1、一、Linux进程切换深入分析#define CLONE_KERNEL(CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND)创建内核线程时使用的CLONE标志。1#define unlikely(x)_builtin_expect(!(x), 0)编译器优化，实际返回值x是整型表达式，0表示并不预期该事件发生，也就是说x为0的可能性很小，这是为了让编译器对下面得语句进行优化。2进程内核态堆栈结构：进程是动态实体，进程描述符是存放在动态内存中的。在一块进程内存区上，Linux存放了两个数据结构：指向task_struct得thread_info和内核态的进程栈。大小一般
2、2页8K，这要求页面帧对齐2的13次幂，在X86上编译时可以配置大小为4K。thread_info在内存区开始处，内核栈从内存尾向下增长。在C语言中可以用union结构表示：图1. 8K内核栈和进程描述符task_struct及thread_info的相互关系union thread_union struct thread_info thread_info;unsigned long stack2048; /* 1024 for 4KB stacks */;CPU的esp寄存器用于执行堆栈的顶部指针，当从用户态转向内核态时，进程内核栈总是空的，所以esp就会执行堆栈底部。使用alloc_thr
3、ead_info和free_thread_info用于分配和释放一个存放thread_info结构和内核堆栈的内存区。内核通过当前esp指针可以很方便的得到thread_info结构的地址。current_thread_info(void)的原理即如下：movl $0xffff2000,%ecx /* or 0xfffff000 for 4KB stacks */andl %esp,%ecxmovl %ecx,pthread_info中task指针是第一个，所以current宏相当于current_thread_info( )-task，从而也就得到task指针。每个进程有自己独立得进程空间，
4、所有进程共享CPU寄存器。进程继续执行时必须装入寄存器恢复得数据集称为硬件上下文环境。在Linux中部分硬件上下文存放在进程描述符中，部分存放到内核态堆栈里。3.进程切换堆栈原理：每个进程有自己独立得进程空间，所有进程共享CPU寄存器。进程继续执行时必须装入寄存器恢复得数据集称为硬件上下文环境。在Linux中部分硬件上下文存放在进程描述符中，部分存放到内核态堆栈里。80x86体系支持在进程TSS段跳转时自动执行进程硬件上下文切换。Linux使用软件方法实现。软件方式效率差不多，当更灵活，可以控制流程，留下优化空间。80x86用TSS段保存硬件上下文内容，每个CPU有一个TSS段。从用户态到内核
5、态切换时，从TSS中取出内核栈地址。用户态进程访问I/O端口时，TSS中的I/O访问位图可以验证权限。tss_struct描述了TSS格式，init_tss存放初始TSS内容，每次进程切换，内核更新TSS中的某些字段，以反映当前运行进程的权限等级。每个进程有个反映任务CPU状态的thread_struct结构变量thread，除eax、ecx等通用寄存器内容保存在内核态堆栈中，其他大部分寄存器都保存在次结构中。该结构一部分对应于tss_struct中的内容，进程切换时把thread中某些内容更新到tss_struct中就可以反映当前任务的运行CPU环境。struct tss_structuns
6、igned shortback_link,_blh;unsigned longesp0;unsigned shortss0,_ss0h;unsigned longesp1;unsigned shortss1,_ss1h;/* ss1 is used to cache MSR_IA32_SYSENTER_CS */unsigned longesp2;unsigned shortss2,_ss2h;unsigned long_cr3;unsigned longeip;unsigned longeflags;unsigned longeax,ecx,edx,ebx;unsigned longesp;
7、unsigned longebp;unsigned longesi;unsigned longedi;unsigned shortes, _esh;unsigned shortcs, _csh;unsigned shortss, _ssh;unsigned shortds, _dsh;unsigned shortfs, _fsh;unsigned shortgs, _gsh;unsigned shortldt, _ldth;unsigned shorttrace, io_bitmap_base;/* The extra 1 is there because the CPU will acces
8、s an* additional byte beyond the end of the IO permission* bitmap. The extra byte must be all 1 bits, and must* be within the limit.*/unsigned longio_bitmapIO_BITMAP_LONGS + 1;/* Cache the current maximum and the last task that used the bitmap:*/unsigned long io_bitmap_max;struct thread_struct *io_b
