1、Linux系统中进程调度的时机
1.1 进程调度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。
进程分类1：
- I/O-bound：频繁的进行I/O；通常会划分很多时间等待I/O操作的完成；
- CPU-bound：计算密集型，需要大量的CPU时间进行运算。
- 批处理进程（batch process）：不与用户交互，通常在后台进行；例如典型的批处理程序：编译程序、科学计算；
- 实时进程（real-time process）：有实时需求，不应被低优先级的进程阻塞，响应时间要短、要稳定；例如典型的实时进程：视频/音频、机械控制等；
- 交互式进程（interactive process）：需要与用户交互，因此需要很多时间来等待用户输入操作，响应时间块，典型的交互式程序：shell、文本编辑程序、图形应用程序等。
1.2 进程调度时机
进程调度时机分为3中情况：
- 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_reached标记调用schedule()；
- 内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换，也可以中断处理过程中进程调度，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；进入中断之后才能会有发生进程调度的时机，所以一般的用户态进程只能被动调度。内核线程是一个特殊的线程，它只有内核态，没有用户态。可以直接调度schedule()进行进程切换。内核线程可以主动调度也可以被动调度；
- 用户天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。
Linux中的进程的优先级是动态的：调度程序会根据进程的行为周期性的调整进程的优先级：较长时间未分配到CPU的进程，优先级上升；已经在CPU上运行了较长时间的进程，优先级减小。内核中的调度算法相关代码使用了类似OOD中的策略模式。
1.3 进程的切换
为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起在CPU上的执行的进程，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；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所需要的所有信息：
- 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：（中断也需要保存硬件上下文）
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
1.4 Linux系统的一般执行过程
（1）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——保存EIP、ESP、EFLAGS到内核堆栈，加载相应的中断服务程序；
- 保存现场SAVE_ALL；
- 调用schedule()，其中的switch_to做了关键的进程的上下文切换；
- 恢复现场restore_all；
- 执行IRET；
- 继续运行用户态进程Y
- 通过中断处理过程中的调度时机，用户态进程与内核态之间互相切换和内核线程之间互相切换；
- 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，与最一般的情况类似；
- 创建子进程的系统调用在子进程中的执行起点及用户态，，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；
2、分析内核代码中的schedule()函数
在进行进程调度前，schedule()函数所做的事情就是准备用某个进程替换当前的进程。（1）schedule()函数：
2865asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
2866{
2867 struct task_struct *tsk = current;
2868
2869 sched_submit_work(tsk);
2870 __schedule();
2871}
（2）__schedule()函数：
2770static void __sched __schedule(void)
2771{
2772 struct task_struct *prev, *next;
2773 unsigned long *switch_count;
2774 struct rq *rq;
2775 int cpu;
2776
2777need_resched:
2778 preempt_disable(); //禁止抢占，
2779 cpu = smp_processor_id(); //获取当前CPU的ID
2780 rq = cpu_rq(cpu); //获取当前CPU的运行队列rq（run queue）
2781 rcu_note_context_switch(cpu);
2782 prev = rq->curr; //将被切换出去的进程保存到prev中
2783
2784 schedule_debug(prev); //检查将被切换出去的进程的时间片是否被用完，若时间片用完了，则执行下面的步骤
2785
2786 if (sched_feat(HRTICK))
2787 hrtick_clear(rq);
2788
2789 /*
2790 * Make sure that signal_pending_state()->signal_pending() below
2791 * can't be reordered with __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)
2792 * done by the caller to avoid the race with signal_wake_up().
2793 */
2794 smp_mb__before_spinlock();
2795 raw_spin_lock_irq(&rq->lock);
2796
2797 switch_count = &prev->nivcsw;
2798 if (prev->state && !(preempt_count() & PREEMPT_ACTIVE)) {
2799 if (unlikely(signal_pending_state(prev->state, prev))) { //没有待处理的进程，将当前进程置为RUNNING
2800 prev->state = TASK_RUNNING;
2801 } else {
2802 deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP); //<span style="font-family: Arial, Helvetica, sans-serif;">有待处理的进程，将当前进程从运行队列中移走</span>
2803 prev->on_rq = 0; //当期进行不在运行队列中
2804
2805 /*
2806 * If a worker went to sleep, notify and ask workqueue
2807 * whether it wants to wake up a task to maintain
2808 * concurrency.
