進(jìn)程上下文切換

上下文切換動(dòng)作，來保存上一個(gè)進(jìn)程的“上下文”，恢復(fù)下一個(gè)進(jìn)程的“上下文”，主要包括進(jìn)程地址空間切換和處理器狀態(tài)切換。

注：這里的上下文實(shí)際上是指進(jìn)程運(yùn)行時(shí)最小寄存器的集合。

如果切換的next進(jìn)程不是同一個(gè)進(jìn)程，才進(jìn)行切換：

__schedulei??f?(likely(prev?!=?next))?{??????...context_switch??//進(jìn)程上下文切換}

進(jìn)程地址空間切換

進(jìn)程地址空間切換就是切換虛擬地址空間，使得切換之后，當(dāng)前進(jìn)程訪問的是屬于自己的虛擬地址空間（包括用戶地址空間和內(nèi)核地址空間），本質(zhì)上是切換頁表基地址寄存器。

進(jìn)程地址空間切換讓進(jìn)程產(chǎn)生獨(dú)占系統(tǒng)內(nèi)存的錯(cuò)覺，因?yàn)榍袚Q完地址空間后，當(dāng)前進(jìn)程可以訪問屬于它的海量的虛擬地址空間（內(nèi)核地址空間各個(gè)進(jìn)程共享，用戶地址空間各個(gè)進(jìn)程私有），而實(shí)際上物理地址空間只有一份。

下面給出源代碼分析：

context_switch ->/*|*?kernel?->?kernel???lazy?+?transfer?active|*???user?->?kernel???lazy?+?mmgrab()?active|*|*?kernel?->???user???switch?+?mmdrop()?active|*???user?->???user???switch|*/if?(!next->mm)?{????????????????????????????????//?to?kernelenter_lazy_tlb(prev->active_mm,?next);next->active_mm?=?prev->active_mm;if?(prev->mm)???????????????????????????//?from?usermmgrab(prev->active_mm);elseprev->active_mm?=?NULL;}?else?{????????????????????????????????????????//?to?user...switch_mm_irqs_off(prev->active_mm,?next->mm,?next);if?(!prev->mm)?{????????????????????????//?from?kernel/*?will?mmdrop()?in?finish_task_switch().?*/rq->prev_mm?=?prev->active_mm;prev->active_mm?=?NULL;}????????????}????????????????????

以上代碼是判斷是否next進(jìn)程是內(nèi)核線程，如果是則不需要進(jìn)行地址空間切換（實(shí)際上指的是用戶地址空間），因?yàn)閮?nèi)核線程總是運(yùn)行在內(nèi)核態(tài)訪問的是內(nèi)核地址空間，而內(nèi)核地址空間是所有的進(jìn)程共享的。在arm64架構(gòu)中，內(nèi)核地址空間是通過ttbr1_el1來訪問，而它的主內(nèi)核頁表在內(nèi)核初始化的時(shí)候已經(jīng)填充好了，也就是我們常說的swapper_pg_dir頁表，后面所有對(duì)內(nèi)核地址空間的訪問，無論是內(nèi)核線程也好還是用戶任務(wù)，統(tǒng)統(tǒng)通過swapper_pg_dir頁表來訪問，而在內(nèi)核初始化期間swapper_pg_dir頁表地址已經(jīng)加載到ttbr1_el1中。

需要說明一點(diǎn)的是：這里會(huì)做“借用” prev->active_mm的處理，借用的目的是為了避免切換屬于同一個(gè)進(jìn)程的地址空間。舉例說明：Ua ?-> ?Ka ?-> ?Ua ??，Ua表示用戶進(jìn)程， ?Ka表示內(nèi)核線程，當(dāng)進(jìn)行這樣的切換的時(shí)候，Ka 借用Ua地址空間，Ua ?-> ?Ka不需要做地址空間切換，而Ka ?-> ?Ua按理來說需要做地址空間切換，但是由于切換的還是Ua 地址空間，所以也不需要真正的切換（判斷了Ka->active_mm == Ua->active_mm ），當(dāng)然還包括切換的是同一個(gè)進(jìn)程的多個(gè)線程的情況，這留給大家思考。

