stack_canary))
21#else /* CC_STACKPROTECTOR */
22#define __switch_canary
23#define __switch_canary_oparam
24#define __switch_canary_iparam
25#endif /* CC_STACKPROTECTOR */
26
27/*
28 * Saving eflags is important. It switches not only IOPL between tasks,
29 * it also protects other tasks from NT leaking through sysenter etc.
30 */
31#define switch_to(prev, next, last) \
32do { \
33 /* \
34 * Context-switching clobbers all registers, so we clobber \
35 * them explicitly, via unused output variables. \
36 * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored \
37 * explicitly for wchan access and EAX is the return value of \
38 * __switch_to()) \
39 */ \
40 unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi; \
41 \
42 asm volatile("pushfl\n\t" /* save flags */ \
43 "pushl %%ebp\n\t" /* save EBP */ \
44 "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* save ESP */ \
45 "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* restore ESP */ \
46 "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* save EIP */ \
47 "pushl %[next_ip]\n\t" /* restore EIP */ \
48 __switch_canary \
49 "jmp __switch_to\n" /* regparm call */ \
50 "1:\t" \
51 "popl %%ebp\n\t" /* restore EBP */ \
52 "popfl\n" /* restore flags */ \
53 \
54 /* output parameters */ \
55 : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp), \
56 [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip), \
57 "=a" (last), \
58 \
59 /* clobbered output registers: */ \
60 "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx), \
61 "=S" (esi), "=D" (edi) \
62 \
63 __switch_canary_oparam \
64 \
65 /* input parameters: */ \
66 : [next_sp] "m" (next->thread.sp), \
67 [next_ip] "m" (next->thread.ip), \
68 \
69 /* regparm parameters for __switch_to(): */ \
70 [prev] "a" (prev), \
71 [next] "d" (next) \
72 \
73 __switch_canary_iparam \
74 \
75 : /* reloaded segment registers */ \
76 "memory"); \
77} while (0)
78
79#else /* CONFIG_X86_32 */
80
81/* frame pointer must be last for get_wchan */
82#define SAVE_CONTEXT "pushf ; pushq %%rbp ; movq %%rsi,%%rbp\n\t"
83#define RESTORE_CONTEXT "movq %%rbp,%%rsi ; popq %%rbp ; popf\t"
84
85#define __EXTRA_CLOBBER \
86 , "rcx", "rbx", "rdx", "r8", "r9", "r10", "r11", \
87 "r12", "r13", "r14", "r15"
88
89#ifdef CONFIG_CC_STACKPROTECTOR
90#define __switch_canary \
91 "movq %P[task_canary](%%rsi),%%r8\n\t" \
92 "movq %%r8,"__percpu_arg([gs_canary])"\n\t"
93#define __switch_canary_oparam \
94 , [gs_canary] "=m" (irq_stack_union.stack_canary)
95#define __switch_canary_iparam \
96 , [task_canary] "i" (offsetof(struct task_struct, stack_canary))
97#else /* CC_STACKPROTECTOR */
98#define __switch_canary
99#define __switch_canary_oparam
100#define __switch_canary_iparam
101#endif /* CC_STACKPROTECTOR */
102
103/* Save restore flags to clear handle leaking NT */
104#define switch_to(prev, next, last) \
105 asm volatile(SAVE_CONTEXT \
106 "movq %%rsp,%P[threadrsp](%[prev])\n\t" /* save RSP */ \
107 "movq %P[threadrsp](%[next]),%%rsp\n\t" /* restore RSP */ \
108 "call __switch_to\n\t" \
109 "movq "__percpu_arg([current_task])",%%rsi\n\t" \
110 __switch_canary \
111 "movq %P[thread_info](%%rsi),%%r8\n\t" \
112 "movq %%rax,%%rdi\n\t" \
113 "testl %[_tif_fork],%P[ti_flags](%%r8)\n\t" \
114 "jnz ret_from_fork\n\t" \
115 RESTORE_CONTEXT \
116 : "=a" (last) \
117 __switch_canary_oparam \
118 : [next] "S" (next), [prev] "D" (prev), \
119 [threadrsp] "i" (offsetof(struct task_struct, thread.sp)), \
120 [ti_flags] "i" (offsetof(struct thread_info, flags)), \
121 [_tif_fork] "i" (_TIF_FORK), \
122 [thread_info] "i" (offsetof(struct task_struct, stack)), \
123 [current_task] "m" (current_task) \
124 __switch_canary_iparam \
125 : "memory", "cc" __EXTRA_CLOBBER)
126
127#endif /* CONFIG_X86_32 */
128
129#endif /* _ASM_X86_SWITCH_TO_H */
130switch_to
完成进程切换
二、分析进程切换：我们用switch_to中的部分代码分析
27/*
28 * Saving eflags is important. It switches not only IOPL between tasks,
29 * it also protects other tasks from NT leaking through sysenter etc.
