Linux进程核心调度器之主调度器schedule--Linux进程的管理与调度(十九）

2022-11-08 18:22:19

主调度器

在内核中的许多地方, 如果要将CPU分配给与当前活动进程不同的另一个进程, 都会直接调用主调度器函数schedule, 从系统调用返回后, 内核也会检查当前进程是否设置了重调度标志TLF_NEDD_RESCHED

例如, 前述的周期性调度器的scheduler_tick就会设置该标志, 如果是这样则内核会调用schedule, 该函数假定当前活动进程一定会被另一个进程取代.

1.1 调度函数的__sched前缀

在详细论述schedule之前, 需要说明一下__sched前缀, 该前缀可能用于调用schedule的函数, 包括schedule本身.

__sched前缀的声明, 在include/linux/sched.h, L416, 如下所示

/* Attach to any functions which should be ignored in wchan output. */

#define __sched         __attribute__((__section__(".sched.text")))

attribute((_section(“…”)))是一个gcc的编译属性, 其目的在于将相关的函数的代码编译之后, 放到目标文件的以恶搞特定的段内, 即.sched.text中. 该信息使得内核在显示栈转储活类似信息时, 忽略所有与调度相关的调用. 由于调度哈书调用不是普通代码流程的一部分, 因此在这种情况下是没有意义的.

用它修饰函数的方式如下

void __sched some_function(args, ...)

{

    ......

    schedule();

    ......

}

1.2 schedule函数

schedule就是主调度器的函数, 在内核中的许多地方, 如果要将CPU分配给与当前活动进程不同的另一个进程, 都会直接调用主调度器函数schedule.

该函数完成如下工作

确定当前就绪队列, 并在保存一个指向当前(仍然)活动进程的task_struct指针
检查死锁, 关闭内核抢占后调用__schedule完成内核调度
恢复内核抢占, 然后检查当前进程是否设置了重调度标志TLF_NEDD_RESCHED, 如果该进程被其他进程设置了TIF_NEED_RESCHED标志, 则函数重新执行进行调度

该函数定义在kernel/sched/core.c, L3243, 如下所示

asmlinkage __visible void __sched schedule(void)

{

    /*  获取当前的进程  */

    struct task_struct *tsk = current;

    /*  避免死锁 */

    sched_submit_work(tsk);

    do {

        preempt_disable();                                  /*  关闭内核抢占  */

        __schedule(false);                                  /*  完成调度  */

        sched_preempt_enable_no_resched();                  /*  开启内核抢占  */

    } while (need_resched());   /*  如果该进程被其他进程设置了TIF_NEED_RESCHED标志，则函数重新执行进行调度    */

}

EXPORT_SYMBOL(schedule);

1.2.2 sched_submit_work避免死锁

该函数定义在kernel/sched/core.c, L3231, 如下所示

static inline void sched_submit_work(struct task_struct *tsk)

{

    /*  检测tsk->state是否为0 （runnable）, 若为运行态时则返回，

     *   tsk_is_pi_blocked(tsk),检测tsk的死锁检测器是否为空，若非空的话就return

    if (!tsk->state || tsk_is_pi_blocked(tsk))

        return;

    /*

     * If we are going to sleep and we have plugged IO queued,

     * make sure to submit it to avoid deadlocks.

     */

    if (blk_needs_flush_plug(tsk))  /*  然后检测是否需要刷新plug队列，用来避免死锁  */

        blk_schedule_flush_plug(tsk);

}

1.2.3 preempt_disable和sched_preempt_enable_no_resched开关内核抢占

内核抢占

Linux除了内核态外还有用户态。用户程序的上下文属于用户态，系统调用和中断处理例程上下文属于内核态. 如果一个进程在用户态时被其他进程抢占了COU则成发生了用户态抢占, 而如果此时进程进入了内核态, 则内核此时代替进程执行, 如果此时发了抢占, 我们就说发生了内核抢占.

内核抢占是Linux 2.6以后引入的一个重要的概念

我们说：如果进程正执行内核函数时，即它在内核态运行时，允许发生内核切换(被替换的进程是正执行内核函数的进程)，这个内核就是抢占的。

抢占内核的主要特点是：一个在内核态运行的进程，当且仅当在执行内核函数期间被另外一个进程取代。

这与用户态的抢占有本质区别.

