详解ARM Linux 2.4.x进程调度

　　Linux2.4.x是一个基于非抢占式的多任务的分时操作系统，虽然在用户进程的调度上采用抢占式策略，但是而在内核还是采用了轮转的方法，如果有个内核态的线程恶性占有CPU不释放，那系统无法从中解脱出来，所以实时性并不是很强。这种情况有望在Linux 2.6版本中得到改善，在2.6版本中采用了抢占式的调度策略。

　　内核中根据任务的实时程度提供了三种调度策略：

　　① SCHED_OTHER为非实时任务，采用常规的分时调度策略；

　　② SCHED_FIFO为短小的实时任务，采用先进先出式调度，除非有更高优先级进程申请运行，否则该进程将保持运行至退出才让出CPU；

　　③ SCHED_RR任务较长的实时任务，由于任务较长，不能采用FIFO的策略，而是采用轮转式调度，该进程被调度下来后将被置于运行队列的末尾，以保证其他实时进程有机会运行。

　　在上述三种调度策略的基础上，进程依照优先级的高低被分别调系统。优先级是一些简单的整数，它代表了为决定应该允许哪一个进程使用CPU的资源时判断方便而赋予进程的权值——优先级越高，它得到CPU时间的机会也就越大。

　　在Linux中，非实时进程有两种优先级，一种是静态优先级，另一种是动态优先级。实时进程又增加了第三种优先级，实时优先级。

　　① 静态优先级（priority）——被称为“静态”是因为它不随时间而改变，只能由用户进行修改。它指明了在被迫和其它进程竞争CPU之前该进程所应该被允许的时间片的值（20）。

　　② 动态优先级（counter）——counter 即系统为每个进程运行而分配的时间片，Linux兼用它来表示进程的动态优先级。只要进程拥有CPU，它就随着时间不断减小；当它为0时，标记进程重新调度。它指明了在当前时间片中所剩余的时间量（初为20）。

　　③ 实时优先级（rt_priority）——值为1000。Linux把实时优先级与counter值相加作为实时进程的优先权值。较高权值的进程总是优先于较低权值的进程，如果一个进程不是实时进程，其优先权就远小于1000，所以实时进程总是优先。

　　在每个tick到来的时候（也就是时钟中断发生），系统减小当前占有CPU的进程的counter，如果counter减小到0，则将need_resched置1，中断返回过程中进行调度。update_process_times（）为时钟中断处理程序调用的一个子函数：

　　void update_process_times（int user_tick）
　　{
　　struct task_struct *p = current;
　　int cpu = smp_processor_id（）， system = user_tick ^ 1;
　　update_ONe_process（p, user_tick, system, cpu）；
　　if （p->pid） {
　　if （--p->counter <= 0） {
　　p->counter = 0;
　　p->need_resched = 1;
　　}
　　if （p->nice > 0）
　　kstat.per_cpu_nice[cpu] = user_tick;
　　else
　　kstat.per_cpu_user[cpu] = user_tick;
　　kstat.per_cpu_system[cpu] = system;
　　} else if （local_bh_count（cpu） || local_irq_count（cpu） > 1）
　　kstat.per_cpu_system[cpu] = system;
　　}

　　Linux中进程的调度使在schedule（）函数中实现的，该函数在下面的ARM汇编片断中被调用到：

　　/*
　　* This is the fast syscall return path. We do as little as
　　* possible here, and this includes saving r0 back into the SVC
　　* stack.
　　*/
　　ret_fast_syscall:
　　ldr r1, [tsk, #TSK_NEED_RESCHED]
　　ldr r2, [tsk, #TSK_SIGPENDING]
　　teq r1, #0  need_resched || sigpending
　　teqeq r2, #0
　　bne slow
　　fast_restore_user_regs
　　/*
　　* Ok, we need to do extra processing, enter the slow path.
　　*/
　　slow: str r0, [sp, #S_R0 S_OFF]!  returned r0
　　b 1f
　　/*
　　* "slow" syscall return path. "why" tells us if this was a real syscall.
　　*/
　　reschedule:
　　bl SYMBOL_NAME（schedule）
　　ENTRY（ret_to_user）
　　ret_slow_syscall:
　　ldr r1, [tsk, #TSK_NEED_RESCHED]
　　ldr r2, [tsk, #TSK_SIGPENDING]
　　1: teq r1, #0  need_resched => schedule（）
　　bne reschedule 　　teq r2, #0  sigpending => do_signal（）
　　blne __do_signal
　　restore_user_regs

