kernel學習之進程搶占和切換

搶占時伴隨著schedule()的執行。內核提供了一個TIF_NEED_RESCHED標志來表明是否要用schedule()調度一次。

根據搶占發生的時機分為用戶搶占和內核搶占。用戶搶占發生在內核即將返回到用戶空間的時候。內核搶占發生在返回內核空間的時候。

1、用戶搶占：內核在即將返回用戶空間時檢查進程是否設置了TIF_NEED_RESCHED標志，如果設置了，就會發生用戶搶占。用戶搶占發生的時機：從系統調用或中斷處理程序返回用戶空間的時候。

2、內核搶占：在不支持內核搶占的內核中，內核進程如果自己不主動停止，就會一直的運行下去。無法響應實時進程。搶占內核雖然犧牲了上下文切換的開銷，但獲得了更大的吞吐量和響應時間。2.6的內核添加了內核搶占，同時為了某些地方不被搶占，又添加了自旋鎖。在進程的thread_info結構中添加了preempt_count該數值為0，當進程使用一個自旋鎖時就加1，釋放一個自旋鎖時就減1.為0時表示內核可以搶占。

內核發生搶占的時機：1、從中斷處理程序返回內核空間時，內核會檢查preempt_count和TIF_NEED_RESCHED標志，如果進程設置了TIF_NEED_RESCHED標志,並且preempt_count為0，發生內核搶占。2、當內核再次用於可搶占性的時候，當進程所有的自旋鎖都釋放了，釋放程序會檢查TIF_NEED_RESCHED標志，如果設置了就會調用schedule。3、顯示調用schedule時4、內核中的進程被堵塞的時候。

進程的切換：

從一個運行的進程轉換到另一個可運行的進程時，稱為進程切換(process switch)或上下文切換(context switch).

1、硬件上下文(hardware context)

2、任務狀態段tss

3、硬件上下文的切換：linux內核中的硬件上下文不像intel原始設計的那樣存放在tss中而是用一個特定了數據結構來存儲。

4、context_switch

/* 
     
 *context_switch - switch to the new MM and the new 
 *thread's register state. 
 */
      
static inline void
context_switch(struct rq *rq, structtask_struct *prev,  
            struct task_struct *next)  
{  
     structmm_struct *mm, *oldmm;  
     prepare_task_switch(rq,prev, next);  
     trace_sched_switch(prev,next);  
     /*獲取即將調度的進程內存指針*/
     mm =next->mm;  
     /*保存當前要替換的進程使用的內存數據結構*/
     oldmm= prev->active_mm;  
     /* 
      * For paravirt, this is coupled with an exitin switch_to to 
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      * combine the page table reload and the switchbackend into 
      * one hypercall. 
      */
     arch_start_context_switch(prev);  
     /*如果指向的即將調用的進程內存指針為null，則為內核線程*/
     if(!mm) {  
         next->active_mm= oldmm;  
         /*內存描述結構使用計數加1*/
         atomic_inc(&oldmm->mm_count);  
         enter_lazy_tlb(oldmm,next);  
     }else
      
         /*不是內核線程，切換頁表*/
         switch_mm(oldmm,mm, next);  
      
     if(!prev->mm) {  
         prev->active_mm= NULL;  
         rq->prev_mm= oldmm;  
     }  
      
     /* 
     
      * Since the runqueue lock will be released bythe next 
      * task (which is an invalid locking op but inthe case 
      * of the scheduler it's an obviousspecial-case), so we 
      * do an early lockdep release here: 
      */
      
#ifndef __ARCH_WANT_UNLOCKED_CTXSW  
     spin_release(&rq->lock.dep_map,1, _THIS_IP_);  
#endif  
      
     /*Here we just switch the register state and the stack. */
     /*處理器狀態切換*/
     switch_to(prev,next, prev);  
     barrier();  
      
     /* 
      * this_rq must be evaluated again because prevmay have moved 
      * CPUs since it called schedule(), thus the'rq' on its stack 
      * frame will be invalid. 
      */
     finish_task_switch(this_rq(),prev);  
      
}