内核为了支撑内核抢占, 提供了很多机制和结构, 必要时候开关内核抢占也是必须的, 这些函数定义在include/linux/preempt.h, L145

#define preempt_disable() \

do { \

    preempt_count_inc(); \

    barrier(); \

} while (0)

#define sched_preempt_enable_no_resched() \

do { \

    barrier(); \

    preempt_count_dec(); \

} while (0)

1.3 __schedule开始进程调度

__schedule完成了真正的调度工作, 其定义在kernel/sched/core.c, L3103, 如下所示

1.3.1 __schedule函数主框架

static void __sched notrace __schedule(bool preempt)

{

    struct task_struct *prev, *next;

    unsigned long *switch_count;

    struct rq *rq;

    int cpu;

    /*  ==1==

        找到当前cpu上的就绪队列rq

        并将正在运行的进程curr保存到prev中  */

    cpu = smp_processor_id();

    rq = cpu_rq(cpu);

    prev = rq->curr;

    /*

     * do_exit() calls schedule() with preemption disabled as an exception;

     * however we must fix that up, otherwise the next task will see an

     * inconsistent (higher) preempt count.

     *

     * It also avoids the below schedule_debug() test from complaining

     * about this.

     */

    if (unlikely(prev->state == TASK_DEAD))

        preempt_enable_no_resched_notrace();

    /*  如果禁止内核抢占，而又调用了cond_resched就会出错

     *  这里就是用来捕获该错误的  */

    schedule_debug(prev);

    if (sched_feat(HRTICK))

        hrtick_clear(rq);

    /*  关闭本地中断  */

    local_irq_disable();

    /*  更新全局状态，

     *  标识当前CPU发生上下文的切换  */

    rcu_note_context_switch();

    /*

     * Make sure that signal_pending_state()->signal_pending() below

     * can't be reordered with __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)

     * done by the caller to avoid the race with signal_wake_up().

     */

    smp_mb__before_spinlock();

    /*  锁住该队列  */

    raw_spin_lock(&rq->lock);

    lockdep_pin_lock(&rq->lock);

    rq->clock_skip_update <<= 1; /* promote REQ to ACT */

    /*  切换次数记录, 默认认为非主动调度计数(抢占)  */

    switch_count = &prev->nivcsw;

    /*

     *  scheduler检查prev的状态state和内核抢占表示

     *  如果prev是不可运行的, 并且在内核态没有被抢占

     *

     *  此时当前进程不是处于运行态, 并且不是被抢占

     *  此时不能只检查抢占计数

     *  因为可能某个进程(如网卡轮询)直接调用了schedule

     *  如果不判断prev->stat就可能误认为task进程为RUNNING状态

     *  到达这里，有两种可能，一种是主动schedule, 另外一种是被抢占

     *  被抢占有两种情况, 一种是时间片到点, 一种是时间片没到点

     *  时间片到点后, 主要是置当前进程的need_resched标志

     *  接下来在时钟中断结束后, 会preempt_schedule_irq抢占调度

     *

     *  那么我们正常应该做的是应该将进程prev从就绪队列rq中删除,

     *  但是如果当前进程prev有非阻塞等待信号,

     *  并且它的状态是TASK_INTERRUPTIBLE

     *  我们就不应该从就绪队列总删除它

     *  而是配置其状态为TASK_RUNNING, 并且把他留在rq中

    /*  如果内核态没有被抢占, 并且内核抢占有效

        即是否同时满足以下条件：

        1  该进程处于停止状态

        2  该进程没有在内核态被抢占 */

    if (!preempt && prev->state)

    {

        /*  如果当前进程有非阻塞等待信号，并且它的状态是TASK_INTERRUPTIBLE  */

        if (unlikely(signal_pending_state(prev->state, prev)))

        {

            /*  将当前进程的状态设为：TASK_RUNNING  */

            prev->state = TASK_RUNNING;

        }

        else   /*  否则需要将prev进程从就绪队列中删除*/

        {

            /*  将当前进程从runqueue(运行队列)中删除  */

            deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP);

            /*  标识当前进程不在runqueue中  */

            prev->on_rq = 0;

            /*

             * If a worker went to sleep, notify and ask workqueue

             * whether it wants to wake up a task to maintain

             * concurrency.

