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进程调度之优先级详解...
This commit is contained in:
gatieme
@@ -558,6 +558,7 @@ extern const struct sched_class idle_sched_class;
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**问题1 : 为什么要多次一举判断所有的进程是否全是cfs调度的普通非实时进程?**
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加快经常性事件, 是程序开发中一个优化的准则, 那么linux系统中最普遍的进程是什么呢? 肯定是非实时进程啊, 其调度器必然是cfs, 因此
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```c
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@@ -582,7 +583,12 @@ rev->sched_class == class && rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running
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##context_switch进程上下文切换
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**进程上下文切换**
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>进程上下文的切换其实是一个很复杂的过程, 我们在这里不能详述, 但是我会尽可能说明白
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>
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>具体的内容请参照
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###进程上下文切换
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**上下文切换**(有时也称做**进程切换**或**任务切换**)是指CPU从一个进程或线程切换到另一个进程或线程
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@@ -596,25 +602,88 @@ rev->sched_class == class && rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running
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3. 跳转到程序计数器所指向的位置（即跳转到进程被中断时的代码行），以恢复该进程
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上下文是指某一时间点CPU寄存器和程序计数器的内容, 广义上还包括内存中进程的弟子映射信息
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因此上下文是指某一时间点CPU寄存器和程序计数器的内容, 广义上还包括内存中进程的虚拟地址映射信息.
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上下文切换只能发生在内核态中, 上下文切换通常是计算密集型的。也就是说，它需要相当可观的处理器时间，在每秒几十上百次的切换中，每次切换都需要纳秒量级的时间。所以，上下文切换对系统来说意味着消耗大量的 CPU 时间，事实上，可能是操作系统中时间消耗最大的操作。
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Linux相比与其他操作系统（包括其他类 Unix 系统）有很多的优点，其中有一项就是，其上下文切换和模式切换的时间消耗非常少.
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###context_switch流程
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context_switch函数完成了进程上下文的切换, 其定义在[kernel/sched/core.c#L2715](http://lxr.free-electrons.com/source/kernel/sched/core.c#L2715),
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http://abcdxyzk.github.io/blog/2014/05/22/kernel-sched-tick/
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执行如下操作
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* 调用switch_mm(), 把虚拟内存从一个进程映射切换到新进程中
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* 调用switch_to(),从上一个进程的处理器状态切换到新进程的处理器状态。这包括保存、恢复栈信息和寄存器信息
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context_switch( )函数建立next进程的地址空间。进程描述符的active_mm字段指向进程所使用的内存描述符，而mm字段指向进程所拥有的内存描述符。对于一般的进程，这两个字段有相同的地址，但是，内核线程没有它自己的地址空间而且它的 mm字段总是被设置为 NULL
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context_switch( )函数保证：如果next是一个内核线程, 它使用prev所使用的地址空间
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进程切换并不是我们今天的重点, 我们将在后面的章节中着重讲解
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它主要执行如下操作
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* 调用switch_mm(), 把虚拟内存从一个进程映射切换到新进程中
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* 调用switch_to(),从上一个进程的处理器状态切换到新进程的处理器状态。这包括保存、恢复栈信息和寄存器信息
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由于不同架构下地址映射的机制有所区别, 而寄存器等信息弊病也是依赖于架构的, 因此switch_mm和switch_to两个函数均是体系结构相关的
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###switch_mm切换进程虚拟地址空间
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switch_mm主要完成了进程prev到next虚拟地址空间的映射, 由于内核虚拟地址空间是不许呀切换的, 因此切换的主要是用户态的虚拟地址空间
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这个是一个体系结构相关的函数, 其实现在对应体系结构下的[arch/对应体系结构/include/asm/mmu_context.h](http://lxr.free-electrons.com/ident?v=4.6;i=switch_mm)文件中, 我们下面列出了几个常见体系结构的实现
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| 体系结构 | switch_mm实现 |
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| ------- |:-------:|
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| x86 | [arch/x86/include/asm/mmu_context.h, line 118](http://lxr.free-electrons.com/source/arch/x86/include/asm/mmu_context.h?v=4.6#L118) |
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| arm | [arch/arm/include/asm/mmu_context.h, line 126](http://lxr.free-electrons.com/source/arch/arm/include/asm/mmu_context.h?v=4.6#L126) |
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| arm64 | [arch/arm64/include/asm/mmu_context.h, line 183](http://lxr.free-electrons.com/source/arch/arm64/include/asm/mmu_context.h?v=4.6#L183)
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其主要工作就是切换了进程的CR3
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>控制寄存器（CR0～CR3）用于控制和确定处理器的操作模式以及当前执行任务的特性
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>
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>CR0中含有控制处理器操作模式和状态的系统控制标志；
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>
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>CR1保留不用；
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>
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>CR2含有导致页错误的线性地址；
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>
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>CR3中含有页目录表物理内存基地址，因此该寄存器也被称为页目录基地址寄存器PDBR（Page-Directory Base address Register）。
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###switch_to切换进程堆栈和寄存器
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执行环境的切换是在switch_to()中完成的
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调度过程可能选择了一个新的进程, 而清理工作则是针对此前的活动进程, 请注意, 这不是发起上下文切换的那个进程, 而是系统中随机的某个其他进程, 内核必须想办法使得进程能够与context_switch例程通信, 这就可以通过switch_to宏实现. 因此switch_to函数通过3个参数提供2个变量,
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在新进程被选中时, 底层的进程切换冽程必须将此前执行的进程提供给context_switch, 由于控制流会回到陔函数的中间, 这无法用普通的函数返回值来做到, 因此提供了3个参数的宏
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```c
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/*
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* Saving eflags is important. It switches not only IOPL between tasks,
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* it also protects other tasks from NT leaking through sysenter etc.
