理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程(Linux)

Posted 2020-10-02 clnchanpin

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理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程

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    这次实验要理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程。这是最后一次实验。我们要完毕这次实验，还是要对任务切换有一定的了解。

    Linux任务切换是通过switch_to实现的。

switch_to本身是一个宏，通过利用长跳指令，当长跳指令的操作数是TSS描写叙述符的时候。就会引起CPU的任务的切换。此时，cpu将全部寄存器的状态保存到当前任务寄存器TR所指向的TSS段（当前任务的任务状态段）中，然后利用长跳指令的操作数（TSS描写叙述符）找到新任务的TSS段，然后将当中的内容填写到各个寄存器中，最后。将新任务的TSS选择符更新到TR中。这样系统就正式開始执行新切换的任务了。

    有了这点补充，让我们回想一下，之前所学到的知识。

    Linux系统中，一个进程的一般运行过程：

    即从正在执行的用户态进程X切换到执行用户态进程Y的过程。

    1）正在执行的用户态进程X

    2）发生中断int 0x80

    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()，当中的switch_to做了关键的进程上下文切换

    5）标号1之后開始执行用户态进程Y(这里Y以前通过以上步骤被切换出去过因此能够从标号1继续执行)

    6）restore_all //恢复现场

    7）iret

    8）继续执行用户态进程Y

    可是我们都知道，这里有几个特殊情况：

    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。与最一般的情况很类似，仅仅是内核线程执行过程中发生中断没有进程用户态和内核态的转换；

    1）内核线程主动调用schedule()，仅仅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。

    2）创建子进程的系统调用在子进程中的运行起点及返回用户态。如fork。

    3）载入一个新的可运行程序后返回到用户态的情况，如execve。

 

開始实验

    依据之前的知识。这次我们跟踪schedule函数来细致分析系统进行进程调度和进程切换的过程。

    执行MenuOS，设置3个断点：schedule、context_switch、switch_to。

    执行到第一个断点处停止了，即schedule函数处停止。使用list命令查看其代码，s命令逐条分析。在这个过程中。我们要留心一下当中的执行轨迹。一会儿要分析。

    继续执行，到第二个断点处停止了，即context_switch处停下。与上同样，继续单步执行。

在这个过程中，要留心一下switch_to。

    context_switch中调用了switch_to函数，这个switch_to的宏定义。我们是能够利用单步运行进入其内部观察的。

总结

    switch_to从A进程切换到B进程的过程例如以下：

    step1：复制两个变量到寄存器：

           [prev]"a" (prev)

           [next]"d" (next)

    这也就是eax <== prev_A或eax<==%p(%ebp_A)

            edx <== next_A 或edx<==%n(%ebp_A)

    step2：保存进程A的ebp和eflags

           pushfl /*将状态寄存器eflags压栈*/

           pushl %ebp

    注意，由于如今esp还在A的堆栈中，所以它们是被保存到A进程的内核堆栈中。

 

    step3：保存当前esp到A进程内核描写叙述符中：

           movl%%esp, %[prev_sp]\n\t  /*save    ESP  */

    这也就是prev_A->thread.sp<== esp_A

    在调用switch_to时，prev是指向A进程自己的进程描写叙述符的。

    step4：从next（进程B）的描写叙述符中取出之前从B切换出去时保存的esp_B。

           movl %[next_sp], %%esp\n\t/* restore ESP */

    这也就是esp_B <==next_A->thread.sp

    注意，在A进程中的next是指向B的进程描写叙述符的。从这个时候開始，CPU当前运行的进程已经是B进程了，由于esp已经指向B的内核堆栈。可是。如今的ebp仍然指向A进程的内核堆栈，所以全部局部变量仍然是A中的局部变量，比方next实质上是%n(%ebp_A)，也就是next_A，即指向B的进程描写叙述符。

 

    step5：把标号为1的指令地址保存到A进程描写叙述符的ip域：

           movl $1f, %[prev_ip]\n\t/* save    EIP  */

    这也就是prev_A->thread.ip<== %1f

    当A进程下次从switch_to回来时。会从这条指令開始运行。详细方法要看后面被切换回来的B的下一条指令。

    step6：将返回地址保存到堆栈。然后调用switch_to()函数，switch_to()函数完毕硬件上下文切换。

           pushl %[next_ip]\n\t/* restoreEIP   */

           jmp switch_to\n /* regparmcall  */

    注意，假设之前B也被switch_to出去过，那么[next_ip]里存的就是以下这个1f的标号，但假设进程B刚刚被创建。之前没有被switch_to出去过，那么[next_ip]里存的将是ret_ftom_fork（參看copy_thread()函数）。

    当这里switch_to()返回时，将返回值prev_A又写入了%eax，这就使得在switch_to宏里面eax寄存器始终保存的是prev_A的内容，或者，更准确的说。是指向A进程描写叙述符的“指针”。

 

    step7：从switch_to()返回后继续从1:标号后面開始运行，改动ebp到B的内核堆栈。恢复B的eflags：

           popl %%ebp\n\t/* restore EBP */   

           popfl\n/*restore flags */

    假设从switch_to()返回后从这里继续执行。那么说明在此之前B肯定被switch_to调出过，因此此前肯定备份了ebp_B和flags_B，这里执行恢复操作。

    此时ebp已经指向了B的内核堆栈，所以上面的prev，next等局部变量已经不是A进程堆栈中的了，而是B进程堆栈中的(B上次被切换出去之前也有这两个变量。所以代表着B堆栈中prev、next的值了)，由于prev==%p(%ebp_B)，而在B上次被切换出去之前，该位置保存的是B进程的描写叙述符地址。

假设这个时候就结束switch_to的话，在后面的代码中（即context_switch()函数中switch_to之后的代码）的prev变量是指向B进程的，因此，进程B就不知道是从哪个进程切换回来。而从context_switch()中switch_to之后的代码中，我们看到finish_task_switch(this_rq(),prev)中须要知道之前是从哪个进程切换过来的，因此，我们必须想办法保存A进程的描写叙述符到B的堆栈中。这就是last的作用。

 

    step8：将eax写入last。以在B的堆栈中保存正确的prev信息。

           "=a"(last)

           这也就是last_B <== %eax

    而从context_switch()中看到的调用switch_to的方法是：switch_to(prev,next, prev);

    所以，这里面的last实质上就是prev，因此在switch_to宏运行完之后，prev_B就是正确的A的进程描写叙述符了。这里，last的作用相当于把进程A堆栈中的A进程描写叙述符地址拷贝到了进程B的堆栈中。

    至此。switch_to已经运行完毕，A停止运行。而開始运行B。此后，可能在某一次调度中。进程A得到调度，就会出现switch_to(C,A)这种调用。这时，A再次得到调度，得到调度后。A进程从context_switch()中switch_to后面的代码開始运行，这时候，它看到的prev_A将指向C的进程描写叙述符。

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                     刘建鑫 + 原创作品转载请注明出处 + 《Linux内核分析》MOOC课程

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