《Linux内核分析》第八周学习笔记

《Linux内核分析》第八周学习笔记 进程的切换和系统的通常执行过程

郭垚 原创做品转载请注明出处 《Linux内核分析》MOOC课程http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000

【学习视频时间：1小时40分钟 实验时间：1小时35分钟 撰写博客时间：2小时40分钟】

【学习内容：进程切换、Linux系统的通常执行过程、Linux系统架构】

1、进程切换的关键代码switch_to分析

1.1 进程调度与进程调度的时机分析

　　操做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，选择的过程当中运用了不一样的策略而已。 对于理解操做系统的工做机制，反而是进程的调度时机与进程的切换机制更为关键。

1. 进程调度的时机

schedule()函数实现调度:

• 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()
• 内核线程能够直接调用schedule()进行进程切换，也能够在中断处理过程当中进行调度，也就是说内核线程做为一类的特殊的进程能够主动调度，也能够被动调度
• 用户态进程没法实现主动调度，仅能经过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程当中进行调度

2. 不一样类型的进程有不一样的调度需求

• 第一种分类：

  • I/O-bound 频繁的进行I/O；一般会花费不少时间等待I/O操做的完成
  • CPU-bound 计算密集型；须要大量的CPU时间进行运算

• 第二种分类：

  • 批处理进程
  • 实时进程
  • 交互式进程shell

【用户态进程只能被动调度，内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程。】

1.2 进程上下文切换相关代码分析

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，并恢复之前挂起的某个进程的执行，这叫作进程切换、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一样的，中断先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须要的全部信息

• 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一样）

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

• 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

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)

5. schedule()函数代码分析

• 建立一些局部变量

struct task_struct *prev, *next;//当前进程和一下个进程的进程结构体
unsigned long *switch_count;//进程切换次数
struct rq *rq;//就绪队列
int cpu;

 

• 关闭内核抢占，初始化一部分变量

need_resched:
preempt_disable();//关闭内核抢占
cpu = smp_processor_id();
rq = cpu_rq(cpu);//与CPU相关的runqueue保存在rq中
rcu_note_context_switch(cpu);
prev = rq->curr;//将runqueue当前的值赋给prev

 

• 选择next进程

next = pick_next_task(rq, prev);//挑选一个优先级最高的任务排进队列
clear_tsk_need_resched(prev);//清除prev的TIF_NEED_RESCHED标志。
clear_preempt_need_resched();

 

• 完成进程的调度

next = pick_next_task(rq, prev);//挑选一个优先级最高的任务排进队列
clear_tsk_need_resched(prev);//清除prev的TIF_NEED_RESCHED标志。
clear_preempt_need_resched();

 

以上代码中context_switch(rq,prev,next)完成了从prev到next的进程上下文的切换。

6. 进程切换上下文的代码分析

• schedule()函数选择一个新的进程来运行

next = pick_next_task(rq, prev);
clear_tsk_need_resched(prev);
clear_preempt_need_resched();
rq->skip_clock_update = 0;

 

• 经过context_switch完成进程上下文切换

2336context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
2337           struct task_struct *next)
2338{
2339    struct mm_struct *mm, *oldmm;
2340
2341    prepare_task_switch(rq, prev, next);
2342
2343    mm = next->mm;
2344    oldmm = prev->active_mm;

2350    arch_start_context_switch(prev);
2351
2352    if (!mm) {
2353        next->active_mm = oldmm;
2354        atomic_inc(&oldmm->mm_count);
2355        enter_lazy_tlb(oldmm, next);
2356    } else
2357        switch_mm(oldmm, mm, next);
2358
2359    if (!prev->mm) {
2360        prev->active_mm = NULL;
2361        rq->prev_mm = oldmm;
2362    }

2369    spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);
2370
2371    context_tracking_task_switch(prev, next);

2373    switch_to(prev, next, prev);
2374
2375    barrier();

2381    finish_task_switch(this_rq(), prev);
2382}

 