             */

            if (prev->flags & PF_WQ_WORKER) {

                struct task_struct *to_wakeup;

                to_wakeup = wq_worker_sleeping(prev);

                if (to_wakeup)

                    try_to_wake_up_local(to_wakeup);

            }

        }

        /*  如果不是被抢占的，就累加主动切换次数  */

        switch_count = &prev->nvcsw;

    }

    /*  如果prev进程仍然在就绪队列上没有被删除  */

    if (task_on_rq_queued(prev))

        update_rq_clock(rq);  /*  跟新就绪队列的时钟  */

    /*  挑选一个优先级最高的任务将其排进队列  */

    next = pick_next_task(rq, prev);

    /*  清除pre的TIF_NEED_RESCHED标志  */

    clear_tsk_need_resched(prev);

    /*  清楚内核抢占标识  */

    clear_preempt_need_resched();

    rq->clock_skip_update = 0;

    /*  如果prev和next非同一个进程  */

    if (likely(prev != next))

    {

        rq->nr_switches++;  /*  队列切换次数更新  */

        rq->curr = next;    /*  将next标记为队列的curr进程  */

        ++*switch_count;    /* 进程切换次数更新  */

        trace_sched_switch(preempt, prev, next);

        /*  进程之间上下文切换    */

        rq = context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq */

    }

    else    /*  如果prev和next为同一进程，则不进行进程切换  */

    {

        lockdep_unpin_lock(&rq->lock);

        raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);

    }

    balance_callback(rq);

}

STACK_FRAME_NON_STANDARD(__schedule); /* switch_to() */

1.3.2 pick_next_task选择抢占的进程

内核从cpu的就绪队列中选择一个最合适的进程来抢占CPU

next = pick_next_task(rq);

全局的pick_next_task函数会从按照优先级遍历所有调度器类的pick_next_task函数, 去查找最优的那个进程, 当然因为大多数情况下, 系统中全是CFS调度的非实时进程, 因而linux内核也有一些优化的策略

其执行流程如下

如果当前cpu上所有的进程都是cfs调度的普通非实时进程, 则直接用cfs调度, 如果无程序可调度则调度idle进程

其定义在kernel/sched/core.c, line 3068, 如下所示

/*

 * Pick up the highest-prio task:

 */

static inline struct task_struct *

pick_next_task(struct rq *rq, struct task_struct *prev)

{

    const struct sched_class *class = &fair_sched_class;

    struct task_struct *p;

    /*

     * Optimization: we know that if all tasks are in

     * the fair class we can call that function directly:

     *

     * 如果待被调度的进程prev是隶属于CFS的普通非实时进程

     * 而当前cpu的全局就绪队列rq中的进程数与cfs_rq的进程数相等

     * 则说明当前cpu上的所有进程都是由cfs调度的普通非实时进程

     *

     * 那么我们选择最优进程的时候

     * 就只需要调用cfs调度器类fair_sched_class的选择函数pick_next_task

     * 就可以找到最优的那个进程p

     */

    /*  如果当前所有的进程都被cfs调度, 没有实时进程  */

    if (likely(prev->sched_class == class &&

           rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running))

    {

        /*  调用cfs的选择函数pick_next_task找到最优的那个进程p*/

        p = fair_sched_class.pick_next_task(rq, prev);

        /*  #define RETRY_TASK ((void *)-1UL)有被其他调度气找到合适的进程  */

        if (unlikely(p == RETRY_TASK))

            goto again; /*  则遍历所有的调度器类找到最优的进程 */

        /* assumes fair_sched_class->next == idle_sched_class */

        if (unlikely(!p))   /*  如果没有进程可被调度  */

            p = idle_sched_class.pick_next_task(rq, prev); /*  则调度idle进程  */

        return p;

    }

/*  进程中所有的调度器类, 是通过next域链接域链接在一起的

 *  调度的顺序为stop -> dl -> rt -> fair -> idle

 *  again出的循环代码会遍历他们找到一个最优的进程  */

again:

    for_each_class(class)

