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# 16 | 调度（中）：主动调度是如何发生的？
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上一节，我们为调度准备了这么多的数据结构，这一节我们来看调度是如何发生的。
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所谓进程调度，其实就是一个人在做A项目，在某个时刻，换成做B项目去了。发生这种情况，主要有两种方式。
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**方式一**：A项目做着做着，发现里面有一条指令sleep，也就是要休息一下，或者在等待某个I/O事件。那没办法了，就要主动让出CPU，然后可以开始做B项目。
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**方式二**：A项目做着做着，旷日持久，实在受不了了。项目经理介入了，说这个项目A先停停，B项目也要做一下，要不然B项目该投诉了。
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## 主动调度
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我们这一节先来看方式一，主动调度。
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这里我找了几个代码片段。**第一个片段是Btrfs，等待一个写入**。[B](https://zh.wikipedia.org/wiki/Btrfs)[trfs](https://zh.wikipedia.org/wiki/Btrfs)（B-Tree）是一种文件系统，感兴趣你可以自己去了解一下。
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这个片段可以看作写入块设备的一个典型场景。写入需要一段时间，这段时间用不上CPU，还不如主动让给其他进程。
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```
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static void btrfs_wait_for_no_snapshoting_writes(struct btrfs_root *root)
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{
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......
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do {
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prepare_to_wait(&root->subv_writers->wait, &wait,
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TASK_UNINTERRUPTIBLE);
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writers = percpu_counter_sum(&root->subv_writers->counter);
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if (writers)
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schedule();
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finish_wait(&root->subv_writers->wait, &wait);
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} while (writers);
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}
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```
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另外一个例子是，**从Tap网络设备等待一个读取**。Tap网络设备是虚拟机使用的网络设备。当没有数据到来的时候，它也需要等待，所以也会选择把CPU让给其他进程。
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```
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static ssize_t tap_do_read(struct tap_queue *q,
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struct iov_iter *to,
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int noblock, struct sk_buff *skb)
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{
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......
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while (1) {
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if (!noblock)
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prepare_to_wait(sk_sleep(&q->sk), &wait,
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|
TASK_INTERRUPTIBLE);
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|
......
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|
/* Nothing to read, let's sleep */
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|
schedule();
|
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}
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|
......
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|
}
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```
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你应该知道，计算机主要处理计算、网络、存储三个方面。计算主要是CPU和内存的合作；网络和存储则多是和外部设备的合作；在操作外部设备的时候，往往需要让出CPU，就像上面两段代码一样，选择调用schedule()函数。
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接下来，我们就来看**schedule函数的调用过程**。
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```
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|
asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
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{
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struct task_struct *tsk = current;
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sched_submit_work(tsk);
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do {
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|
preempt_disable();
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__schedule(false);
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|
sched_preempt_enable_no_resched();
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} while (need_resched());
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|
}
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```
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这段代码的主要逻辑是在\_\_schedule函数中实现的。这个函数比较复杂，我们分几个部分来讲解。
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```
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|
static void __sched notrace __schedule(bool preempt)
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{
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|
struct task_struct *prev, *next;
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unsigned long *switch_count;
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struct rq_flags rf;
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struct rq *rq;
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int cpu;
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|
cpu = smp_processor_id();
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rq = cpu_rq(cpu);
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prev = rq->curr;
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|
......
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```
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首先，在当前的CPU上，我们取出任务队列rq。
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task\_struct \*prev指向这个CPU的任务队列上面正在运行的那个进程curr。为啥是prev？因为一旦将来它被切换下来，那它就成了前任了。
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接下来代码如下：
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```
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next = pick_next_task(rq, prev, &rf);
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clear_tsk_need_resched(prev);
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|
clear_preempt_need_resched();
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```
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第二步，获取下一个任务，task\_struct \*next指向下一个任务，这就是**继任**。
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pick\_next\_task的实现如下：
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```
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|
static inline struct task_struct *
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|
pick_next_task(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf)
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{
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|
const struct sched_class *class;
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|
struct task_struct *p;
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/*
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|
* Optimization: we know that if all tasks are in the fair class we can call that function directly, but only if the @prev task wasn't of a higher scheduling class, because otherwise those loose the opportunity to pull in more work from other CPUs.