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*/
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#define switch_to(prev, next, last)
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```
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| 体系结构 | switch_to实现 |
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| ------- |:-------:|
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| x86 | arch/x86/include/asm/switch_to.h中两种实现<br><br> [定义CONFIG_X86_32宏](http://lxr.free-electrons.com/source/arch/x86/include/asm/switch_to.h?v=4.6#L27)<br><br>[未定义CONFIG_X86_32宏](http://lxr.free-electrons.com/source/arch/x86/include/asm/switch_to.h?v=4.6#L103) |
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| arm | [arch/arm/include/asm/switch_to.h, line 25](http://lxr.free-electrons.com/source/arch/arm/include/asm/switch_to.h?v=4.6#L18) |
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| 通用 | [include/asm-generic/switch_to.h, line 25](http://lxr.free-electrons.com/source/include/asm-generic/switch_to.h?v=4.6#L25) |
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内核在switch_to中执行如下操作
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1. 进程切换, 即esp的切换, 由于从esp可以找到进程的描述符
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2. 硬件上下文切换, 设置ip寄存器的值, 并jmp到__switch_to函数
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3. 堆栈的切换, 即ebp的切换, ebp是栈底指针，它确定了当前变量空间属于哪个进程
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##need_resched与TIF_NEED_RESCHED标识
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@@ -18,15 +18,37 @@ context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
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*/
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arch_start_context_switch(prev);
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if (!mm) {
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next->active_mm = oldmm;
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/* 如果next是内核线程，则线程使用prev所使用的地址空间
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* schedule( )函数把该线程设置为懒惰TLB模式
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* 内核线程并不拥有自己的页表集(task_struct->mm = NULL)
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* 它使用一个普通进程的页表集
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* 不过，没有必要使一个用户态线性地址对应的TLB表项无效
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* 因为内核线程不访问用户态地址空间。
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*/
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if (!mm) /* 内核线程无虚拟地址空间, mm = NULL*/
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{
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/* 内核线程的active_mm为上一个进程的mm
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* 注意此时如果prev也是内核线程,
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* 则oldmm为NULL, 即next->active_mm也为NULL */
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next->active_mm = oldmm;
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/* 增加mm的引用计数 */
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atomic_inc(&oldmm->mm_count);
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/* 通知底层体系结构不需要切换虚拟地址空间的用户部分
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* 这种加速上下文切换的技术称为惰性TBL */
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enter_lazy_tlb(oldmm, next);
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} else
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}
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else /* 不是内核线程, 则需要切切换虚拟地址空间 */
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switch_mm(oldmm, mm, next);
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if (!prev->mm) {
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/* 如果prev是内核线程或正在退出的进程
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* 就重新设置prev->active_mm
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* 然后把指向prev内存描述符的指针保存到运行队列的prev_mm字段中
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*/
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||||
if (!prev->mm)
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{
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/* 将prev的active_mm赋值和为空 */
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prev->active_mm = NULL;
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||||
/* 更新运行队列的prev_mm成员 */
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||||
rq->prev_mm = oldmm;
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}
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||||
/*
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@@ -38,25 +60,25 @@ context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
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lockdep_unpin_lock(&rq->lock);
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spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);
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/* Here we just switch the register state and the stack. */
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/* Here we just switch the register state and the stack.
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* 切换进程的执行环境, 包括堆栈和寄存器
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* 同时返回上一个执行的程序
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* 相当于prev = witch_to(prev, next) */
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switch_to(prev, next, prev);
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barrier();
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/* switch_to之后的代码只有在
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* 当前进程再次被选择运行(恢复执行)时才会运行
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* 而此时当前进程恢复执行时的上一个进程可能跟参数传入时的prev不同
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* 甚至可能是系统中任意一个随机的进程
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* 因此switch_to通过第三个参数将此进程返回
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*/
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||||
/* 路障同步, 一般用编译器指令实现
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||||
* 确保了switch_to和finish_task_switch的执行顺序
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||||
* 不会因为任何可能的优化而改变 */
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||||
barrier();
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||||
|
||||
/* 进程切换之后的处理工作 */
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||||
return finish_task_switch(prev);
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}
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||||
|
||||
/*
|
||||
* nr_running and nr_context_switches:
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*
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||||
* externally visible scheduler statistics: current number of runnable
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||||
* threads, total number of context switches performed since bootup.
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*/
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unsigned long nr_running(void)
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{
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unsigned long i, sum = 0;
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for_each_online_cpu(i)
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sum += cpu_rq(i)->nr_running;
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return sum;
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}
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