    {

        p = class->pick_next_task(rq, prev);

        if (p)

        {

            if (unlikely(p == RETRY_TASK))

                goto again;

            return p;

        }

    }

    BUG(); /* the idle class will always have a runnable task */

}

其中for_each_class遍历所有的调度器类, 依次执行pick_next_task操作选择最优的进程

它会从优先级最高的sched_class_highest(目前是stop_sched_class)查起, 依次按照调度器类的优先级从高到低的顺序调用调度器类对应的pick_next_task_fair函数直到查找到一个能够被调度的进程

for_each_class定义在kernel/sched/sched.h, 如下所示

#define sched_class_highest (&stop_sched_class)

#define for_each_class(class) \

   for (class = sched_class_highest; class; class = class->next)

extern const struct sched_class stop_sched_class;

extern const struct sched_class dl_sched_class;

extern const struct sched_class rt_sched_class;

extern const struct sched_class fair_sched_class;

extern const struct sched_class idle_sched_class;

除了全局的pick_next_task函数, 每个调度器类都提供了pick_next_task函数用以查找对应调度器下的最优进程, 其定义如下所示

调度器类	pick_next策略	pick_next_task_fair函数
stop_sched_class	-	kernel/sched/stop_task.c, line 121, pick_next_task_stop
dl_sched_class	-	kernel/sched/deadline.c, line 1782, pick_next_task_dl
rt_sched_class	取出合适的进程后, dequeue_pushable_task从pushable队列里取出来	kernel/sched/rt.c, line 1508, pick_next_task_rt
fail_sched_class	pick_next_task_fair,从红黑树里，选出vtime最小的那个进程，调用set_next_entity将其出队	kernel/sched/fair.c, line 5441, pick_next_task_fail
idle_sched_class	直接调度idle进程	kernel/sched/idle_task.c, line 26, pick_next_task_idle

实际上，对于RT进程，put和pick并不操作运行队列

对于FIFO和RR的区别，在scheduler_tick中通过curr->sched_class->task_tick进入到task_tick_rt的处理, 如果是非RR的进程则直接返回，否则递减时间片，如果时间片耗完，则需要将当前进程放到运行队列的末尾, 这个时候才操作运行队列（FIFO和RR进程，是否位于同一个plist队列？），时间片到点，会重新移动当前进程requeue_task_rt，进程会被加到队列尾，接下来set_tsk_need_resched触发调度，进程被抢占进入schedule

问题1 : 为什么要多此一举判断所有的进程是否全是cfs调度的普通非实时进程?

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

rev->sched_class == class && rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running

这种情形发生的概率是很大的, 也就是说多数情形下, 我们的linux中进程全是cfs调度的

而likely这个宏业表明了这点, 这也是gcc内建的一个编译选项, 它其实就是告诉编译器表达式很大的情况下为真, 编译器可以对此做出优化

//  http://lxr.free-electrons.com/source/tools/virtio/linux/kernel.h?v=4.6#L91

 #ifndef likely

 # define likely(x)     (__builtin_expect(!!(x), 1))

 #endif

 #ifndef unlikely

 # define unlikely(x)   (__builtin_expect(!!(x), 0))

 #endif

1.4 context_switch进程上下文切换

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

具体的内容请参照

1.4.1 进程上下文切换

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

稍微详细描述一下，上下文切换可以认为是内核（操作系统的核心）在 CPU 上对于进程（包括线程）进行以下的活动：

挂起一个进程，将这个进程在 CPU 中的状态（上下文）存储于内存中的某处，
在内存中检索下一个进程的上下文并将其在 CPU 的寄存器中恢复
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

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.

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。

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.