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*/
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|
if (likely((prev->sched_class == &idle_sched_class ||
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|
prev->sched_class == &fair_sched_class) &&
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|
rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running)) {
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|
p = fair_sched_class.pick_next_task(rq, prev, rf);
|
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|
|
if (unlikely(p == RETRY_TASK))
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|
goto again;
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|
/* Assumes fair_sched_class->next == idle_sched_class */
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if (unlikely(!p))
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|
p = idle_sched_class.pick_next_task(rq, prev, rf);
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|
|
return p;
|
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|
|
}
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|
again:
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for_each_class(class) {
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p = class->pick_next_task(rq, prev, rf);
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if (p) {
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|
if (unlikely(p == RETRY_TASK))
|
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|
goto again;
|
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|
return p;
|
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|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
}
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|
```
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我们来看again这里，就是咱们上一节讲的依次调用调度类。但是这里有了一个优化，因为大部分进程是普通进程，所以大部分情况下会调用上面的逻辑，调用的就是fair\_sched\_class.pick\_next\_task。
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根据上一节对于fair\_sched\_class的定义，它调用的是pick\_next\_task\_fair，代码如下：
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```
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static struct task_struct *
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|
pick_next_task_fair(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf)
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|
{
|
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struct cfs_rq *cfs_rq = &rq->cfs;
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|
struct sched_entity *se;
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struct task_struct *p;
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int new_tasks;
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```
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对于CFS调度类，取出相应的队列cfs\_rq，这就是我们上一节讲的那棵红黑树。
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```
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|
struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr;
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if (curr) {
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if (curr->on_rq)
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update_curr(cfs_rq);
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else
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|
curr = NULL;
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|
|
......
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|
}
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|
se = pick_next_entity(cfs_rq, curr);
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|
```
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取出当前正在运行的任务curr，如果依然是可运行的状态，也即处于进程就绪状态，则调用update\_curr更新vruntime。update\_curr咱们上一节就见过了，它会根据实际运行时间算出vruntime来。
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接着，pick\_next\_entity从红黑树里面，取最左边的一个节点。这个函数的实现我们上一节也讲过了。
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```
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|
p = task_of(se);
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if (prev != p) {
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struct sched_entity *pse = &prev->se;
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|
......
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|
put_prev_entity(cfs_rq, pse);
|
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|
set_next_entity(cfs_rq, se);
|
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|
}
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|
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|
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|
|
|
return p
|
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|
```
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task\_of得到下一个调度实体对应的task\_struct，如果发现继任和前任不一样，这就说明有一个更需要运行的进程了，就需要更新红黑树了。前面前任的vruntime更新过了，put\_prev\_entity放回红黑树，会找到相应的位置，然后set\_next\_entity将继任者设为当前任务。
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第三步，当选出的继任者和前任不同，就要进行上下文切换，继任者进程正式进入运行。
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```
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|
if (likely(prev != next)) {
|
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rq->nr_switches++;
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|
rq->curr = next;
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|
++*switch_count;
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|
......
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|
|
|
rq = context_switch(rq, prev, next, &rf);
|
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```
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|
## 进程上下文切换
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上下文切换主要干两件事情，一是切换进程空间，也即虚拟内存；二是切换寄存器和CPU上下文。
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我们先来看context\_switch的实现。
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|
```
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|
/*
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|
|
|
|
* context_switch - switch to the new MM and the new thread's register state.