9、itmap_owner;/* pads the TSS to be cacheline-aligned (size is 0x100)*/unsigned long _cacheline_filler35;/* . and then another 0x100 bytes for emergency kernel stack*/unsigned long stack64; _attribute_(packed);struct thread_struct/* cached TLS descriptors. */struct desc_struct tls_arrayGDT_ENTRY_TLS_E
10、NTRIES;unsigned longesp0;unsigned longsysenter_cs;unsigned longeip;unsigned longesp;unsigned longfs;unsigned longgs;/* Hardware debugging registers */unsigned longdebugreg8;/* %db0-7 debug registers */* fault info */unsigned longcr2, trap_no, error_code;/* floating point info */union i387_unioni387;
11、/* virtual 86 mode info */struct vm86_struct _user * vm86_info;unsigned longscreen_bitmap;unsigned longv86flags, v86mask, saved_esp0;unsigned intsaved_fs, saved_gs;/* IO permissions */unsigned long*io_bitmap_ptr;unsigned longiopl;/* max allowed port in the bitmap, in bytes: */unsigned longio_bitmap_
12、max;4进程切换流程解析switch_to进程切换本质上两步：1)进程页表PGD切换；2)内核态堆栈和硬件上下文切换（包括CPU寄存器）；上面两步通过context_switch()实现，它通过调用switch_mm()切换进程空间，switch_to切换内核上下文环境。首先看看context_switch()做了些什么：1)进程描述符中active_mm执行进程使用的地址空间，mm执行进程拥有的地址空间，对于普通进程它们相同。对于内核线程，它的mm总为NULL。所以context_switch()首先判断if (!next-mm)即next为内核线程，则使用prev的进程地址空间：if (
13、!next-mm) next-active_mm = prev-active_mm; atomic_inc(&prev-active_mm-mm_count); enter_lazy_tlb(prev-active_mm, next);2)否则，如果next是普通进程，则用next进程空间替换prev的地址空间：switch_mm(oldmm, mm, next);3)如果prev是内核线程或者正在退出，则设置prev-active_mm和runqueue的prev_mm为NULL：if (!prev-mm) prev-active_mm = NULL;WARN_ON(rq-prev_mm);
14、rq-prev_mm = oldmm;下面看看switch_mm()如何切换进程空间：1)获取cpu逻辑号。2)cpu_clear(cpu, prev-cpu_vm_mask)清除cpu_vm_mask位标志。3)per_cpu(cpu_tlbstate, cpu).state = TLBSTATE_OK设置cpu_tlbstate状态。4)per_cpu(cpu_tlbstate, cpu).active_mm = next设置cpu_tlbstate的active_mm为next。5)cpu_set(cpu, next-cpu_vm_mask)设置next的cpu_vm_mask标志。6)
15、load_cr3(next-pgd)装载next的pgd页表到cr3寄存器。7)如果next的LDT描述符改变，则加载next的LDT描述符。if (unlikely(prev-context.ldt != next-context.ldt)load_LDT_nolock(&next-context);最后，switch_to进行内核堆栈和CPU环境切换操作：#define switch_to(prev,next,last) do unsigned long esi,edi;asm volatile(pushflnt/* Save flags */pushl %ebpntmovl %esp,%
16、0nt/* save ESP */movl %5,%espnt/* restore ESP */movl $1f,%1nt/* save EIP */pushl %6nt/* restore EIP */jmp _switch_ton1:tpopl %ebpntpopfl:=m (prev-thread.esp),=m (prev-thread.eip),=a (last),=S (esi),=D (edi):m (next-thread.esp),m (next-thread.eip),2 (prev), d (next); while (0)流程描述，prev是进程A的task结构，nex