1.4.2 context_switch流程

context_switch函数完成了进程上下文的切换, 其定义在kernel/sched/core.c#L2711

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

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

它主要执行如下操作

调用switch_mm(), 把虚拟内存从一个进程映射切换到新进程中
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

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

1.4.3 switch_mm切换进程虚拟地址空间

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切换的, 因此切换的主要是用户态的虚拟地址空间

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文件中, 我们下面列出了几个常见体系结构的实现

体系结构	switch_mm实现
x86	arch/x86/include/asm/mmu_context.h, line 118
arm	arch/arm/include/asm/mmu_context.h, line 126
arm64	arch/arm64/include/asm/mmu_context.h, line 183

其主要工作就是切换了进程的CR3

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

CR0中含有控制处理器操作模式和状态的系统控制标志；

CR1保留不用；

CR2含有导致页错误的线性地址；

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）。

1.4.4 switch_to切换进程堆栈和寄存器

执行环境的切换是在switch_to()中完成的, switch_to完成最终的进程切换，它保存原进程的所有寄存器信息，恢复新进程的所有寄存器信息，并执行新的进程

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,

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

/*

 * Saving eflags is important. It switches not only IOPL between tasks,

 * it also protects other tasks from NT leaking through sysenter etc.

*/

#define switch_to(prev, next, last)

体系结构	switch_to实现
x86	arch/x86/include/asm/switch_to.h中两种实现定义CONFIG_X86_32宏未定义CONFIG_X86_32宏
arm	arch/arm/include/asm/switch_to.h, line 25
通用	include/asm-generic/switch_to.h, line 25

内核在switch_to中执行如下操作

进程切换, 即esp的切换, 由于从esp可以找到进程的描述符
硬件上下文切换, 设置ip寄存器的值, 并jmp到__switch_to函数

1.5 need_resched, TIF_NEED_RESCHED标识与用户抢占

1.5.1 need_resched标识TIF_NEED_RESCHED

内核在即将返回用户空间时检查进程是否需要重新调度，如果设置了，就会发生调度, 这被称为用户抢占, 因此内核在thread_info的flag中设置了一个标识来标志进程是否需要重新调度, 即重新调度need_resched标识TIF_NEED_RESCHED

并提供了一些设置可检测的函数

函数	描述	定义
set_tsk_need_resched	设置指定进程中的need_resched标志	include/linux/sched.h, L2920
clear_tsk_need_resched	清除指定进程中的need_resched标志	include/linux/sched.h, L2926
test_tsk_need_resched	检查指定进程need_resched标志	include/linux/sched.h, L2931

// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/sched.h?v=4.6#L3093

static __always_inline bool need_resched(void)

{

    return unlikely(tif_need_resched());

}

// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/thread_info.h?v=4.6#L106

#define tif_need_resched() test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)

1.5.2 用户抢占和内核抢占

当内核即将返回用户空间时, 内核会检查need_resched是否设置，如果设置，则调用schedule()，此时，发生用户抢占。

一般来说，用户抢占发生几下情况

从系统调用返回用户空间
从中断(异常)处理程序返回用户空间

当kerne(系统调用或者中断都在kernel中)返回用户态时，系统可以安全的执行当前的任务，或者切换到另外一个任务.

抢占时伴随着schedule()的执行, 因此内核提供了一个TIF_NEED_RESCHED标志来表明是否要用schedule()调度一次

根据抢占发生的时机分为用户抢占和内核抢占。

用户抢占发生在内核即将返回到用户空间的时候。内核抢占发生在返回内核空间的时候。

抢占类型	描述	抢占发生时机
用户抢占	内核在即将返回用户空间时检查进程是否设置了TIF_NEED_RESCHED标志，如果设置了，就会发生用户抢占.	从系统调用或中断处理程序返回用户空间的时候
内核抢占	在不支持内核抢占的内核中，内核进程如果自己不主动停止，就会一直的运行下去。无法响应实时进程. 抢占内核虽然牺牲了上下文切换的开销, 但获得了更大的吞吐量和响应时间 1. 2.6的内核添加了内核抢占，同时为了某些地方不被抢占，又添加了自旋锁. 在进程的thread_info结构中添加了preempt_count该数值为0，当进程使用一个自旋锁时就加 1，释放一个自旋锁时就减1. 为0时表示内核可以抢占.	1. 从中断处理程序返回内核空间时，内核会检查preempt_count和TIF_NEED_RESCHED标志，如果进程设置了 TIF_NEED_RESCHED标志,并且preempt_count为0，发生内核抢占 2.当内核再次用于可抢占性的时候，当进程所有的自旋锁都释放了，释放程序会检查TIF_NEED_RESCHED标志，如果设置了就会调用schedule 3. 显示调用schedule时 4. 内核中的进程被堵塞的时候