|
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|
|
|
|
*/
|
|
|
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|
|
static __always_inline struct rq *
|
|
|
|
|
|
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
|
|
|
|
|
|
struct task_struct *next, struct rq_flags *rf)
|
|
|
|
|
|
{
|
|
|
|
|
|
struct mm_struct *mm, *oldmm;
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
mm = next->mm;
|
|
|
|
|
|
oldmm = prev->active_mm;
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
switch_mm_irqs_off(oldmm, mm, next);
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
/* Here we just switch the register state and the stack. */
|
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|
switch_to(prev, next, prev);
|
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|
|
|
|
barrier();
|
|
|
|
|
|
return finish_task_switch(prev);
|
|
|
|
|
|
}
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|
|
|
|
|
|
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|
|
|
|
```
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这里首先是内存空间的切换，里面涉及内存管理的内容比较多。内存管理后面我们会有专门的章节来讲，这里你先知道有这么一回事就行了。
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接下来，我们看switch\_to。它就是寄存器和栈的切换，它调用到了\_\_switch\_to\_asm。这是一段汇编代码，主要用于栈的切换。
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对于32位操作系统来讲，切换的是栈顶指针esp。
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|
```
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|
|
|
|
|
/*
|
|
|
|
|
|
* %eax: prev task
|
|
|
|
|
|
* %edx: next task
|
|
|
|
|
|
*/
|
|
|
|
|
|
ENTRY(__switch_to_asm)
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
/* switch stack */
|
|
|
|
|
|
movl %esp, TASK_threadsp(%eax)
|
|
|
|
|
|
movl TASK_threadsp(%edx), %esp
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
jmp __switch_to
|
|
|
|
|
|
END(__switch_to_asm)
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
```
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|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
对于64位操作系统来讲，切换的是栈顶指针rsp。
|
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|
|
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|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
/*
|
|
|
|
|
|
* %rdi: prev task
|
|
|
|
|
|
* %rsi: next task
|
|
|
|
|
|
*/
|
|
|
|
|
|
ENTRY(__switch_to_asm)
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
/* switch stack */
|
|
|
|
|
|
movq %rsp, TASK_threadsp(%rdi)
|
|
|
|
|
|
movq TASK_threadsp(%rsi), %rsp
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
jmp __switch_to
|
|
|
|
|
|
END(__switch_to_asm)
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
```
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|
|
|
|
|
|
|
|
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|
|
最终，都返回了\_\_switch\_to这个函数。这个函数对于32位和64位操作系统虽然有不同的实现，但里面做的事情是差不多的。所以我这里仅仅列出64位操作系统做的事情。
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|
```
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|
|
|
__visible __notrace_funcgraph struct task_struct *
|
|
|
|
|
|
__switch_to(struct task_struct *prev_p, struct task_struct *next_p)
|
|
|
|
|
|
{
|
|
|
|
|
|
struct thread_struct *prev = &prev_p->thread;
|
|
|
|
|
|
struct thread_struct *next = &next_p->thread;
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
int cpu = smp_processor_id();
|
|
|
|
|
|
struct tss_struct *tss = &per_cpu(cpu_tss, cpu);
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
load_TLS(next, cpu);
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
this_cpu_write(current_task, next_p);
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
/* Reload esp0 and ss1. This changes current_thread_info(). */
|
|
|
|
|
|
load_sp0(tss, next);
|
|
|
|
|
|
......
|
|
|
|
|
|
return prev_p;
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
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这里面有一个Per CPU的结构体tss。这是个什么呢？
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在x86体系结构中，提供了一种以硬件的方式进行进程切换的模式，对于每个进程，x86希望在内存里面维护一个TSS（Task State Segment，任务状态段）结构。这里面有所有的寄存器。
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另外，还有一个特殊的寄存器TR（Task Register，任务寄存器），指向某个进程的TSS。更改TR的值，将会触发硬件保存CPU所有寄存器的值到当前进程的TSS中，然后从新进程的TSS中读出所有寄存器值，加载到CPU对应的寄存器中。
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下图就是32位的TSS结构。
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图片来自Intel® 64 and IA-32 Architectures Software Developer’s Manual Combined Volumes
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但是这样有个缺点。我们做进程切换的时候，没必要每个寄存器都切换，这样每个进程一个TSS，就需要全量保存，全量切换，动作太大了。
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于是，Linux操作系统想了一个办法。还记得在系统初始化的时候，会调用cpu\_init吗？这里面会给每一个CPU关联一个TSS，然后将TR指向这个TSS，然后在操作系统的运行过程中，TR就不切换了，永远指向这个TSS。TSS用数据结构tss\_struct表示，在x86\_hw\_tss中可以看到和上图相应的结构。
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void cpu_init(void)
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{
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int cpu = smp_processor_id();
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struct task_struct *curr = current;
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struct tss_struct *t = &per_cpu(cpu_tss, cpu);
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......