　　而这段代码在中断返回或者系统调用返回中反复被调用到：

　　 进程状态转换时： 如进程终止，睡眠等，当进程要调用sleep（）或exit（）等函数使进程状态发生改变时，这些函数会主动调用schedule（）转入进程调度。

　　 可运行队列中增加新的进程时。

　　ENTRY（ret_from_fork）
　　bl SYMBOL_NAME（schedule_tail）
　　get_current_task tsk
　　ldr ip, [tsk, #TSK_PTRACE]  check for syscall tracing
　　mov why, #1
　　tst ip, #PT_TRACESYS  are we tracing syscalls?
　　beq ret_slow_syscall
　　mov r1, sp
　　mov r0, #1  trace exit [IP = 1]
　　bl SYMBOL_NAME（syscall_trace）
　　b ret_slow_syscall

　　③ 在时钟中断到来后：Linux初始化时，设定系统定时器的周期为10毫秒。当时钟中断发生时，时钟中断服务程序timer_interrupt立即调用时钟处理函数do_timer（ ），在do_timer（）会将当前进程的counter减1，如果counter为0则置need_resched标志，在从时钟中断返回的过程中会调用schedule.

　　④进程从系统调用返回到用户态时；判断need_resched标志是否置位，若是则转入执行schedule（）。系统调用实际上就是通过软中断实现的，下面是ARM平台下软中断处理代码：

　　.align 5
　　ENTRY（vector_swi）
　　save_user_regs
　　zero_fp
　　get_scno
　　enable_irqs ip
　　str r4, [sp, #-S_OFF]!  push fifth arg
　　get_current_task tsk
　　ldr ip, [tsk, #TSK_PTRACE]  check for syscall tracing
　　bic scno, scno, #0xff000000  mask off SWI op-code
　　eor scno, scno, #OS_NUMBER 《 20  check OS number
　　adr tbl, sys_call_table  load syscall table pointer
　　tst ip, #PT_TRACESYS  are we tracing syscalls?
　　bne __sys_trace
　　adrsvc al, lr, ret_fast_syscall 

    装载返回地址，用于在跳转调用后返回到上面的代码片断中的

    ret_fast_syscall
　　cmp scno, #NR_syscalls  check upper syscall limit
　　ldrcc pc, [tbl, scno, lsl #2]  call sys_* routine
　　add r1, sp, #S_OFF
　　2: mov why, #0  no longer a real syscall
　　cmp scno, #ARMSWI_OFFSET
　　eor r0, scno, #OS_NUMBER 《 20  put OS number back
　　bcs SYMBOL_NAME（arm_syscall）
　　b SYMBOL_NAME（sys_ni_syscall）  not private func