2 总结

2.1 schedule调度流程

schedule就是主调度器的函数, 在内核中的许多地方, 如果要将CPU分配给与当前活动进程不同的另一个进程, 都会直接调用主调度器函数schedule, 该函数定义在kernel/sched/core.c, L3243, 如下所示

该函数完成如下工作

确定当前就绪队列, 并在保存一个指向当前(仍然)活动进程的task_struct指针
检查死锁, 关闭内核抢占后调用__schedule完成内核调度
恢复内核抢占, 然后检查当前进程是否设置了重调度标志TLF_NEDD_RESCHED, 如果该进程被其他进程设置了TIF_NEED_RESCHED标志, 则函数重新执行进行调度

do {

        preempt_disable();                                  /*  关闭内核抢占  */

        __schedule(false);                                  /*  完成调度  */

        sched_preempt_enable_no_resched();                  /*  开启内核抢占  */

    } while (need_resched());   /*  如果该进程被其他进程设置了TIF_NEED_RESCHED标志，则函数重新执行进行调度    */

2.2 __schedule如何完成内核抢占

完成一些必要的检查, 并设置进程状态, 处理进程所在的就绪队列
调度全局的pick_next_task选择抢占的进程
1. 如果当前cpu上所有的进程都是cfs调度的普通非实时进程, 则直接用cfs调度, 如果无程序可调度则调度idle进程
2. 否则从优先级最高的调度器类sched_class_highest(目前是stop_sched_class)开始依次遍历所有调度器类的pick_next_task函数, 选择最优的那个进程执行
context_switch完成进程上下文切换
1. 调用switch_mm(), 把虚拟内存从一个进程映射切换到新进程中
2. 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

2.3 调度的内核抢占和用户抢占

内核在完成调度的过程中总是先关闭内核抢占, 等待内核完成调度的工作后, 再把内核抢占开启, 如果在内核完成调度器过程中, 这时候如果发生了内核抢占, 我们的调度会被中断, 而调度却还没有完成, 这样会丢失我们调度的信息.

而同样我们可以看到, 在调度完成后, 内核会去判断need_resched条件, 如果这个时候为真, 内核会重新进程一次调度, 此次调度由于发生在内核态因此仍然是一次内核抢占

need_resched条件其实是判断need_resched标识TIF_NEED_RESCHED的值, 内核在thread_info的flag中设置了一个标识来标志进程是否需要重新调度, 即重新调度need_resched标识TIF_NEED_RESCHED, 内核在即将返回用户空间时会检查标识TIF_NEED_RESCHED标志进程是否需要重新调度，如果设置了，就会发生调度, 这被称为用户抢占,

而内核抢占是通过自旋锁preempt_count实现的, 同样当内核可以进行内核抢占的时候(比如从中断处理程序返回内核空间或内核中的进程被堵塞的时候)，内核会检查preempt_count和TIF_NEED_RESCHED标志，如果进程设置了 TIF_NEED_RESCHED标志,并且preempt_count为0，发生内核抢占

码农公寓

主调度器

1.1 调度函数的__sched前缀

1.2 schedule函数

1.2.2 sched_submit_work避免死锁

1.2.3 preempt_disable和sched_preempt_enable_no_resched开关内核抢占

1.3 __schedule开始进程调度

1.3.1 __schedule函数主框架

1.3.2 pick_next_task选择抢占的进程

1.4 context_switch进程上下文切换

1.4.1 进程上下文切换

1.4.2 context_switch流程

1.4.3 switch_mm切换进程虚拟地址空间

1.4.4 switch_to切换进程堆栈和寄存器

1.5 need_resched, TIF_NEED_RESCHED标识与用户抢占

1.5.1 need_resched标识TIF_NEED_RESCHED

1.5.2 用户抢占和内核抢占

2 总结

2.1 schedule调度流程

2.2 __schedule如何完成内核抢占

2.3 调度的内核抢占和用户抢占

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