• switch_ to函数代码分析

• 注意：

  • 下图42行保存当前进程的flags
  • 下图43行把当前进程的堆栈基址压栈
  • switch_ to完成寄存器的切换：先保存当前进程的寄存器，再进行堆栈切换（下图第4四、45行）自此后全部的压栈都是在新进程的堆栈中了，再切换eip（下图4六、56行），这样当前进程能够重新进程中恢复，还有其余必要的切换
  • next_ ip通常是$1f（对于新建立的进程来讲就是ret_ from_ fork）
  • 下图47行代表下一进程栈顶是起点。next_ ip通常是$1f，对于新建立的子进程是ret_ from_fork
  • 下图49行jmp _ switch_ to是函数调用，经过寄存器传递参数；函数执行结束return的时候从下一条指令开始（便是新进程的开始）

  • next进程曾经是prev进程，nex执行完后执行的“下一个”实际上是刚刚被切换的进程

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)

 

2、Linux系统的通常执行过程

2.1 Linux系统的通常执行过程分析

最通常的状况：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. 中断处理过程当中或中断返回前调用了schedule()，其中的switch_to作了关键的进程上下文切换
5. 标号1以后开始运行用户态进程Y(这里Y曾经经过以上步骤被切换出去过所以能够从标号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

2.2 Linux系统的通常执行过程当中的几个特殊状况

几种特殊状况：

1. 经过中断处理过程当中的调度时机，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，与最通常的状况很是相似，只是内核线程运行过程当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，与最通常的状况略简略
3. 建立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状况，如execve

2.3 内核与舞女

1. 进程的地址空间一共有4G，其中0——3G是用户态能够访问，3G以上只有内核态能够访问
2. 内核至关于出租车，能够为每个“招手”的进程提供内核态到用户态的转换。
3. 没有进程须要“承载”的时候，内核进入idle0号进程进行“空转”。当用户进程有需求时，内核发生中断，帮助用户进程完成请求，而后再返回到用户进程。就好像Taxi将用户载了一圈以后又把用户放下来。
4. 3G以上的部分就是这样的“出租车”，是全部进程共享的，在内核态部分切换的时候就比较容易
5. 内核是各类中断处理程序和内核线程的集合。

3、Linux系统架构和执行过程概览

3.1 Linux操做系统架构概览

1. 操做系统的基本概念及目的

2. 典型的Linux操做系统架构

3.2 最简单、最复杂的操做——执行ls命令

3.3 从CPU和内存的角度看Linux系统的执行

1. 执行gets()函数

2. 执行系统调用，陷入内核

3. 等待输入，CPU会调度其余进程执行，同时wait一个I/O中断

4. 输入ls，发I/O中断给CPU，中断处理程序进行现场保存、压栈等等

5. 中断处理程序发现X进程在等待这个I/O（此时X已经变成阻塞态），处理程序将X设置为WAKE_UP

6. 进程管理可能会把进程X设置为next进程，这样gets系统调用得到数据，再返回用户态堆栈

7. 从CPU执行指令的角度看：

8. 从内存角度看，全部的物理地址都会被映射到3G以上的地址空间。由于这部分对全部进程来讲都是共享的：

4、实验

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

跟踪调试schedule()函数的执行过程以下。由下图可知进程调度时，首先进入schedule()函数，将一个task_ struct结构体的指针tsk赋值为当前进程，而后调用sched_ submit_ work(tsk)。

进入sched_ submit_ work(tsk)函数查看它的工做：sched_ submit_ work主要做用是避免死锁。

由上图可知该函数时检测tsk->state是否为0 （runnable）若为运行态时则返回， tsk_ is_ pi_ blocked(tsk),检测tsk的死锁检测器是否为空，若非空的话就return。

进入schedule()函数，schedule()是切换进程的真正代码：

整个schedule的执行过程能够用下面的流程图表示：

总结

　　本周视频主要讲解了进程切换的关键代码switch_ to分析、Linux系统的通常执行过程、Linux系统架构和执行过程。从中我了解到schedule()函数实现进程调度，context_ switch完成进程上下文切换，switch_ to完成寄存器的切换。在调度时机方面，内核线程能够直接调用schedule()进行进程切换，也能够在中断处理过程当中进行调度，也就是说内核线程做为一类的特殊的进程能够主动调度，也能够被动调度。而用户态进程没法实现主动调度，仅能经过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程当中进行调度。