前面两节讨论了 linux 中进程的睡眠与唤醒机制，也介绍了 linux 内核的 cfs 进程调度方法，知道了哪些进程会被挂起，哪些进程会被投入运行。

不过，我们还不知道 linux 内核在进程调度时，是如何切换进程的的。例如，原本进程 A 正在睡眠，进程 B正在运行，现在要将 A 投入运行，将 B 设置为睡眠状态，这一过程是如何实现的呢？本节将讨论这个问题。

抢占和上下文切换

我们将进程运行时的资源(栈信息、寄存器信息等)称作“上下文”，这么一来，任务抢占就可看作是 linux 内核在切换上下文，上下文切换完毕时，内核也就完成了从一个可执行进程切换到另一个可执行进程。

“上下文”这个名字其实挺贴切的，内核在执行进程时，可以看做是内核在阅读一篇文章，如果有进程需要调度，就相当于内核换了一篇文章读。

那么，linux 内核是如何实现上下文切换的呢？这其实可以从进程调度获得入口，因为上下文切换一定发生在进程调度时，查看 schedule() 函数的 C语言代码：

4141 asmlinkage void __sched schedule(void)- 4142 {| 4143 struct task_struct *prev, *next;| 4144 unsigned long *switch_count;| 4145 struct rq *rq;| 4146 int cpu;| 4147 | 4148 need_resched:| 4149 preempt_disable();| 4150 cpu = smp_processor_id();| 4151 rq = cpu_rq(cpu);| 4152 rcu_qsctr_inc(cpu);| 4153 prev = rq->curr;| 4154 switch_count = &prev->nivcsw;| 4155 | 4156 release_kernel_lock(prev); ....|- 4190 if (likely(prev != next)) {|| 4191 sched_info_switch(prev, next);|| 4192 || 4193 rq->nr_switches++;|| 4194 rq->curr = next;|| 4195 ++*switch_count;|| 4196 || 4197 context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq */...

发现 context_switch() 函数，显然它就是负责上下文切换的函数。它的 C语言代码如下：

2447 static inline void 2448 context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev, 2449 struct task_struct *next)- 2450 {| 2451 struct mm_struct *mm, *oldmm;| 2452 | 2453 prepare_task_switch(rq, prev, next);| 2454 mm = next->mm;| 2455 oldmm = prev->active_mm;...|- 2463 if (unlikely(!mm)) {|| 2464 next->active_mm = oldmm;|| 2465 atomic_inc(&oldmm->mm_count);|| 2466 enter_lazy_tlb(oldmm, next);|| 2467 } else| 2468 switch_mm(oldmm, mm, next);...| 2484 /* Here we just switch the register state and the stack. */| 2485 switch_to(prev, next, prev);...| 2493 finish_task_switch(this_rq(), prev);| 2494 }

容易看出，核心就是 switch_mm() 函数和 switch_to() 函数。switch_mm() 函数的 C语言代码如下，请看：

35 static inline void switch_mm(struct mm_struct *prev, 36 struct mm_struct *next, 37 struct task_struct *tsk)- 38 {| 39 int cpu = smp_processor_id();| 40 |- 41 if (likely(prev != next)) {...|| 51 load_cr3(next->pgd);|| 56 if (unlikely(prev->context.ldt != next->context.ldt))|| 57 load_LDT_nolock(&next->context);|| 58 }...| 73 }

switch_mm() 函数切换了页表，它的主要作用就是把虚拟内存(前面的文章曾经介绍过，linux 中的进程都是运行在虚拟系统中的)从上一个进程映射到新进程中。

switch_to() 函数负责切换新进程的栈和寄存器，因为涉及到寄存器的操作，C语言无法方便的完成，所以 linux 内核是使用汇编代码(而且比C语言代码效率更高)实现该函数的，请看：

从汇编代码也能看出，switch_to() 函数在切换新进程之前，将上一个进程的信息都压栈保存了，所以以后再切换回来的时候，进程能够接着上一次的状态继续运行。

进一步调度

现在已经清楚 linux 内核是如何切换进程的了。之前我们说过 linux 的进程是有优先级的概念的，高优先级的进程总是优先运行。假设某次调度后，进程 A 即将被投入运行，但是这时优先级比进程 A 更高的进程 B 也处于可运行状态了，linux 内核如何处理这种情况呢？

事实上，内核提供了 need_resched 标志位来表明是否需要重新执行一次调度。

该标志位可以通过以下三个C语言 inline 函数修改和查询：

进一步跟踪，发现 need_resched 标志位其实记录在进程的 thread_info 结构体的 flag 成员里，该结构体之前有文章专门介绍过。

现在就清楚了，当优先级较高的进程进入可执行状态的时候，linux 内核会设置 need_resched 标志位。而内核在进程调度后返回用户空间时，会检查 need_resched 标志，如果已被设置，则内核会重新执行一次调度。

那么，linux 内核什么时候重新调度才是安全的呢？只要进程没有持有锁，内核就可以抢占它。所以每个进程的 thread_info 结构体有一个 preempt_count 计数器，它的初始值为 0，每使用一次锁就加 1，释放一次锁就减 1，当该值为 0 的时候，linux 内核就能够抢占它。

linux 的实时调度策略

再啰嗦一下 linux 的两种实时调度策略：SCHED_FIFO 和 SCHED_RR。不特殊指定调度策略的进程一般都是 SCHED_NORMAL 策略。

SCHED_FIFO 调度策略不使用时间片，它使用先进先出的调度算法，处于可运行状态的 SCHED_FIFO 进程会比任何 SCHED_NORMAL 几的进程都先得到调度。一旦一个 SCHED_FIFO 级的进程处于可执行状态，就会一直运行，除非执行完毕或者它自己主动让出 cpu，否则就只有优先级更高的 SCHED_FIFO 和 SCHED_RR 级进程才能抢占它。

SCHED_RR 调度策略与 SCHED_FIFO 调度策略总体相同，只不过 SCHED_RR 调度策略也使用时间片，SCHED_RR级进程消耗完自己的时间片时，由同优先级的其他实时进程抢占。

SCHED_FIFO 和 SCHED_RR 调度策略，高优先级的进程总是立刻抢占低优先级的进程。低优先级进程不会抢占 SCHED_RR 进程，即使它的时间片已经使用完毕。

欢迎在评论区一起讨论，质疑。文章都是手打原创(本文部分参考linux内核原理和设计)，每天最浅显的介绍C语言、linux等嵌入式开发，喜欢我的文章就关注一波吧，可以看到最新更新和之前的文章哦。