一、学习笔记
说明：
Kernel版本：4.14
1. 概述
进程切换：内核将CPU上正在运行的进程挂起，选择下一个进程来运行。ARM架构中，CPU上一次只能运行一个任务，内核需要为任务分配运行时间来进行调度，以便同时能处理多个任务请求。如下图所示：
当进行任务切换的时候，思考下两个问题：
(1) 怎样通过抢占来实现进程的切换？
(2) 当进程切换的时候，到底切换的什么，是怎么实现的？
这两个问题，也是本文探讨的主题了。
2. 抢占
2.1 用户抢占
2.1.1 抢占触发点
可以触发抢占的情况很多，比如进程的时间片耗尽、进程等待在某些资源上被唤醒时、进程优先级改变等。Linux内核是通过设置 TIF_NEED_RESCHED 标志来对进程进行标记的，设置该位则表明需要进行调度切换，而实际的切换将在抢占执行点来完成。补充：就算是没有设置TIF_NEED_RESCHED，调用schedule()时也是会发生抢占。
先看一下两个关键结构体：struct task_struct 和 struct thread_info。我们在前边的文章中也讲过struct task_struct 用于描述任务，该结构体的首个字段放置的正是struct thread_info，struct thread_info结构体中flag字段就可用于设置TIF_NEED_RESCHED，此外该结构体中的 preempt_count 也与抢占相关。
struct task_struct { ... struct thread_info thread_info; ... }; struct thread_info { unsigned long flags; /* low level flags TIF_NEED_RESCHED就会设置到这里面*/ mm_segment_t addr_limit; /* address limit */ #ifdef CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN u64 ttbr0; /* saved TTBR0_EL1 */ #endif int preempt_count; /* 0 => preemptable, <0 => bug 抢占计数，表示抢占是否使能*/ }; #include <asm/current.h> #define current_thread_info() ((struct thread_info *)current) //通过该宏可以直接获取thread_info的信息 #endif #define thread_saved_pc(tsk) ((unsigned long)(tsk->thread.cpu_context.pc)) //获取pc指针
看看具体哪些函数过程中，设置了TIF_NEED_RESCHED标志吧：
(1) 内核提供了 set_tsk_need_resched 函数来将 thread_info 中flag字段设置成 TIF_NEED_RESCHED；
(2) 设置了 TIF_NEED_RESCHED 标志，表明需要发生抢占调度；
#define TIF_NEED_RESCHED 1 /*bit1位掩码 archarm64includeasm hread_info.h*/
2.1.2 抢占执行点
用户抢占：抢占执行发生在进程处于用户态。抢占的执行，最明显的标志就是调用了 schedule() 函数，来完成任务的切换。具体来说，在用户态执行抢占在以下几种情况：
(1) 异常处理后返回到用户态；
(2) 中断处理后返回到用户态；
(3) 系统调用后返回到用户态；
如下图：
(1) ARMv8有4个Exception Level，其中用户程序运行在EL0，OS运行在EL1，Hypervisor运行在EL2，Secure monitor运行在EL3；
(2) 用户程序在执行过程中，遇到异常或中断后，将会跳到ENTRY(vectors)向量表处开始执行；
(3) 返回用户空间时进行标志位判断，设置了TIF_NEED_RESCHED则需要进行调度切换，没有设置该标志，则检查是否有收到信号，有信号未处理的话，还需要进行信号的处理操作；
2.2 内核抢占
Linux内核有三种内核抢占模型，先上图：
(1) CONFIG_PREEMPT_NONE：不支持抢占，中断退出后，需要等到低优先级任务主动让出CPU才发生抢占切换；
(2) CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY：自愿抢占，代码中增加抢占点，在中断退出后遇到抢占点时进行抢占切换；
(3) CONFIG_PREEMPT：抢占，当中断退出后，如果遇到了更高优先级的任务，立即进行任务抢占；
2.2.1 抢占触发点
(1) 在内核中抢占触发点，也是设置 struct thread_info 的flag字段，设置 TIF_NEED_RESCHED 表明需要请求重新调度。
(2) 抢占触发点的几种情况，在用户抢占中已经分析过，不管是用户抢占还是内核抢占，触发点都是一致的；
2.2.2 抢占执行点
内核抢占：抢占执行发生在进程处于内核态。
总体而言，内核抢占执行点可以归属于两大类：
(1) 中断执行完毕后进行抢占调度；
(2) 主动调用 preempt_enable 或 schedule 等接口的地方进行抢占调度；
2.3 preempt_count
(1) Linux内核中使用struct thread_info 中的 preempt_count 字段来控制抢占。
(2) preempt_count 的低8位用于控制抢占，当大于0时表示不可抢占，等于0表示可抢占。
(3) preempt_enable()会将 preempt_count 值减1，并判断是否需要进行调度，在条件满足时进行切换；
(4) preempt_disable()会将 preempt_count 值加1；
此外，preemt_count字段还用于判断进程处于各类上下文以及开关控制等，如图：
preemt_count 位图的定义见 includelinuxpreempt.h
3. 上下文切换
(1) 进程上下文：包含CPU的所有寄存器值、进程的运行状态、堆栈中的内容等，相当于进程某一时刻的快照，包含了所有的软硬件信息；
(2) 进程切换时，完成的就是上下文的切换，进程上下文的信息会保存在每个struct task_struct结构体中，以便在切换时能完成恢复工作；
进程上下文切换的入口就是__schedule()，分析也围绕这函数展开。
3.1 __schedule()
__schedule()函数调用分析如下：
主要的逻辑：
(1) 根据CPU获取运行队列，进而得到运行队列当前的task，也就是切换前的prev;
(2) 根据prev的状态进行处理，比如pending信号的处理等，如果该任务是一个worker线程还需要将其睡眠，并唤醒同CPU上的另一个worker线程;
(3) 根据调度类来选择需要切换过去的下一个task，也就是next；
(4) context_switch完成进程的切换；
3.2 context_switch()
context_switch()的调用分析如下：
核心的逻辑有两部分：
(1) 进程的地址空间切换：切换的时候要判断切入的进程是否为内核线程，
1）所有的用户进程都共用一个内核地址空间，而拥有不同的用户地址空间；
2）内核线程本身没有用户地址空间。在进程在切换的过程中就需要对这些因素来考虑，涉及到页表的切换，以及cache/tlb的刷新等操作。
(2) 寄存器的切换：包括CPU的通用寄存器切换、浮点寄存器切换，以及ARM处理器相关的其他一些寄存器的切换；
进程的切换，带来的开销不仅是页表切换和硬件上下文的切换，还包含了Cache/TLB刷新后带来的miss的开销。在实际的开发中，也需要去评估新增进程带来的调度开销。
参考：