17、t是进程B的task结构，last是进程C的结构：1)保存prev和next指针的值到eax和edx：movl prev, %eaxmovl next, %edx2)保存eflags和ebp寄存器内容到prev内核态堆栈中：pushflpushl %ebp3)将esp内容保存到prev-thread.esp中，该字段执行prev内核堆栈的top地址。movl %esp,484(%eax)4)将next-thread.esp加载到esp中，现在开始，esp执行next的内核堆栈，进程切换完成。movl 484(%edx), %esp5)保存下面Label 1到prev-thread.eip指针中
18、，当prev进程恢复运行时，从该位置开始运行。movl $1f, 480(%eax)6)将next-thread.eip的指针内容压到next的内核态堆栈中，通常它的内容也是Label 1。pushl 480(%edx)7)跳转到_switch_to（）C函数执行。jmp _switch_to8)被替换的进程A继续执行，它在Label 1处，首先是恢复eflags和ebp寄存器内容。注意这里是发生在调度器选择prev在CPU上运行后，次数esp已经执行了prev的内核堆栈。1:popl %ebppopfl9)将eax内容保存到last任务结构中。这里eax是被进程A切换下来的进程C的task结
19、构指针。movl %eax, last5_switch_to深入分析_switch_to参数是存放在eax和edx中的内容，这通过#define fastcall_attribute_(regparm(3)告诉gcc编译器。1)获取tss_struct tss、prev_p和next_p的thread_struct结构prev和next、当前CPU逻辑ID。2)调用_unlazy_fpu(prev_p)根据条件标志选择是否保存prev_p的FPU, MMX,和XMM寄存器内容。3)load_esp0(tss, next)将next的堆栈地址存放到tss中：tss-esp0 = thread-e
20、sp0。4)savesegment(gs, prev-gs)保存gs寄存器到prev-gs，fs已经在栈入口保存，es和ds在内核态下不需要保存。5)load_TLS(next, cpu)从next的tls_array缓存中加载线程的Thread-Local Storage描述符。TLS在GDT表中位置6、7、8。cpu_gdt_tablecpu6 = next_p-thread.tls_array0;cpu_gdt_tablecpu7 = next_p-thread.tls_array1;cpu_gdt_tablecpu8 = next_p-thread.tls_array2;6)如果当前特
21、权级别是0并且prev-iopl != next-iopl则恢复IOPL设置set_iopl_mask(next-iopl)。7)根据thread_info的TIF标志_TIF_WORK_CTXSW和TIF_IO_BITMAP判断是否需要处理debug寄存器和IO位图：_switch_to_xtra(next_p, tss);l只有当next_p挂起时即if (test_tsk_thread_flag(next_p, TIF_DEBUG)使用了debug寄存器才需要恢复set_debugreg(next-debugregi, i)。只有调试器需要监控prev的状态时，prev_p-thread
22、.debugreg数组的内容才会被修改。Debug寄存器dr0dr7，dr4和dr5不用。l当prev_p或者next_p定义了自己的I/O访问位图时，必须更新TSS的I/O bitmap。if (prev_p-thread.io_bitmap_ptr | next_p-thread.io_bitmap_ptr)handle_io_bitmap(&next_p-thread, &init_tsscpu);进程的I/O访问位图存放在io_bitmap_ptr指针里，通常进程很少修改IO位图，只有当前时间片中访问IO端口才会把实际的IO位图加载到TSS中。当next_p没有自定义位图时：tss-i
23、o_bitmap_base = INVALID_IO_BITMAP_OFFSET;返回如果next = tss-io_bitmap_owner则设置有效的偏移量：tss-io_bitmap_base = IO_BITMAP_OFFSET;返回否则tss-io_bitmap_base = INVALID_IO_BITMAP_OFFSET_LAZY;只有第二种情况tss-io_bitmap_base设置的是有效的io_bitmap偏移量，对于其他两种情况，当用户进程访问I/O端口时将会触发General protection的异常，do_general_protection( )异常处理函数根据i
24、o_bitmap的值处理异常：如果是0x8000(INVALID_IO_BITMAP_OFFSET)则发送SIGSEGV信号给用户进程；如果是0x9000(INVALID_IO_BITMAP_OFFSET_LAZY)则拷贝进程的thread中的io_bitmap_ptr内容到io_bitmap中，并设置io_bitmap_base为正确的偏移量(104)。8)disable_tsc(prev_p, next_p)设置cr4中的TSC Disable位。9)arch_leave_lazy_cpu_mode()设置CPU的lazy模式。10)如果next_p-fpu_counter 5则恢复nex
