实验目的：

使用gdb跟踪分析一个schedule()函数，理解Linux系统中进程调度的时机。

实验过程：

登陆实验楼虚拟机http://www.shiyanlou.com/courses/195

打开shell终端，执行以下命令：

cd LinuxKernel

rm -rf menu

git clone https://github.com/mengning/menu.git

cd menu

mv test_exec.c test.c

make rootfs

可以看到编译出来的系统已经有了exec命令

可以通过增加-s -S启动参数打开调试模式

qemu -kernel ../linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd ../rootfs.img -s -S

打开gdb进行远程调试

gdb

file ../linux-3.18.6/vmlinux

target remote:1234

设置断点

b schedule

b context_switch

b switch_to

b pick_next_task

通过实验可知schedule()函数用来选择一个新的进程来运行，并调用context_switch()进行上下文的切换，这个宏调用switch_to()来进行关键上下文切换，其中pick_next_task()函数封装了进程调度算法。

进程调度时机有三：

1、中断处理过程（包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常）中，直接调用schedule()，或者返回用户态时根据need_resched标记调用schedule()；

2、内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换，也可以在中断处理过程中进行调度，也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度，也可以被动调度；

3、用户态进程无法实现主动调度，仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程中进行调度。

进程切换：为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行。这种行为被称为进程切换（process switch）、任务切换（task switch）或上下文切换（context switch）。

挂起正在CPU上执行的进程，与中断时保存现场是不同的，中断前后是在同一个进程上下文中，只是由用户态转向内核态执行。

进程上下文包含了进程执行需要的所有信息，包括：

1、用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等

2、控制信息：进程描述符，内核堆栈等

3、硬件上下文（与中断保存硬件上下文的方法不同）

Linux系统的一般执行过程

最一般的情况：

正在运行的用户态进程X切换到运行用户态进程Y的过程

1、正在运行的用户态进程X

2、发生中断——save cs:eip/esp/eflags(current) to kernel stack,then load cs:eip(entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack).

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()，其中的switch_to做了关键的进程上下文切换

5、标号1之后开始运行用户态进程Y(这里Y曾经通过以上步骤被切换出去过因此可以从标号1继续执行)

6、restore_all //恢复现场

7、iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack

8、继续运行用户态进程Y

几种特殊情况：

1、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，与最一般的情况非常类似，只是内核线程运行过程中发生中断没有进程用户态和内核态的转换；

2、内核线程主动调用schedule()，只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；

3、创建子进程的系统调用在子进程中的执行起点及返回用户态，如fork；

4、加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；

转载于:https://www.cnblogs.com/20132216zzx/p/5380626.html

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