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load_sp0(t, thread);
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set_tss_desc(cpu, t);
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load_TR_desc();
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......
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}
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struct tss_struct {
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/*
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* The hardware state:
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*/
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struct x86_hw_tss x86_tss;
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unsigned long io_bitmap[IO_BITMAP_LONGS + 1];
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}
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在Linux中，真的参与进程切换的寄存器很少，主要的就是栈顶寄存器。
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于是，在task\_struct里面，还有一个我们原来没有注意的成员变量thread。这里面保留了要切换进程的时候需要修改的寄存器。
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/* CPU-specific state of this task: */
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struct thread_struct thread;
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所谓的进程切换，就是将某个进程的thread\_struct里面的寄存器的值，写入到CPU的TR指向的tss\_struct，对于CPU来讲，这就算是完成了切换。
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例如\_\_switch\_to中的load\_sp0，就是将下一个进程的thread\_struct的sp0的值加载到tss\_struct里面去。
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## 指令指针的保存与恢复
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你是不是觉得，这样真的就完成切换了吗？是的，不信我们来**盘点**一下。
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从进程A切换到进程B，用户栈要不要切换呢？当然要，其实早就已经切换了，就在切换内存空间的时候。每个进程的用户栈都是独立的，都在内存空间里面。
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那内核栈呢？已经在\_\_switch\_to里面切换了，也就是将current\_task指向当前的task\_struct。里面的void \*stack指针，指向的就是当前的内核栈。
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内核栈的栈顶指针呢？在\_\_switch\_to\_asm里面已经切换了栈顶指针，并且将栈顶指针在\_\_switch\_to加载到了TSS里面。
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用户栈的栈顶指针呢？如果当前在内核里面的话，它当然是在内核栈顶部的pt\_regs结构里面呀。当从内核返回用户态运行的时候，pt\_regs里面有所有当时在用户态的时候运行的上下文信息，就可以开始运行了。
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唯一让人不容易理解的是指令指针寄存器，它应该指向下一条指令的，那它是如何切换的呢？这里有点绕，请你仔细看。
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这里我先明确一点，进程的调度都最终会调用到\_\_schedule函数。为了方便你记住，我姑且给它起个名字，就叫“**进程调度第一定律**”。后面我们会多次用到这个定律，你一定要记住。
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我们用最前面的例子仔细分析这个过程。本来一个进程A在用户态是要写一个文件的，写文件的操作用户态没办法完成，就要通过系统调用到达内核态。在这个切换的过程中，用户态的指令指针寄存器是保存在pt\_regs里面的，到了内核态，就开始沿着写文件的逻辑一步一步执行，结果发现需要等待，于是就调用\_\_schedule函数。
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这个时候，进程A在内核态的指令指针是指向\_\_schedule了。这里请记住，A进程的内核栈会保存这个\_\_schedule的调用，而且知道这是从btrfs\_wait\_for\_no\_snapshoting\_writes这个函数里面进去的。
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\_\_schedule里面经过上面的层层调用，到达了context\_switch的最后三行指令（其中barrier语句是一个编译器指令，用于保证switch\_to和finish\_task\_switch的执行顺序，不会因为编译阶段优化而改变，这里咱们可以忽略它）。
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switch_to(prev, next, prev);
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barrier();
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return finish_task_switch(prev);
