進程上下文切換

上下文切換動作，來保存上一個進程的“上下文”，恢復下一個進程的“上下文”，主要包括進程地址空間切換和處理器狀態切換。

注：這里的上下文實際上是指進程運行時最小寄存器的集合。

如果切換的next進程不是同一個進程，才進行切換：

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

進程地址空間切換

進程地址空間切換就是切換虛擬地址空間，使得切換之后，當前進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核地址空間），本質上是切換頁表基地址寄存器。

進程地址空間切換讓進程產生獨占系統內存的錯覺，因為切換完地址空間后，當前進程可以訪問屬于它的海量的虛擬地址空間（內核地址空間各個進程共享，用戶地址空間各個進程私有），而實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進程是內核線程，如果是則不需要進行地址空間切換（實際上指的是用戶地址空間），因為內核線程總是運行在內核態訪問的是內核地址空間，而內核地址空間是所有的進程共享的。在arm64架構中，內核地址空間是通過ttbr1_el1來訪問，而它的主內核頁表在內核初始化的時候已經填充好了，也就是我們常說的swapper_pg_dir頁表，后面所有對內核地址空間的訪問，無論是內核線程也好還是用戶任務，統統通過swapper_pg_dir頁表來訪問，而在內核初始化期間swapper_pg_dir頁表地址已經加載到ttbr1_el1中。

需要說明一點的是：這里會做“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進程的地址空間。舉例說明：Ua ?-> ?Ka ?-> ?Ua ??，Ua表示用戶進程， ?Ka表示內核線程，當進行這樣的切換的時候，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 ），當然還包括切換的是同一個進程的多個線程的情況，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);???//設置asid到ttbr1_el1isb();????????????????????????????write_sysreg(ttbr0,?ttbr0_el1);???//設置mm->pgd?到ttbr0_el1

上面代碼是做真正的地址空間切換，實際的切換很簡單，并沒有那么復雜和玄乎，僅僅設置頁表基地址寄存器即可，當然這里還涉及到了為了防止頻繁無效tlb的ASID的設置。

主要做的工作就是設置next進程的ASID到ttbr1_el1， 設置mm->pgd 到ttbr0_el1，僅此而已！

需要注意的是：1.寫到ttbr0_el1的值是進程pgd頁表的物理地址。2.雖然做了這樣的切換，但是這個時候并不能訪問到next的用戶地址空間，因為還處在主調度器上下文中，屬于內核態，訪問的是內核空間。

而一旦返回了用戶態，next進程就能正常訪問自己地址空間內容：

• 訪問一個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，如果找到相應表項則獲得pa進行訪問。

• 如果tlb中沒有找到，通過ttbr0_el1來遍歷自己的多級頁表，找到相應表項則獲得pa進行訪問。

• 如果發生中斷異常等訪問內核地址空間，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,發生缺頁異常來建立映射關系，填寫屬于進程自己的各級頁表，然后訪問。

• 訪問無法地址，發生缺頁殺死進程等等。

處理器狀態切換

來切換下一個進程的執行流，上一個進程執行狀態保存，讓下一個進程恢復執行狀態。

處理器狀態切換而后者讓進程產生獨占系統cpu的錯覺，使得系統中各個任務能夠并發（多個任務在多個cpu上運行）或分時復用（多個任務在一個cpu上運行）cpu資源。

下面給出代碼：

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

處理器狀態切換會做浮點寄存器等切換，最終調用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進程的進程描述符（struct task_struct）地址， x1為next的進程描述符地址。會就將prev進程的 x19-x28,fp,sp,lr保存到prev進程的tsk.thread.cpu_context中，next進程的這些寄存器值從next進程的tsk.thread.cpu_context中恢復到相應寄存器。這里還做了sp_el0設置為next進程描述符的操作，為了通過current宏找到當前的任務。