2809 */
2810 if (prev->flags & PF_WQ_WORKER) {
2811 struct task_struct *to_wakeup;
2812
2813 to_wakeup = wq_worker_sleeping(prev, cpu);
2814 if (to_wakeup)
2815 try_to_wake_up_local(to_wakeup);
2816 }
2817 }
2818 switch_count = &prev->nvcsw;
2819 }
2820
2821 if (task_on_rq_queued(prev) || rq->skip_clock_update < 0)
2822 update_rq_clock(rq);
2823
2824 next = pick_next_task(rq, prev); //这句是核心代码，包含了进程调度策略，即寻找下一个合适的进程以将其调度进来
2825 clear_tsk_need_resched(prev);
2826 clear_preempt_need_resched();
2827 rq->skip_clock_update = 0;
2828
2829 if (likely(prev != next)) { //下一个进程不是当前进程
2830 rq->nr_switches++;
2831 rq->curr = next; //将运行队列的当前进程指向被选中的进程
2832 ++*switch_count;
2833
2834 context_switch(rq, prev, next); //切换到新进程后，需要进程切换进程上下文，该函数即完成该功能
2835 /*
2836 * The context switch have flipped the stack from under us
2837 * and restored the local variables which were saved when
2838 * this task called schedule() in the past. prev == current
2839 * is still correct, but it can be moved to another cpu/rq.
2840 */
2841 cpu = smp_processor_id();
2842 rq = cpu_rq(cpu);
2843 } else
2844 raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);
2845
2846 post_schedule(rq);
2847
2848 sched_preempt_enable_no_resched();
2849 if (need_resched()) //被切换进来的进程仍需要被调度，则返回至need_resched，才能重新调度
2850 goto need_resched;
2851}
（3）context_switch() //完成切换进程上下文
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;
2345 /*
2346 * For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to
2347 * combine the page table reload and the switch backend into
2348 * one hypercall.
2349 */
2350 arch_start_context_switch(prev);
2351
2352 if (!mm) { //内核线程，无需切换进程上下文
2353 next->active_mm = oldmm; //内核线程active_mm将借用上一个进程的active_mm
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) { //如果被切换出去的进程是内核线程
2360 prev->active_mm = NULL;
2361 rq->prev_mm = oldmm; //则需要归还oldmm
2362 }
2363 /*
2364 * Since the runqueue lock will be released by the next
2365 * task (which is an invalid locking op but in the case
2366 * of the scheduler it's an obvious special-case), so we
2367 * do an early lockdep release here:
2368 */
2369 spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);
2370
2371 context_tracking_task_switch(prev, next);
2372 /* Here we just switch the register state and the stack. */
2373 switch_to(prev, next, prev); //该函数进行堆栈和寄存器的切换，switch_to函数主要是汇编代码，进行最底层的切换
2374
2375 barrier();
2376 /*
2377 * this_rq must be evaluated again because prev may have moved
2378 * CPUs since it called schedule(), thus the 'rq' on its stack
2379 * frame will be invalid.
2380 */
2381 finish_task_switch(this_rq(), prev);
2382}
（4）switch_to()函数：（重点理解）
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 */ \ //44 and 45行完成内核堆栈的切换
45 "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* restore ESP */ \
46 "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* save EIP */ \ //切换到新进程是从标号1开始执行，但切换到子进程一般是从ret_from_fork开始执行，即next_ip一般是$1f，对于新创建的子进程是ret_from_fork
47 "pushl %[next_ip]\n\t" /* restore EIP */ \ //将EIP的值加入到next_ip进程的堆栈中
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), \ //当前进程的内核堆栈的栈顶
56 [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip), \ //当前进程的EIP
57 "=a" (last), \
58 \
59 /* clobbered output registers: */ \
60 "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx), \ //b 变量放入ebx,c表示放入ecx，d放入edx,S放入si,D放入edi
61 "=S" (esi), "=D" (edi) \
62 \
63 __switch_canary_oparam \
64 \
65 /* input parameters: */ \
66 : [next_sp] "m" (next->thread.sp), \ //下一个进程的内核堆栈的栈顶
67 [next_ip] "m" (next->thread.ip), \ //下一个进程的EIP
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)
3、使用gdb跟踪分析一个schedule()函数
3.1 打开实验楼虚拟机，重新clone下载menu文件，之后编译运行，进入调试环境：
3.2 设置断点：schedule，context_switch，switch_to处设置3个断点：
3.3 在gdb环境下，输入命令：c，开始运行程序，可以发现，程序在前面设置的断点：schedule处停下来：
3.4 单步执行程序，发现schedule()函数中调用了context_switch()函数：
3.5 继续执行指令：n
3.6 继续执行程序，会发现context_switch()函数调用了__switch_to()函数：
3.7 单步执行程序，进入switch_to()函数，如下图：
3.8 输入finish命令，执行程序到结束
4、进程调度时机总结
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；上面的进程调度时机的分析，可见，在进程完成调度过程中，有三个部分是很重要的：schedule()，context_switch()，switch_to()。其中：
- schedule()是进程调度的开始，在这里会获取进程调度的队列，将需要调度的进程加载到进程调度队列上，初始化为高优先级，优先运行。保存将被置换出去的进程。
- context_switch()的主要任务是完成进程上下文的切换，包括保存现场，该函数主要是调用switch_to()完成进程上下文的切换。
- switch_to()的主要任务是具体完成进程上下文的切换，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，该函数的主要部分是嵌入式汇编部分，完成内核堆栈的切换。
- 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）