一、进程切换的关键代码switch_to的分析
（一）进程调度与进程调度的时机分析
1.不同类型的进程有不同的调度需求
- 第一种分类：
- I/O-bound：频繁地进行I/O,花费很多的时间等待I/O操作的完成
- CPU-bound：计算密集型，需要大量的CPU时间进行计算
- 第二种分类：
- 批处理进程
- 实时进程
- 交互式进程（shell）
- Linux的调度基于分时和优先级策略：
- 进程根据优先级排队；
- 这个优先级的值表示如何适当分配CPU；
- 进程的优先级是动态的
- 调度程序会根据进程的运行周期动态调整优先级；
- 比如nice等系统调用，可以手动调整优先级
- 调度策略本质上是一种算法，这些算法从实现的角度看仅仅是从运行队列中选择一个新进程，选择的过程中运用了不同的策略而已
- 内核中的调度算法相关代码使用了类似OOD中的策略模式
3.进程调度的时机
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()；
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；
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。
（二）进程切换上下文的相关代码
1.进程的切换
为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上执行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行，这叫做进程切换、任务切换、上下文切换；
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
用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等
控制信息：进程描述符，内核堆栈等
硬件上下文（注意中断也要保存硬件上下文只是保存的方法不同）
schedule()函数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
next = pick_next_task(rq, prev);//进程调度算法都封装这个函数内部
context_switch(rq, prev, next);//进程上下文切换
switch_to利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，next指向被调度的进程
- 31#define switch_to(prev, next, last) \
- 32do { \
- 33 /* \
- 34 * Context-switching clobbers all registers, so we clobber \
- 35 * them explicitly, via unused output variables. \
- 36 * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored \
- 37 * explicitly for wchan access and EAX is the return value of \
- 38 * __switch_to()) \
- 39 */ \
- 40 unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi; \
- 41 \
- 42 asm volatile("pushfl\n\t" /* save flags */ \
- 43 "pushl %%ebp\n\t" /* save EBP */ \
- 44 "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* save ESP */ \
- 45 "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* restore ESP */ \
- 46 "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* save EIP */ \
- 47 "pushl %[next_ip]\n\t" /* restore EIP */ \
- 48 __switch_canary \
- 49 "jmp __switch_to\n" /* regparm call */ \
- 50 "1:\t" \
- 51 "popl %%ebp\n\t" /* restore EBP */ \
- 52 "popfl\n" /* restore flags */ \
- 53 \
- 54 /* output parameters */ \
- 55 : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp), \
- 56 [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip), \
- 57 "=a" (last), \
- 58 \
- 59 /* clobbered output registers: */ \
- 60 "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx), \
- 61 "=S" (esi), "=D" (edi) \
- 62 \
- 63 __switch_canary_oparam \
- 64 \
- 65 /* input parameters: */ \
- 66 : [next_sp] "m" (next->thread.sp), \
- 67 [next_ip] "m" (next->thread.ip), \
- 68 \
- 69 /* regparm parameters for __switch_to(): */ \
- 70 [prev] "a" (prev), \
- 71 [next] "d" (next) \
- 72 \
- 73 __switch_canary_iparam \
- 74 \
- 75 : /* reloaded segment registers */ \
- 76 "memory"); \
- 77} while (0)
二、Linux系统的一般执行过程
（一）Linux系统的一般执行过程分析
1.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
正在运行的用户态进程X
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).
SAVE_ALL //保存现场
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
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)
restore_all //恢复现场
iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
继续运行用户态进程Y
- 中断上下文和进程上下文切换：前者是CPU内部的切换；后者是在内核中堆栈的切换
（三）几种特殊情况
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，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；
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；
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；next_ip=ret_from_fork
加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；4.地址切换
（四）内核与舞女
- 进程的地址空间一共有4G，其中0——3G是用户态可以访问，3G以上只有内核态可以访问
- 内核就是各种中断处理过程和内核线程的集合；
- 内核相当于出租车，可以为每一个“招手”的进程提供内核态到用户态的转换；
- 没有进程需要“承载”的时候，内核进入idle0号进程进行“空转”；
- 3G以上的部分就是这样的“出租车”，是所有进程共享的，在内核态部分切换的时候就比较容易
三、LINUX 系统架构和执行过程概述
（一）Linux系统架构概览
（二）最简单也是最复杂的操作——ls
COW :COPY ON WRITE
（三）CPU和内存的角度看Linux系统的执行
- 执行gets()函数；
- 执行系统调用，陷入内核；
- 等待输入，CPU会调度其他进程执行，同时wait一个I/O中断；
- 敲击ls，发I/O中断给CPU，中断处理程序进行现场保存、压栈等等；
- 中断处理程序发现X进程在等待这个I/O（此时X已经变成阻塞态），处理程序将X设置为WAKE_UP;
- 进程管理可能会把进程X设置为next进程，这样gets系统调用获得数据，再返回用户态堆栈
- 从内存角度看，所有的物理地址都会被映射到3G以上的地址空间：因为这部分对所有进程来说都是共享的
四、实验
1、配置实验环境，确保menu内核可以正常启动
2.进入gdb调试，在shedule和context_switch处设置断点
4.c之后按n单步执行，直到遇到__schedule函数