30 */
31#define switch_to(prev, next, last) \
32do { \
33 /* \
34 * Context-switching clobbers all registers, so we clobber \
35 * them explicitly, via unused output variables. \
36 * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored \
37 * explicitly for wchan access and EAX is the return value of \
38 * __switch_to()) \
39 */ \
40 unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi; \
41 \
42 asm volatile("pushfl\n\t" /* save flags */ \
43 "pushl %%ebp\n\t" /* save EBP */ \
44 "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* save ESP */ \
45 "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* restore ESP */ \
46 "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* save EIP */ \
47 "pushl %[next_ip]\n\t" /* restore EIP */ \
48 __switch_canary \
49 "jmp __switch_to\n" /* regparm call */ \
50 "1:\t" \
51 "popl %%ebp\n\t" /* restore EBP */ \
52 "popfl\n" /* restore flags */ \
53 \
54 /* output parameters */ \
55 : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp), \
56 [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip), \
57 "=a" (last), \
58 \
59 /* clobbered output registers: */ \
60 "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx), \
61 "=S" (esi), "=D" (edi) \
62 \
63 __switch_canary_oparam \
64 \
65 /* input parameters: */ \
66 : [next_sp] "m" (next->thread.sp), \
67 [next_ip] "m" (next->thread.ip), \
68 \
69 /* regparm parameters for __switch_to(): */ \
70 [prev] "a" (prev), \
71 [next] "d" (next) \
72 \
73 __switch_canary_iparam \
74 \
75 : /* reloaded segment registers */ \
76 "memory"); \
77} while (0)利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，当前进程用X表示。next指向被调度的进程，即下一个进程，用Y表示。至于如何实现调度，看pick_next_task。
看第42行：把flags压入到当前进程X的栈里面，保存flags。
看第43行：把当前的ebp压入当前进程X的栈里，保存ebp。
看第44行：把当前的esp保存到当前进程X的thread.sp里面。其中[prev_sp]是个标识，他在第55行，代替的是prev->thread.sp。
看第45行：把下一个进行Y的thread.sp赋值给esp，这一步实现把本来指向X的栈指针esp，现在指向了Y。其中[next_sp]如上所述，在第66行。
看第46行：把50行的位置存到X进程的thread_ip里面，保存eip。下一次可以从50行开始执行。其中[prev_ip]如上所述，在第56行。
看第47行：把下一个进程Y的threat.ip压入Y进程的栈里面。其中[next_ip]如上所示，在第67行。
看第49行：跳转到__swap_to
看第51行：Y进程里面出栈操作，放到ebp里面。
看第52行：把Y进程里面的出栈，弹出flags
第51，52行正好和第42，43行操作互逆。
三、实验：用gdb跟踪分析一个schedule()函数
四、Linux系统的一般执行过程
最一般情况：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
1.正在运行的用户态进程X
2.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).
3. SAVE_ALL //保存现场
4. 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
5. 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)
6. restore_all //恢复现场
7. iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
8. 继续运行用户态进程Y
几种特殊的情况：
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；
4. 加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；
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