需要注意的是：

mov ? ? sp, x9 ?做了切換進程內核棧的操作。

ldr ? ? lr, [x8] 設置了鏈接寄存器，然后ret的時候會將lr恢復到pc從而真正完成了執行流的切換。

精美圖示

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

進程再次被調度

當進程重新被調度的時候，從原來的調度現場恢復執行。

關于lr地址的設置

1）如果切換的next進程是剛fork的進程，它并沒有真正的這些調度上下文的存在，那么lr是什么呢？這是在fork的時候設置的：

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;

設置為了ret_from_fork的地址，當然這里也設置了sp等調度上下文（這里將進程切換保存的寄存器稱之為調度上下文）。

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的進程，從cpu_switch_to的ret指令執行后返回，lr加載到pc。

于是執行到ret_from_fork：這里首先調用schedule_tail對前一個進程做清理工作，然后判斷是否為內核線程如果是執行內核線程的執行函數，如果是用戶任務通過ret_to_user返回到用戶態。

2）如果是之前已經被切換過的進程，lr為cpu_switch_to調用的下一條指令地址(這里實際上是__schedule函數中調用barrier（）的指令地址)。

關于__switch_to的參數和返回值

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

這里做處理器狀態切換時，傳遞了兩個參數，返回了一個參數：

prev和next很好理解就是 就是前一個進程（當前進程）和下一個進程的 task_struct結構指針，那么last是什么呢？

一句話：返回的last是當前重新被調度的進程的上一個進程的 task_struct結構指針。

如：A ->B ->千山萬水->D -> A 上面的切換過程：A切換到B 然后經歷千山萬水再從D -> A，這個時候A重新被調度時，last即為D的 task_struct結構指針。

獲得當前重新被調度進程的前一個進程是為了回收前一個進程資源，見后面分析。

關于finish_task_switch

進程被重新調度時無論是否為剛fork出的進程都會走到finish_task_switch這個函數，下面我們來看它做了什么事情：

主要工作為：檢查回收前一個進程資源，為當前進程恢復執行做一些準備工作。

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現在歸還->if?(unlikely(prev_state?==?TASK_DEAD))?{????????//前一個進程是死亡狀態put_task_stack(prev);????//如果內核棧在task_struct中???釋放內核棧??????????????????????????????????????put_task_struct_rcu_user(prev);??//釋放前一個進程的task_struct占用內存}????????????????????????????????????????

可以看到進程被重新調度時首先需要做的主要是：

• 重新使能本地中斷 ，進程被重新調度時，本地cpu中斷是被重新打開的！！！

• 如果有借用mm的情況，現在歸還 如果前一個是內核線程，在進程地址空間切換時“借用了”某個進程的mm_struct，現在切換到了下一個進程，理應歸還，歸還做的是遞減借用的mm_struct的引用計數，引用計數為0就會釋放mm_struct占用的內存。

• 對于上一個死亡的進程現在回收最后的資源， 注意這里是遞減引用計數，當引用計數為0時才會真正釋放。

總結

主調度器可以說Linux內核進程管理中的核心組件，進程管理的其他部分如搶占、喚醒、睡眠等都是圍繞它來運作。在原子上下文不能發生調度，說的就是調用主調度器，但是可以設置搶占標志以至于在最近的搶占點發生調度，如中斷中喚醒高優先級進程的場景。主調度器所做的工作就是讓出cpu，內核很多場景可以直接或間接調用它，而大體上可以分為兩種情況：即為主動調度和搶占式調度。主調度器做了兩件事情：選擇下一個進程和進程進程上下文切換。選擇下一個進程解決選擇合適高優先級進程的問題。進程進程上下文切換又分為地址空間切換和處理器狀態切換，前者讓進程產生獨自占用系統內存的錯覺，而后者讓進程產生獨自占用系統cpu的錯覺，讓系統各個進程有條不紊的共享內存和cpu等資源。

- END -

---

看完一鍵三連在看，轉發，點贊

是對文章最大的贊賞，極客重生感謝你

推薦閱讀

硬核致敬Linux ！30歲生日快樂！

后端技術趨勢指南|如何選擇自己的技術方向

Linux調度系統全景指南(上篇)

總結

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內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

如果覺得生活随笔網站內容還不錯，歡迎將生活随笔推薦給好友。