下面來看下真正的地址空間切換：

?switch_mm_irqs_off(prev->active_mm,?next->mm,?next);->switch_mm??//arch/arm64/include/asm/mmu_context.h->?if?(prev?!=?next)?__switch_mm(next);->check_and_switch_context(next)->?...??//asid處理->?cpu_switch_mm(mm->pgd,?mm)->cpu_do_switch_mm(virt_to_phys(pgd),mm)->?unsigned?long?ttbr1?=?read_sysreg(ttbr1_el1);??unsigned?long?asid?=?ASID(mm);?????????????????unsigned?long?ttbr0?=?phys_to_ttbr(pgd_phys);??...write_sysreg(ttbr1,?ttbr1_el1);???//設(shè)置asid到ttbr1_el1isb();????????????????????????????write_sysreg(ttbr0,?ttbr0_el1);???//設(shè)置mm->pgd?到ttbr0_el1

上面代碼是做真正的地址空間切換，實(shí)際的切換很簡(jiǎn)單，并沒有那么復(fù)雜和玄乎，僅僅設(shè)置頁表基地址寄存器即可，當(dāng)然這里還涉及到了為了防止頻繁無效tlb的ASID的設(shè)置。

主要做的工作就是設(shè)置next進(jìn)程的ASID到ttbr1_el1， 設(shè)置mm->pgd 到ttbr0_el1，僅此而已！

需要注意的是：1.寫到ttbr0_el1的值是進(jìn)程pgd頁表的物理地址。2.雖然做了這樣的切換，但是這個(gè)時(shí)候并不能訪問到next的用戶地址空間，因?yàn)檫€處在主調(diào)度器上下文中，屬于內(nèi)核態(tài)，訪問的是內(nèi)核空間。

而一旦返回了用戶態(tài)，next進(jìn)程就能正常訪問自己地址空間內(nèi)容：

• 訪問一個(gè)用戶空間的虛擬地址va，首先通過va和記錄在ttbr1_el1的asid查詢tlb，如果找到相應(yīng)表項(xiàng)則獲得pa進(jìn)行訪問。

• 如果tlb中沒有找到，通過ttbr0_el1來遍歷自己的多級(jí)頁表，找到相應(yīng)表項(xiàng)則獲得pa進(jìn)行訪問。

• 如果發(fā)生中斷異常等訪問內(nèi)核地址空間，直接通過ttbr1_el1即可完成訪問。

• 訪問沒有建立頁表映射的合法va,發(fā)生缺頁異常來建立映射關(guān)系，填寫屬于進(jìn)程自己的各級(jí)頁表，然后訪問。

• 訪問無法地址，發(fā)生缺頁殺死進(jìn)程等等。

處理器狀態(tài)切換

來切換下一個(gè)進(jìn)程的執(zhí)行流，上一個(gè)進(jìn)程執(zhí)行狀態(tài)保存，讓下一個(gè)進(jìn)程恢復(fù)執(zhí)行狀態(tài)。

處理器狀態(tài)切換而后者讓進(jìn)程產(chǎn)生獨(dú)占系統(tǒng)cpu的錯(cuò)覺，使得系統(tǒng)中各個(gè)任務(wù)能夠并發(fā)（多個(gè)任務(wù)在多個(gè)cpu上運(yùn)行）或分時(shí)復(fù)用（多個(gè)任務(wù)在一個(gè)cpu上運(yùn)行）cpu資源。

下面給出代碼：

context_switch ->(last)?=?__switch_to((prev),?(next))->?fpsimd_thread_switch(next)?//浮點(diǎn)寄存器切換...last?=?cpu_switch_to(prev,?next);?