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当进程A在内核里面执行switch\_to的时候，内核态的指令指针也是指向这一行的。但是在switch\_to里面，将寄存器和栈都切换到成了进程B的，唯一没有变的就是指令指针寄存器。当switch\_to返回的时候，指令指针寄存器指向了下一条语句finish\_task\_switch。
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但这个时候的finish\_task\_switch已经不是进程A的finish\_task\_switch了，而是进程B的finish\_task\_switch了。
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这样合理吗？你怎么知道进程B当时被切换下去的时候，执行到哪里了？恢复B进程执行的时候一定在这里呢？这时候就要用到咱的“进程调度第一定律”了。
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当年B进程被别人切换走的时候，也是调用\_\_schedule，也是调用到switch\_to，被切换成为C进程的，所以，B进程当年的下一个指令也是finish\_task\_switch，这就说明指令指针指到这里是没有错的。
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接下来，我们要从finish\_task\_switch完毕后，返回\_\_schedule的调用了。返回到哪里呢？按照函数返回的原理，当然是从内核栈里面去找，是返回到btrfs\_wait\_for\_no\_snapshoting\_writes吗？当然不是了，因为btrfs\_wait\_for\_no\_snapshoting\_writes是在A进程的内核栈里面的，它早就被切换走了，应该从B进程的内核栈里面找。
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假设，B就是最前面例子里面调用tap\_do\_read读网卡的进程。它当年调用\_\_schedule的时候，是从tap\_do\_read这个函数调用进去的。
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当然，B进程的内核栈里面放的是tap\_do\_read。于是，从\_\_schedule返回之后，当然是接着tap\_do\_read运行，然后在内核运行完毕后，返回用户态。这个时候，B进程内核栈的pt\_regs也保存了用户态的指令指针寄存器，就接着在用户态的下一条指令开始运行就可以了。
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假设，我们只有一个CPU，从B切换到C，从C又切换到A。在C切换到A的时候，还是按照“进程调度第一定律”，C进程还是会调用\_\_schedule到达switch\_to，在里面切换成为A的内核栈，然后运行finish\_task\_switch。
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这个时候运行的finish\_task\_switch，才是A进程的finish\_task\_switch。运行完毕从\_\_schedule返回的时候，从内核栈上才知道，当年是从btrfs\_wait\_for\_no\_snapshoting\_writes调用进去的，因而应该返回btrfs\_wait\_for\_no\_snapshoting\_writes继续执行，最后内核执行完毕返回用户态，同样恢复pt\_regs，恢复用户态的指令指针寄存器，从用户态接着运行。
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到这里你是不是有点理解为什么switch\_to有三个参数呢？为啥有两个prev呢？其实我们从定义就可以看到。
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#define switch_to(prev, next, last) \
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do { \
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prepare_switch_to(prev, next); \
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\
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((last) = __switch_to_asm((prev), (next))); \
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} while (0)
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在上面的例子中，A切换到B的时候，运行到\_\_switch\_to\_asm这一行的时候，是在A的内核栈上运行的，prev是A，next是B。但是，A执行完\_\_switch\_to\_asm之后就被切换走了，当C再次切换到A的时候，运行到\_\_switch\_to\_asm，是从C的内核栈运行的。这个时候，prev是C，next是A，但是\_\_switch\_to\_asm里面切换成为了A当时的内核栈。
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还记得当年的场景“prev是A，next是B”，\_\_switch\_to\_asm里面return prev的时候，还没return的时候，prev这个变量里面放的还是C，因而它会把C放到返回结果中。但是，一旦return，就会弹出A当时的内核栈。这个时候，prev变量就变成了A，next变量就变成了B。这就还原了当年的场景，好在返回值里面的last还是C。
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通过三个变量switch\_to(prev = A, next=B, last=C)，A进程就明白了，我当时被切换走的时候，是切换成B，这次切换回来，是从C回来的。
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## 总结时刻
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这一节我们讲主动调度的过程，也即一个运行中的进程主动调用\_\_schedule让出CPU。在\_\_schedule里面会做两件事情，第一是选取下一个进程，第二是进行上下文切换。而上下文切换又分用户态进程空间的切换和内核态的切换。
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## 课堂练习
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你知道应该用什么命令查看进程的运行时间和上下文切换次数吗？
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欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。
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