　　⑤ 内核处理完中断后，进程返回到用户态。

　　⑥ 进程主动调用schedule（）请求进行进程调度。

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　　ARM Linux 进程调度：

　　switch_mm中是进行页表的切换，即将下一个的pgd的开始物理地址放入CP15中的C2寄存器。进程的pgd的虚拟地址存放在task_struct结构中的pgd指针中，通过__virt_to_phys宏可以转变成成物理地址。
　　
　　static inline void
　　switch_mm（struct mm_struct *prev, struct mm_struct *next,
　　struct task_struct *tsk, unsigned int cpu）
　　{
　　if （prev != next）
　　cpu_switch_mm（next->pgd, tsk）；
　　}
　　#define cpu_switch_mm（pgd,tsk） cpu_set_pgd（__virt_to_phys（（unsigned long）（pgd）
　　））
　　#define cpu_get_pgd（） \
　　（{ \
　　unsigned long pg; \
　　__asm__（"mrc p15, 0, %0, c2, c0, 0" \
　　: "=r" （pg））； \
　　pg &= ~0x3fff; \
　　（pgd_t *）phys_to_virt（pg）； \
　　}）
　　switch_to（）完成进程上下文的切换，通过调用汇编函数__switch_to完成，其实现比较简单，也就是保存prev进程的上下文信息，该上下文信息由context_save_struct结构描述，包括主要的寄存器，然后将next的上下文信息读出，信息保存在task_struct中的thread.save中TSS_SAVE标识了thread.save在task_struct中的位置。
　　/*
　　* Register switch for ARMv3 and ARMv4 processors
　　* r0 = previous, r1 = next, return previous.
　　* previous and next are guaranteed not to be the same.
　　*/
　　ENTRY（__switch_to）
　　stmfd sp!, {r4 - sl, fp, lr}  Store most regs on
　　stack
　　mrs ip, cpsr
　　str ip, [sp, #-4]!  Save cpsr_SVC
　　str sp, [r0, #TSS_SAVE]  Save sp_SVC
　　ldr sp, [r1, #TSS_SAVE]  Get saved sp_SVC
　　ldr r2, [r1, #TSS_DOMAIN]
　　*
　　* Returns amount of memory which needs to be reserved.
　　*/
　　long ed_init（long mem_start, int mem_end）
　　{
　　int i,
　　ep;
　　short tshort,
　　version,
　　length,
　　s_ofs;
　　if （register_blkdev（EPROM_MAJOR,"ed",&ed_fops）） {
　　printk（"EPROMDISK: Unable to get major %d.\n", EPROM_MAJOR）；
　　return 0;
　　}
　　blk_dev[EPROM_MAJOR].request_fn = DEVICE_REQUEST;
　　for（i=0;i< 4） {
　　printk（"EPROMDISK: Length （%d） Too short.\n", length）；
　　return 0;
　　}
　　ed_length = length * 512;
　　sector_map = ep 6;
　　sector_offset = ep s_ofs;
　　printk（"EPROMDISK: Version %d installed, %d bytes\n", （int）version, ed_length）；
　　return 0;
　　}
　　int get_edisk（unsigned char *buf, int sect, int num_sect）
　　{
　　short ss, /* Sector start */
　　tshort;
　　int s; /* Sector offset */
　　for（s=0;s0;） {
　　sock = bp / EPROM_SIZE;
　　page = （bp % EPROM_SIZE） / EPAGE_SIZE;
　　offset = bp % EPAGE_SIZE;
　　nb = （len offset）>EPAGE_SIZE?EPAGE_SIZE-（offset%EPAGE_SIZE）：len;
　　cr1 = socket[sock] | （（page 《 4） & 0x30） | 0x40; /* no board select for now */
　　cr2 = （page 》 2） & 0x03;
　　outb（（char）cr1,CONTROL_REG1）；
　　outb（（char）cr2,CONTROL_REG2）；
　　memcpy（buf bofs,（char *）（EPROM_WINDOW offset），nb）；
　　len -= nb;
　　bp = nb;
　　bofs = nb;
　　}
　　return 0;
　　}
　　med.c代码如下：
　　/* med.c - make eprom disk image from ramdisk image */
　　#include
　　#include
　　#include
　　#define DISK_SIZE （6291456）
　　#define NUM_SECT （DISK_SIZE/512）
　　void write_eprom_image（FILE *fi, FILE *fo）；
　　int main（int ac, char **av）
　　{
　　FILE *fi,
　　*fo;
　　char fin[44],
　　fon[44];
　　if （ac > 1） {
　　strcpy（fin,av[1]）；
　　} else {
　　strcpy（fin,"hda3.ram"）；
　　}
　　if （ac > 2） {
　　strcpy（fon,av[2]）；
　　} else {
　　strcpy（fon,"hda3.eprom"）；
　　}
　　fi = fopen（fin,"r"）；
　　fo = fopen（fon,"w"）；
　　if （fi == 0 || fo == 0） {
　　printf（"Can't open files\n"）；
　　exit（0）；
　　}
　　write_eprom_image（fi,fo）；
　　fclose（fi）；
　　fclose（fo）；
　　}
　　void write_eprom_image（FILE *fi, FILE *fo）
　　{
　　char *ini;
　　char *outi; /* In and out images */
　　short *smap; /* Sector map */
　　char *sp;
　　char c = 0;
　　struct {
　　unsigned short version;
　　unsigned short blocks;
　　unsigned short sect_ofs;
　　} hdr;
　　int ns,
　　s,
　　i,
　　fs;
　　ini = （char *）malloc（DISK_SIZE）； /* Max disk size is currently 6M */
　　outi = （char *）malloc（DISK_SIZE）； /* Max disk size is currently 6M */
　　smap = （short *）malloc（NUM_SECT*sizeof（short））；
　　if （ini == NULL || outi == NULL || smap == NULL） {
　　printf（"Can't allocate memory :（\n"）；
　　exit（0）；
　　}
　　if （DISK_SIZE != fread（ini,1,DISK_SIZE,fi）） {
　　printf（"Can't read input file :（\n"）；
　　exit（0）；
　　}
　　memcpy（outi,ini,512）； /* Copy in first sector */
　　smap[0] = 0;
　　ns = 1; /* Number of sectors in outi */