處理器狀態(tài)切換會(huì)做浮點(diǎn)寄存器等切換，最終調(diào)用cpu_switch_to做真正切換。

cpu_switch_to??//arch/arm64/kernel/entry.S SYM_FUNC_START(cpu_switch_to)mov?????x10,?#THREAD_CPU_CONTEXTadd?????x8,?x0,?x10mov?????x9,?spstp?????x19,?x20,?[x8],?#16?????????????//?store?callee-saved?registersstp?????x21,?x22,?[x8],?#16stp?????x23,?x24,?[x8],?#16stp?????x25,?x26,?[x8],?#16stp?????x27,?x28,?[x8],?#16stp?????x29,?x9,?[x8],?#16str?????lr,?[x8]add?????x8,?x1,?x10ldp?????x19,?x20,?[x8],?#16?????????????//?restore?callee-saved?registersldp?????x21,?x22,?[x8],?#16ldp?????x23,?x24,?[x8],?#16ldp?????x25,?x26,?[x8],?#16ldp?????x27,?x28,?[x8],?#16ldp?????x29,?x9,?[x8],?#16ldr?????lr,?[x8]mov?????sp,?x9msr?????sp_el0,?x1ptrauth_keys_install_kernel?x1,?x8,?x9,?x10scs_save?x0,?x8scs_load?x1,?x8ret SYM_FUNC_END(cpu_switch_to)

這里傳遞過來的是x0為prev進(jìn)程的進(jìn)程描述符（struct task_struct）地址， x1為next的進(jìn)程描述符地址。會(huì)就將prev進(jìn)程的 x19-x28,fp,sp,lr保存到prev進(jìn)程的tsk.thread.cpu_context中，next進(jìn)程的這些寄存器值從next進(jìn)程的tsk.thread.cpu_context中恢復(fù)到相應(yīng)寄存器。這里還做了sp_el0設(shè)置為next進(jìn)程描述符的操作，為了通過current宏找到當(dāng)前的任務(wù)。

需要注意的是：

mov ? ? sp, x9 ?做了切換進(jìn)程內(nèi)核棧的操作。

ldr ? ? lr, [x8] 設(shè)置了鏈接寄存器，然后ret的時(shí)候會(huì)將lr恢復(fù)到pc從而真正完成了執(zhí)行流的切換。

精美圖示

這里給出了進(jìn)程切換的圖示（以arm64處理器為例），這里從prev進(jìn)程切換到next進(jìn)程。

進(jìn)程再次被調(diào)度

當(dāng)進(jìn)程重新被調(diào)度的時(shí)候，從原來的調(diào)度現(xiàn)場(chǎng)恢復(fù)執(zhí)行。

關(guān)于lr地址的設(shè)置

1）如果切換的next進(jìn)程是剛fork的進(jìn)程，它并沒有真正的這些調(diào)度上下文的存在，那么lr是什么呢？這是在fork的時(shí)候設(shè)置的：

do_fork...copy_thread?//arch/arm64/kernel/process.c->memset(&p->thread.cpu_context,?0,?sizeof(struct?cpu_context));p->thread.cpu_context.pc?=?(unsigned?long)ret_from_fork;p->thread.cpu_context.sp?=?(unsigned?long)childregs;

設(shè)置為了ret_from_fork的地址，當(dāng)然這里也設(shè)置了sp等調(diào)度上下文（這里將進(jìn)程切換保存的寄存器稱之為調(diào)度上下文）。

SYM_CODE_START(ret_from_fork)bl??????schedule_tailcbz?????x19,?1f?????????????????????????//?not?a?kernel?threadmov?????x0,?x20blr?????x19 1:??????get_current_task?tskb???????ret_to_user SYM_CODE_END(ret_from_fork)

剛fork的進(jìn)程，從cpu_switch_to的ret指令執(zhí)行后返回，lr加載到pc。

于是執(zhí)行到ret_from_fork：這里首先調(diào)用schedule_tail對(duì)前一個(gè)進(jìn)程做清理工作，然后判斷是否為內(nèi)核線程如果是執(zhí)行內(nèi)核線程的執(zhí)行函數(shù)，如果是用戶任務(wù)通過ret_to_user返回到用戶態(tài)。

2）如果是之前已經(jīng)被切換過的進(jìn)程，lr為cpu_switch_to調(diào)用的下一條指令地址(這里實(shí)際上是__schedule函數(shù)中調(diào)用barrier（）的指令地址)。

關(guān)于__switch_to的參數(shù)和返回值

?switch_to(prev,?next,?prev) ->??((last)?=?__switch_to((prev),?(next)))

這里做處理器狀態(tài)切換時(shí)，傳遞了兩個(gè)參數(shù)，返回了一個(gè)參數(shù)：

prev和next很好理解就是 就是前一個(gè)進(jìn)程（當(dāng)前進(jìn)程）和下一個(gè)進(jìn)程的 task_struct結(jié)構(gòu)指針，那么last是什么呢？