25、t_p的FPU寄存器内容：math_state_restore()。FPU寄存器存放在next_p-thread-i387中，i387是i387_union的union结构：union i387_union struct i387_fsave_structfsave;struct i387_fxsave_structfxsave;struct i387_soft_struct soft;struct i387_fxsave_struct unsigned shortcwd;unsigned shortswd;unsigned shorttwd;unsigned shortfop;longfip
26、;longfcs;longfoo;longfos;longmxcsr;longmxcsr_mask;longst_space32;/* 8*16 bytes for each FP-reg = 128 bytes */longxmm_space32;/* 8*16 bytes for each XMM-reg = 128 bytes */longpadding56; _attribute_ (aligned (16);11)如果需要，则从next-gs中恢复gs寄存器内容。if (prev-gs | next-gs)loadsegment(gs, next-gs);二、Linux实时调度sch
27、edule1概述三种调度策略：SCHED_FIFO，SCHED_RR和SCHED_NORMAL。FIFO实时调度算法当调度器将CPU指定给某个进程时，它把该进程放到运行队列首；除非有更高优先级的进程，否则该进程将一直占用CPU。Round Robin实时进程调度把CPU指定给某进程，把它放到运行队列尾。时间片运行完再选择其他进程调度。这样保证了同优先级的公平竞争CPU。SCHED_NORMAL是普通的基于运行时间和等待时间等，动态调整进程优先级的一种调度策略。实时进程优先级1100，普通101139。2实时进程调度的时机1)该进程被更高优先级的进程抢占；2)进程执行一个阻塞操作，被放到睡眠队列
28、，状态为TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE；3)进程被终止(状态为TASK_STOPPED或TASK_TRACED)，或者进程被杀死(状态为EXIT_ZOMBIE或EXIT_DEAD)4)进程调用sched_yield()主动放弃CPU；5)RR实时进程用完了CPU分配的时间片；3调度器相关函数1)scheduler_tick( )更新当前进程的运行时间片tick值，在update_process_times( )中调用，判断进程的时间片是否用完。2)try_to_wake_up( )唤醒一个睡眠的进程并把它的状态设为TASK_RUNNING，插入到
29、运行队列中。3)recalc_task_prio( )更新进程的睡眠时间和动态优先级，SCHED_NORMAL调度。4)schedule( )进程调度5)load_balance()SMP系统的负载均衡。4schedule( )函数进程调度有两种方式：直接调用和延迟调用。直接调用schedule，当前进程资源不可用时会直接调用调度器，这种情况下，内核线程进行如下处理：1)将current插入到合适的等待队列中；2)将current状态变为TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE3)调用schedule();4)检查资源是否可用，如果不可用，转到第2）步；5
30、)一旦资源可用，从等待队列中移除current进程；在设备驱动程序中也经常会检查TIF_NEED_RESCHED并调用schedule()。延迟调用方式是通过设置current进程的TIF_NEED_RESCHED标志为1。当恢复用户态进程的执行前，会检查该标志并决定是否调用schedule()。延迟调度的情形有：1)在scheduler_tick()中如果current用完了时间片则设置该标志；2)在try_to_wake_up( )中唤醒一个进程并且该进程比当前运行进程优先级高。3)调用sched_setscheduler()时。schedule()函数工作流程：进程切换前的工作：1)禁止
31、内核抢占，初始化局部变量prev，释放prev占有的大内核锁；need_resched:preempt_disable();prev = current;release_kernel_lock(prev);2)读取调度TSC时间，计算调整run_time时间， 更新调度状态rq-sched_cnt参数，获取rq的spin锁：spin_lock_irq(&rq-lock)。3)检查prev状态：如果状态不是TASK_RUNNING且没有在内核态被抢占，则从运行队列中移除；但是如果prev状态是TASK_INTERRUPTIBLE并且拥有非阻塞挂起的信号，则把进程状态设为TASK_RUNNING不
32、移出运行队列。if (prev-state & !(preempt_count() & PREEMPT_ACTIVE) switch_count = &prev-nvcsw;if (unlikely(prev-state & TASK_INTERRUPTIBLE) &unlikely(signal_pending(prev)prev-state = TASK_RUNNING;else if (prev-state = TASK_UNINTERRUPTIBLE)rq-nr_uninterruptible+;deactivate_task(prev, rq);4)获取当前CPU逻辑号，如果当前运行
