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  • CPU上下文切换(上)

    2020-08-06 08:10:05
    什么是CPU上下文CPU上下文:CPU寄存器和程序技术器 CPU寄存器:CPU内置的容量最小、但速度极快的内存。 程序计数器:用来存储CPU正在执行的指令位置,或者即将执行的下一条指令的位置。 结构如下: CPU上下文...

    什么是CPU上下文?

    CPU上下文:CPU寄存器和程序技术器
    CPU寄存器:CPU内置的容量最小、但速度极快的内存。
    程序计数器:用来存储CPU正在执行的指令位置,或者即将执行的下一条指令的位置。
    

    结构如下:
    在这里插入图片描述

    CPU上下文切换是什么意思?

    CPU上下文切换:指将前一个任务的CPU上下文(CPU寄存器和程序计数器)保存起来(保存在系统内核中),
    然后加载新任务的上下文到这些寄存器和程序计数器,
    最后再跳转到程序计数器所指的位置,运行新任务。
    

    通俗理解:
    cpu上下文切换就好比一个人有好多朋友要拜访,有的朋友房子大(进程),进进出出里三层外三层,有的朋友住帐篷(线程),就拉开帐篷聊聊天,有的朋友就隔着窗户说两句话打个照面路过(中断)

    什么是进程上下文切换?
    结论:比系统调用多了一步,在保存当前进程的内核状态和CPU寄存器之前,先把该进程的虚拟内存、栈等保存起来;而加载了下一进程的内核态之后,还需要刷新进程的虚拟内存和用户栈。

    在这里插入图片描述
    进程之间切换通俗例子:

    进程切换我想到了很多年前在银行柜台办理业务的情形。
    1:银行分配各个窗口给来办理业务的人
    2:如果只有1个窗口开放(系统资源不足),大部分都得等
    3:如果正在办理业务的突然说自己不办了(sleep),那他就去旁边再想想(等)
    4:如果突然来了个VIP客户,可以强行插队
    5:如果突然断电了(中断),都得等。。

    什么是系统调用?
    由用户态到内核态的转变, 保存CPU寄存器中用户态的指令位置,更新为内核态指令的新位置,然后跳到内核态去执行内核任务。
    扩展:
    Linux 按照特权等级,把进程的运行空间分为内核空间和用户空间,分别对应着下图中, CPU 特权等级的 Ring 0 和 Ring 3。
    内核空间(Ring 0)具有最高权限,可以直接访问所有资源;
    用户空间(Ring 3)只能访问受限资源,不能直接访问内存等硬件设备,必须通过系统调用陷入到内核中,才能访问这些特权资源。
    在这里插入图片描述
    换个角度看,也就是说,进程既可以在用户空间运行,又可以在内核空间中运行。进程在用户空间运行时,被称为进程的用户态,而陷入内核空间的时候,被称为进程的内核态。

    进程上下文切换跟系统调用又有什么区别呢?

    进程是由内核来管理和调度的,进程的切换只能发生在内核态。所以,进程的上下文不仅包括了虚拟内存、栈、全局变量等用户空间的资源,
    还包括了内核堆栈、寄存器等内核空间的状态。
    

    什么是线程上下文切换?他的过程是是如何变化的?
    前提知识:

    线程是调度的基本单位,而进程是资源拥有的基本单位。所谓内核中的任务调度,实际上的调度对象是线程,
    而进程只是提供了虚拟内存、全局变量等资源。
    对于线程和进程,我们可以这么理解
    .当进程只有一个线程的时候,进程就等于线程。
    .当进程拥有多个线程时,这些线程会共享相同的虚拟内存和全局变量等资源,这些上下文切换的时候不需要修改。
    线程的私有数据,如栈和寄存器等,这些在切换的时候是需要保存的。
    

    上下文切换:
    1)前后两个线程属于不同进程,切换和进程之间的切换一样
    2)前后两个线程属于同一个进程,虚拟内存保持不动, 只需要切换线程的私有数据、寄存器等不共享的资源。

    什么是中断上下文切换?他的过程是是如何变化的?

    定义:打断正常进程的正常调度和执行,将进程当前的状态保存下来(如CPU寄存器、内存堆栈、硬件中断参数等。)
    

    出现上下文切换的性能问题,哪些情况会触发进程上下文切换的场景?

    1)最常规:进程执行完了,使用的CPU会释放出来
    2)进程在系统资源不足(如内存不足)时,要等到资源满足后才可以运行,这时候进程会被挂起,并由系统调度其他进程运行。
    3)当进程通过睡眠函数sleep自己主动挂起时,自然也会重新调度。
    4)当有优先级更高的进程运行时,当前进程会被挂起,由高优先级进程来运行
    5)发生硬件中断时,CPU上的进程会被中断挂起,转而执行内核中的中断服务
    小结:
    
    ```java
    CPU 上下文切换,是保证 Linux 系统正常工作的核心功能之一,一般情况下不需要我们特别关注。
    但过多的上下文切换,会把 CPU 时间消耗在寄存器、内核栈以及虚拟内存等数据的保存和恢复上,
    从而缩短进程真正运行的时间,导致系统的整体性能大幅下降。
    
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  • Linux CPU 上下文切换.pdf
  • cpu上下文切换

    2021-07-08 22:55:02
    但这些任务并不是同时执行,系统在很短的时间内将cpu轮流分配给每个任务,由于任务轮流执行依赖于cpu寄存器和程序计数器,通过它们暂存指令,数据和地址,以及程序运行的下一条地址,因此也被称为cpu上下文。...

            现阶段操作系统可同时执行多个任务,但这些任务并不是同时执行,系统在很短的时间内将cpu轮流分配给每个任务,由于任务轮流执行依赖于cpu寄存器和程序计数器,通过它们暂存指令,数据和地址,以及程序运行的下一条地址,因此也被称为cpu上下文。

            cpu上下文切换就是把上一个任务的cpu上下文保存起来,然后加载新任务的上下文到寄存器与程序计数器,加载完成后跳转到程序计数器所指的新位置,运行新任务。被保运起来的上下文会存储在系统内核中,并在任务执行时再次加载进来。

            每次上下文切换需要几十纳秒到数微秒的时间,频繁上下文会导致cpu将大量时间耗费在寄存器,内核栈及虚拟内存等资源保存恢复上,缩短真正运行时间。当上下文次数超过1万次或出现爆发式增涨时,系统会出现性能问题。

            cpu上下文切换包括进程上下文切换,线程上下文切换,中断上下文切换。

    一、进程上下文切换

            进程调度时会触发上下文切换,linux 为每个 cpu维护一个队列,将活跃进程按照优先级和等待 cpu的时间排序,然后选择优先级最高或等待 cpu时间最长的进程来运行。

            比如有几种常见情况会触发进程上下文切换:

            1.进程正常执行完,从队列中取出新进程执行。

            2.进程分配的cpu时间片用完了,但仍未执行完任务。

            3.系统资源不足时,要等到资源满足后才可以运行,此时进程被挂起。

            4.调用sleep函数。

            5.有更高优先级进程运行。

    二、线程上下文切换

            线程是系统调度的基本单位,进程是资源拥有的基本单位,为线程提供虚拟内存,全局变量等资源。线程上下文切换分为两种情况:

            1.两个线程属于不同进程,此时进程资源不共享,线程上下文切换等于进程上下文切换

            2.两个线程属于同个进程,此时进程资源共享,在线程切换时进程资源不变,只切换线程私有数据,此时线程上下文切换消耗资源比进程少。

    三、中断上下文切换

            由于硬件(鼠标、键盘)优先级高于进程优先级,收到硬件指令后会打断正在执行的进程,转而执行硬件指令,这种情况被称为中断上下文切换。

            中断上下文切换不涉及进程用户态,发生中断上下文切换时不用保存和恢复进程的虚拟内存,全局变量等,性能消耗会比进程上下文切换低。

    四、查看上下文切换

            可使用vmstat查看系统总体cpu上下文切换和中断次数。

            vmstat 2 2 表示每两秒统计一次,统计两次。

            对于上下文切换主要观察以下指标: 