一句話：返回的last是當(dāng)前重新被調(diào)度的進(jìn)程的上一個(gè)進(jìn)程的 task_struct結(jié)構(gòu)指針。

如：A ->B ->千山萬水->D -> A 上面的切換過程：A切換到B 然后經(jīng)歷千山萬水再?gòu)腄 -> A，這個(gè)時(shí)候A重新被調(diào)度時(shí)，last即為D的 task_struct結(jié)構(gòu)指針。

獲得當(dāng)前重新被調(diào)度進(jìn)程的前一個(gè)進(jìn)程是為了回收前一個(gè)進(jìn)程資源，見后面分析。

關(guān)于finish_task_switch

進(jìn)程被重新調(diào)度時(shí)無論是否為剛fork出的進(jìn)程都會(huì)走到finish_task_switch這個(gè)函數(shù)，下面我們來看它做了什么事情：

主要工作為：檢查回收前一個(gè)進(jìn)程資源，為當(dāng)前進(jìn)程恢復(fù)執(zhí)行做一些準(zhǔn)備工作。

finish_task_switch ->finish_lock_switch->raw_spin_unlock_irq???//使能本地中斷 ->if?(mm)?mmdrop(mm)??//有借有還??借用的mm現(xiàn)在歸還->if?(unlikely(prev_state?==?TASK_DEAD))?{????????//前一個(gè)進(jìn)程是死亡狀態(tài)put_task_stack(prev);????//如果內(nèi)核棧在task_struct中???釋放內(nèi)核棧??????????????????????????????????????put_task_struct_rcu_user(prev);??//釋放前一個(gè)進(jìn)程的task_struct占用內(nèi)存}????????????????????????????????????????

可以看到進(jìn)程被重新調(diào)度時(shí)首先需要做的主要是：

• 重新使能本地中斷 ，進(jìn)程被重新調(diào)度時(shí)，本地cpu中斷是被重新打開的！！！

• 如果有借用mm的情況，現(xiàn)在歸還 如果前一個(gè)是內(nèi)核線程，在進(jìn)程地址空間切換時(shí)“借用了”某個(gè)進(jìn)程的mm_struct，現(xiàn)在切換到了下一個(gè)進(jìn)程，理應(yīng)歸還，歸還做的是遞減借用的mm_struct的引用計(jì)數(shù)，引用計(jì)數(shù)為0就會(huì)釋放mm_struct占用的內(nèi)存。

• 對(duì)于上一個(gè)死亡的進(jìn)程現(xiàn)在回收最后的資源， 注意這里是遞減引用計(jì)數(shù)，當(dāng)引用計(jì)數(shù)為0時(shí)才會(huì)真正釋放。

總結(jié)

主調(diào)度器可以說Linux內(nèi)核進(jìn)程管理中的核心組件，進(jìn)程管理的其他部分如搶占、喚醒、睡眠等都是圍繞它來運(yùn)作。在原子上下文不能發(fā)生調(diào)度，說的就是調(diào)用主調(diào)度器，但是可以設(shè)置搶占標(biāo)志以至于在最近的搶占點(diǎn)發(fā)生調(diào)度，如中斷中喚醒高優(yōu)先級(jí)進(jìn)程的場(chǎng)景。主調(diào)度器所做的工作就是讓出cpu，內(nèi)核很多場(chǎng)景可以直接或間接調(diào)用它，而大體上可以分為兩種情況：即為主動(dòng)調(diào)度和搶占式調(diào)度。主調(diào)度器做了兩件事情：選擇下一個(gè)進(jìn)程和進(jìn)程進(jìn)程上下文切換。選擇下一個(gè)進(jìn)程解決選擇合適高優(yōu)先級(jí)進(jìn)程的問題。進(jìn)程進(jìn)程上下文切換又分為地址空間切換和處理器狀態(tài)切換，前者讓進(jìn)程產(chǎn)生獨(dú)自占用系統(tǒng)內(nèi)存的錯(cuò)覺，而后者讓進(jìn)程產(chǎn)生獨(dú)自占用系統(tǒng)cpu的錯(cuò)覺，讓系統(tǒng)各個(gè)進(jìn)程有條不紊的共享內(nèi)存和cpu等資源。

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總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的深入理解Linux内核之主调度器的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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