一、Linux系统进程调度与进程切换过程

（一）进程调动

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，即进程上下文切换。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。进程上下文包含了进程执行需要的所有信息。

• 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同）

2.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

（三）switch to代码分析

asm volatile("pushfl\n\t"      /* 保存当前进程的flags */   
           "pushl %%ebp\n\t"        /*把当前进程的ebp压入当前进程的栈中 */ 
           "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t"  /* 把当前进程ebp保存到当前进程prev->thread.sp中 */ 
           "movl %[next_sp],%%esp\n\t"  /* 把下一个进程的esp的值赋给esp寄存器 */ 
           "movl $1f,%[prev_ip]\n\t"    /* 把1：的代码在内存中存储的地址保存到prev->thread.ip中   */ 
           "pushl %[next_ip]\n\t"   /* 把下一个进程的eip压入堆栈   */    
           __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 paraeters: */                
           : [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");                  
}

二、使用 gdb 跟踪分析一个 schedule()函数

1.在shell中依次运行以下命令，获取本次实验的代码，并编译运行

cd LinuxKernel

rm menu -rf

git clone https://github.com/mengning/menu.git

cd menu

mv test_exec.c test.c

make rootfs 

运行结果如下：

2. 关闭QEMU窗口，在shell窗口中回退到LinuxKernel目录，使用下面的命令启动内核并在CPU运行代码前停下以便调试

cd .. //回退到LinuxKernel目录下

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

gdb //调试

file linux-3.18.6/vmlinux //加载文件

target remote:1234 //建立gdb和gdb服务器之间的连接

3.设置断点跟踪分析schedule函数

三、总结

（一）进程调度时机有三种类型：

• 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
• 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）进程上下文包含了进程执行需要的所有信息，包括以下内容

• 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（与中断保存硬件上下文的方法不同）

（三）进程调度的最一般情况
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

（四）进程调度的几种特殊情况

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
4. 加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve