进程上下文切换 – 残酷的性能杀手（上）
对于服务器的优化，很多人都有自己的经验和见解，但就我观察，有两点常常会被人忽视 – 上下文切换 和 Cache Line同步 问题，人们往往都会习惯性地把视线集中在尽力减少内存拷贝，减少IO次数这样的问题上，不可否认它们一样重要，但一个高性能服务器需要更细致地去考察这些问题，这个问题我将分成两篇文章来写：
1）从一些我们常用的用户空间函数，到linux内核代码的跟踪，来看一个上下文切换是如何产生的
2）从实际数据来看它对我们程序的影响
Context Switch简介 -
上下文切换（以下简称CS）的定义，https://blog.csdn.net/zhangmingcai/article/details/84832799，此文中已做了详细的说明，这里我又偷懒不详细解释了：） 只提炼以下几个关键要点：
*） context（这里我觉得叫process context更合适）是指CPU寄存器和程序计数器在任何时间点的内容
*）CS可以描述为kernel执行下面的操作
1. 挂起一个进程，并储存该进程当时在内存中所反映出的状态
2. 从内存中恢复下一个要执行的进程，恢复该进程原来的状态到寄存器，返回到其上次暂停的执行代码然后继续执行
*）CS只能发生在内核态(kernel mode)
*）system call会陷入内核态，是user mode => kernel mode的过程，我们称之为mode switch，但不表明会发生CS（其实mode switch同样也会做很多和CS一样的流程，例如通过寄存器传递user mode 和 kernel mode之间的一些参数）
*）一个硬件中断的产生，也可能导致kernel收到signal后进行CS
什么样的操作可能会引起CS -
首先我们一定是希望减少CS，那什么样的操作会发生CS呢？也许看了上面的介绍你还云里雾里？
首先，linux中一个进程的时间片到期，或是有更高优先级的进程抢占时，是会发生CS的，但这些都是我们应用开发者不可控的。那么我们不妨更多地从应用开发者（user space）的角度来看这个问题，我们的进程可以主动地向内核申请进行CS，而用户空间通常有两种手段能达到这一“目的”：
1）休眠当前进程/线程
2）唤醒其他进程/线程
pthread库中的pthread_cond_wait 和 pthread_cond_signal就是很好的例子（虽然是针对线程，但linux内核并不区分进程和线程，线程只是共享了address space和其他资源罢了），pthread_cond_wait负责将当前线程挂起并进入休眠，直到条件成立的那一刻，而pthread_cond_signal则是唤醒守候条件的线程。我们直接来看它们的代码吧
pthread_cond_wait.c
1 int2 __pthread_cond_wait (cond, mutex)3 pthread_cond_t *cond;4 pthread_mutex_t *mutex;5 {6 struct _pthread_cleanup_buffer buffer;7 struct _condvar_cleanup_buffer cbuffer;8 int err;9 int pshared = (cond->__data.__mutex == (void *) ~0l)
10 ? LLL_SHARED : LLL_PRIVATE;
11
12 /* yunjie: 这里省略了部分代码 */
13
14 do
15 {
16 /* yunjie: 这里省略了部分代码 */
17
18 /* Wait until woken by signal or broadcast. */
19 lll_futex_wait (&cond->__data.__futex, futex_val, pshared);
20
21 /* yunjie: 这里省略了部分代码 */
22
23 /* If a broadcast happened, we are done. */
24 if (cbuffer.bc_seq != cond->__data.__broadcast_seq)
25 goto bc_out;
26
27 /* Check whether we are eligible for wakeup. */
28 val = cond->__data.__wakeup_seq;
29 }
30 while (val == seq || cond->__data.__woken_seq == val);
31
32 /* Another thread woken up. */
33 ++cond->__data.__woken_seq;
34
35 bc_out:
36 /* yunjie: 这里省略了部分代码 */
37 return __pthread_mutex_cond_lock (mutex);
38 }
代码已经经过精简，但我们仍然直接把目光放到19行，lll_futex_wait，这是一个pthread内部宏，用处是调用系统调用sys_futex（futex是一种user mode和kernel mode混合mutex，这里不展开讲了），这个操作会将当前线程挂起休眠（马上我们将会到内核中一探究竟）
lll_futex_wait宏展开的全貌
1 #define lll_futex_wake(futex, nr, private) \2 do { \3 int __ignore; \4 register __typeof (nr) _nr __asm ("edx") = (nr); \5 __asm __volatile ("syscall" \6 : "=a" (__ignore) \7 : "0" (SYS_futex), "D" (futex), \8 "S" (__lll_private_flag (FUTEX_WAKE, private)), \9 "d" (_nr) \
10 : "memory", "cc", "r10", "r11", "cx"); \
11 } while (0)
可以看到，该宏的行为很简单，就是通过内嵌汇编的方式，快速调用syscall:SYS_futex，所以我们也不用再多费口舌，直接看kernel的实现吧
linux/kernel/futex.c
1 SYSCALL_DEFINE6(futex, u32 __user *, uaddr, int, op, u32, val, 2 struct timespec __user *, utime, u32 __user *, uaddr2,3 u32, val3)4 {5 struct timespec ts;6 ktime_t t, *tp = NULL;7 u32 val2 = 0; 8 int cmd = op & FUTEX_CMD_MASK;9
10 if (utime && (cmd == FUTEX_WAIT || cmd == FUTEX_LOCK_PI ||
11 cmd == FUTEX_WAIT_BITSET)) {
12 if (copy_from_user(&ts, utime, sizeof(ts)) != 0)
13 return -EFAULT;
14 if (!timespec_valid(&ts))
15 return -EINVAL;
16
17 t = timespec_to_ktime(ts);
18 if (cmd == FUTEX_WAIT)
19 t = ktime_add_safe(ktime_get(), t);
20 tp = &t;
21 }
22 /*
23 * requeue parameter in 'utime' if cmd == FUTEX_REQUEUE.
24 * number of waiters to wake in 'utime' if cmd == FUTEX_WAKE_OP.
25 */
26 if (cmd == FUTEX_REQUEUE || cmd == FUTEX_CMP_REQUEUE ||
27 cmd == FUTEX_WAKE_OP)
28 val2 = (u32) (unsigned long) utime;
29
30 return do_futex(uaddr, op, val, tp, uaddr2, val2, val3);
31 }
linux 2.5内核以后都使用这种SYSCALL_DEFINE的方式来实现内核对应的syscall（我这里阅读的是inux-2.6.27.62内核）， 略过一些条件检测和参数拷贝的代码，我们可以看到在函数最后调用了do_futex，由于这里内核会进行多个函数地跳转，我这里就不一一贴代码污染大家了
大致流程： pthread_cond_wait => sys_futex => do_futex => futex_wait （蓝色部分为内核调用流程）
futex_wait中的部分代码
1 /* add_wait_queue is the barrier after __set_current_state. */ 2 __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); 3 add_wait_queue(&q.waiters, &wait); 4 /* 5 * !plist_node_empty() is safe here without any lock. 6 * q.lock_ptr != 0 is not safe, because of ordering against wakeup. 7 */ 8 if (likely(!plist_node_empty(&q.list))) { 9 if (!abs_time)
10 schedule();
11 else {
12 hrtimer_init_on_stack(&t.timer, CLOCK_MONOTONIC,
13 HRTIMER_MODE_ABS);
14 hrtimer_init_sleeper(&t, current);
15 t.timer.expires = *abs_time;
16
17 hrtimer_start(&t.timer, t.timer.expires,
18 HRTIMER_MODE_ABS);
19 if (!hrtimer_active(&t.timer))
20 t.task = NULL;
21
22 /*
23 * the timer could have already expired, in which
24 * case current would be flagged for rescheduling.
25 * Don't bother calling schedule.
26 */
27 if (likely(t.task))
28 schedule();
29
30 hrtimer_cancel(&t.timer);
31
32 /* Flag if a timeout occured */
33 rem = (t.task == NULL);
34
35 destroy_hrtimer_on_stack(&t.timer);
36 }
37 }
以上是futex_wait的一部分代码，主要逻辑是将当前进程/线程的状态设为TASK_INTERRUPTIBLE（可被信号打断），然后将当前进程/线程加入到内核的wait队列（等待某种条件发生而暂时不会进行抢占的进程序列），之后会调用schedule，这是内核用于调度进程的函数，在其内部还会调用context_switch，在这里就不展开，但有一点可以肯定就是当前进程/线程会休眠，然后内核会调度器他还有时间片的进程/线程来抢占CPU，这样pthread_cond_wait就完成了一次CS
pthread_cond_signal的流程基本和pthread_cond_wait一致，这里都不再贴代码耽误时间
大致流程：pthread_cond_signal => SYS_futex => do_futex => futex_wake => wake_futex => __wake_up => __wake_up_common => try_to_wake_up （蓝色部分为内核调用流程）
try_to_wake_up()会设置一个need_resched标志，该标志标明内核是否需要重新执行一次调度，当syscall返回到user space或是中断返回时，内核会检查它，如果已被设置，内核会在继续执行之前调用调度程序，之后我们万能的schedule函数就会在wait_queue（还记得吗，我们调用pthread_cond_wait的线程还在里面呢）中去拿出进程并挑选一个让其抢占CPU，所以，根据我们跟踪的内核代码，pthread_cond_signal也会发生一次CS
本篇结束 -
会造成CS的函数远远不止这些，例如我们平时遇到mutex竞争，或是我们调用sleep时，都会发生，我们总是忽略了它的存在，但它却默默地扼杀着我们的程序性能（相信我，它比你想象中要更严重），在下一篇中我将以chaos库（我编写的一个开源网络库）中的一个多线程组件为例，给大家演示CS所带来的性能下降
本文转自https://www.cnblogs.com/zhiranok/archive/2012/08/13/context_switch_1.html
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