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Linux进程调度的理解

ops 2025/7/21 9:06:28

Linux进程切换机制的理解

前言

本学期有幸选了孟宁老师和李春杰老师共同开设的《 Linux 操作系统分析》这门课程，通过对这门课的系统学习，我构建了对 Linux 内核从底层硬件交互到上层应用逻辑的完整知识框架，并在实验与理论结合中深化了对操作系统核心机制的理解。

进程调度

Linux内核的进程调度机制是一个复杂而精巧的设计，其核心在于动态平衡系统资源分配与不同进程的执行需求。整个过程围绕着中断触发、调度时机判断、进程上下文切换展开，通过调度算法选择最合适的进程投入运行。理解这一机制需要深入到中断处理、调度策略、上下文切换这三个关键环节的协同工作。
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从硬件中断或系统调用触发开始，CPU会暂停当前用户态进程的执行，通过保存现场（如寄存器状态、指令指针）进入内核态的中断处理流程。以系统调用为例，当用户进程执行int 0x80指令时，CPU会自动将eip、esp等关键寄存器压入内核栈，完成从用户栈到内核栈的切换：

// 系统调用入口的典型汇编实现
ENTRY(system_call)SAVE_ALLcmpl $(NR_syscalls), %eaxjae badsyscall *sys_call_table(,%eax,4)movl %eax, PT_EAX(%esp)  // 保存返回值

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中断处理过程中，内核会检测need_resched标志位判断是否需要重新调度。这个标志位的设置可能来自时钟中断的定时检查，或是进程主动调用set_tsk_need_resched()。当调度条件满足时，核心调度函数schedule()被调用，其关键逻辑如下：

// kernel/sched/core.c
void __sched schedule(void) {struct task_struct *prev, *next;// 禁用抢占preempt_disable();// 选择下一个运行的进程next = pick_next_task(rq, prev, &rf);// 执行上下文切换context_switch(rq, prev, next, &rf);// 重新启用抢占preempt_enable();
}

这里的pick_next_task体现了调度策略的核心决策。对于实时进程，内核采用O(1)调度器，通过位图快速定位最高优先级的实时任务。而对于普通进程，CFS（完全公平调度器）通过红黑树维护进程的虚拟运行时间（vruntime），选择vruntime最小的进程：

// CFS选择下一个进程
static struct task_struct *pick_next_task_fair(struct rq *rq) {struct sched_entity *se = __pick_first_entity(cfs_rq);return task_of(se);
}

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上下文切换的核心在于context_switch()函数，它需要完成地址空间切换和处理器状态保存两大任务。在x86架构下，通过switch_mm更新CR3寄存器切换页表，而switch_to宏负责寄存器状态的保存与恢复：

// arch/x86/entry/entry_32.S
ENTRY(__switch_to_asm)// 保存旧进程状态movl %esp, TASK_threadsp(%edi)// 加载新进程内核栈movl TASK_threadsp(%esi), %esp// 恢复新进程寄存器popl %ebxpopl %esipopl %edipopl %ebpret

这个过程本质上是在新旧进程的内核栈之间进行状态迁移。当新进程的内核栈被加载后，CPU通过ret指令跳转到新进程上次被中断时的执行点继续运行。这种设计使得进程切换对用户空间完全透明，用户进程感知不到自己被挂起过。

实时性保障方面，Linux通过两种策略确保实时进程优先执行：SCHED_FIFO采用严格的先进先出队列，除非主动让出CPU否则持续运行；SCHED_RR在FIFO基础上添加时间片轮转，保证同优先级进程的公平性。内核通过dequeue_task和enqueue_task操作维护实时进程的双向链表：

// 实时进程入队操作
static void enqueue_task_rt(struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags) {struct sched_rt_entity *rt_se = &p->rt;// 按优先级插入链表list_add_tail(&rt_se->run_list, queue);
}