33、队列为空，则调用idle_balance(cpu, rq)从其他CPU运行队列上拉进程到本地CPU的运行队列上。如果调整后，当前运行队列仍为空则next赋为idle进程，跳转到任务切换代码行去。if (unlikely(!rq-nr_running) idle_balance(cpu, rq);if (!rq-nr_running) next = rq-idle;rq-expired_timestamp = 0;goto switch_tasks;5)如果runqueue中有进程，并且当前活得进程数为0，则交换active和expired队列指针。array = rq-active;if (u
34、nlikely(!array-nr_active) schedstat_inc(rq, sched_switch);rq-active = rq-expired;rq-expired = array;array = rq-active;rq-expired_timestamp = 0;rq-best_expired_prio = MAX_PRIO;6)从运行队列的活动prio_array数据的位图中查找第一个位设置为1的索引，根据索引找到该优先级队列的第一个task。idx = sched_find_first_bit(array-bitmap);queue = array-queue + i
35、dx;next = list_entry(queue-next, struct task_struct, run_list);7)如果next是普通进程，并且next-sleep_type是SLEEP_INTERACTIVE或SLEEP_INTERRUPTED，则重新计算进程睡眠时间和进程优先级。进程切换工作：8)更新sched_goidle，预期next结构数据，清除TIF_NEED_RESCHED标志，设置quiescent状态计数为1：rcu_data-passed_quiesc = 1;switch_tasks:if (next = rq-idle)schedstat_inc(rq,
36、sched_goidle);prefetch(next);prefetch_stack(next);clear_tsk_need_resched(prev);rcu_qsctr_inc(task_cpu(prev);9)更新prev进程运行时间戳prev-sleep_avg，prev-timestamp;10)调度信息切换到next，更新next;时间戳和运行队列信息：sched_info_switch(prev, next);if (likely(prev != next) next-timestamp = next-last_ran = now;rq-nr_switches+;rq-cur
37、r = next;+*switch_count;11)进行进程切换，context_switch参见前面的分析，它进行进程空间和内核堆栈切换。prepare_lock_switch功能是在定义了_ARCH_WANT_INTERRUPTS_ON_CTXSW情况下，在切换前开中断spin_unlock_irq(&rq-lock);barrier()是保证代码执行顺序不变。prepare_task_switch(rq, next);prev = context_switch(rq, prev, next);barrier();finish_task_switch(this_rq(), prev);进
38、程切换后的工作：进程切换context_switch语句之后的代码并不是由next进程立即执行的，而是由调度器选择prev进程继续执行的。次时prev变量指向的已经是被prev进程替换的其他进程的指针。12)finish_task_switch()必须与prepare_task_switch配对使用，并主要锁的顺序。它所做的工作，finish_lock_switch调用local_irq_enable(),获取prev的状态和rq-prev_mm，如果mm非空，则调用mmdrop(mm)减少mm的引用计数，如果为0则释放进程页表和虚拟空间。如果prev_state为TASK_DEAD则释放进程
39、的task结构。struct mm_struct *mm = rq-prev_mm;long prev_state;rq-prev_mm = NULL;prev_state = prev-state;finish_arch_switch(prev);finish_lock_switch(rq, prev);if (mm)mmdrop(mm);if (unlikely(prev_state = TASK_DEAD) kprobe_flush_task(prev);put_task_struct(prev);13)最后，if (unlikely(task-lock_depth = 0)则重新获取大
40、内核锁_reacquire_kernel_lock，否则goto need_resched_nonpreemptible;允许抢占，如果TIF_NEED_RESCHED被设置，则跳转到need_resched重新进行调度。prev = current;if (unlikely(reacquire_kernel_lock(prev) 0)goto need_resched_nonpreemptible;preempt_enable_no_resched();if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)goto need_resched;三、Linux缺页中断处理1请求调页中断：进程线性地址空间里的页面不必常驻内存，例如进程的分配请求被理解满足，空间仅仅保留vm_area_struct的空间，页面可能被交换到后援存储器，或者写一个只读页面(COW)。Linux采用请求调页技术来解决硬件的缺页中断异
