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《Linux内核分析》MOOC课程http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000
一、视频内容
Linux系统的一般执行过程
最一般的情况：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，这里是已经进入内核中断处里过程
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
几种特殊情况
- 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；
- 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；
- 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；
- 加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；
进程的调度时机与进程的切换
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
- 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()；比如sleep，就可能直接调用了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。用户态进程只能被动调度。
进程的切换
- 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）
-
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" /*下一个进程开始执行的地方！*/ \
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)
二、实验过程
实验内容
1.理解Linux系统中进程调度的时机，可以在内核代码中搜索schedule()函数，看都是哪里调用了schedule()，判断我们课程内容中的总结是否准确；
2.使用gdb跟踪分析一个schedule()函数 ，验证您对Linux系统进程调度与进程切换过程的理解；推荐在实验楼Linux虚拟机环境下完成实验。
3.特别关注并仔细分析switch_to中的汇编代码，理解进程上下文的切换机制，以及与中断上下文切换的关系；
实验步骤
1. 打开实验楼虚拟机 https://www.shiyanlou.com/courses/running/890
2. 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
效果如下：
3. 关闭QEMU窗口，在shell窗口中，cd LinuxKernel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：
qemu -kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.img -s -S
接下来，我们就可以水平分割一个新的shell窗口出来，依次使用下面的命令启动gdb调试
gdb
(gdb) file linux-3.18.6/vmlinux
(gdb) target remote:1234
并在系统调用
关闭QEMU窗口，在shell窗口中，cd LinuxKernel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：
qemu -kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.img -s -S
接下来，我们就可以水平分割一个新的shell窗口出来，依次使用下面的命令启动gdb调试
gdb
(gdb) file linux-3.18.6/vmlinux
(gdb) target remote:1234
并在内核函数schedule的入口处设置断点，接下来输入c继续执行，则系统即可停在该函数处，接下来我们就可以使用命令n或者s逐步跟踪，可以详细浏览pick_next_task，switch_to等函数的执行过程，有图为证：
三、总结
进程调度时机有三：
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：为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行。这种行为被称为进程切换（process switch）、任务切换（task switch）或上下文切换（context switch）。
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，包括：
1、用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等
2、控制信息：进程描述符，内核堆栈等
3、硬件上下文（与中断保存硬件上下文的方法不同）
Linux系统的一般执行过程
最一般的情况：
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；