            cs:每秒上下文切换次数。

    i        n:每秒中断次数。

            当发现系统总体上下文切换次数过高时,可使用pidstat -w查看进程上下文切换次数,或使用pidstat -wt查看线程上下文切换次数。

             cswch/s:每秒自愿上下文切换次数,自愿上下文切换指进程无法获取所需自愿,导致的上下文切换,当自愿上下文切换次数增加时表明进程都在等待资源,此时磁盘io可能发生问题。

            nvcswch/s :每秒非自愿上下文切换次数,非自愿上下文切换指进程时间片用完了,被强制调度,当非自愿上下文切换次数增加表明进程间竞争cpu严重,此时cpu是系统瓶颈。

            pidstat只能分析性能,无法查看中断的详细信息,可通过watch -d cat /proc/interrupts查看详细信息。

           

                

          

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  • CPU上下文切换

    2019-09-07 20:05:00
    1.什么叫做CPU上下文 CPU上下文指的就是CPU寄存器与程序计数器。 加载新的任务之前,现需要把前一个任务的CPU上下文(寄存器与程序计数器)保存起来,然后加载新的任务的上下文值到寄存器与程序计数器中,然后跳转...

    1.什么叫做CPU上下文

    CPU上下文指的就是CPU寄存器与程序计数器。

    加载新的任务之前,现需要把前一个任务的CPU上下文(寄存器与程序计数器)保存起来,然后加载新的任务的上下文值到寄存器与程序计数器中,然后跳转到程序计数器所指的位置,执行新的任务。

    CPU上下文切换分为以下三类:

    • 进程上下文切换
    • 线程上下文切换
    • 中断上下文切换

    2.进程上下文切换

    系统调用:从用户态到内核态的转变,需要通过系统调用来完成。在系统调用的过程中,并不会涉及到虚拟内存等进程用户态的资源,也不会切换进程,只会有硬件上下文的切换(寄存器和程序计数器),系统调用的过程在同一个进程内完成的。通常所说的进程上下文切换是指从一个进程切换到另一个进程运行。因此,系统调用过程通常称为特权模式切换,属于同进程内的CPU上下文切换。

    进程上下文切换
    进程是由内核来管理和调度的,进程的切换只能发生在内核态。进程的上下文不仅包括了虚拟内存、栈、全局变量等用户空间的资源,还包括了内核堆栈、寄存器等内核空间的状态。

    进程上下文切换比系统调用多了一步:在保存内核态资源(当前进程的内核状态和CPU寄存器)之前,需要先把用户资源(虚拟内存、栈等)保存起来;加载了下一个进程的内核态后,还需要刷新新进程的虚拟内存和用户栈。

         当虚拟内存更新后,TLB也需要刷新。

    发生进程上下文切换的场景

    1.进程调度。当某个进程的时间片耗尽后,就会被系统挂起,切换到其他正在等待CPU的进程。

    2.进程休眠。通过休眠函数wait等,添加到等待队列中,然后重新调度。

    3.有更高优先级进程运行时,

    4.发生硬件中断时,CPU上的进程会被挂起,转而执行内核中的中断服务程序

    其实就是中断、异常与系统调用三种情况。中断包含时间片中断与I/O中断

    3.线程上下文切换

    当进程拥有多个线程时,这些线程会共享相同的虚拟内存和全局变量等资源,这些资料在上下文切换时是不需要的修改的。线程有自己的私有数据,比如栈和寄存器,这些在上下文切换时是需要保存的。

    1.当前后两个线程属于同一个进程时。虚拟内存时共享的,所以在切换时,虚拟内存资源就保持不动,只需要切换线程的私有数据、寄存器等。

    2.前后两个线程属于不同进程。因为资源不共享,所以此时跟进程切换一致。

    4.中断上下文切换

    中断发生以后,中断处理会打断进程的正常调度和执行,转而调用中断处理程序。打断其他进程时,需要将进程的当前状态保存下来,中断结束以后,进程仍然可以从原来的状态恢复运行。

    跟进程上下文不同,中断上下文切换并不涉及进程的用户态,不需要保存和恢复这个进程的虚拟内存、全局变量等用户资源。

    中断上下文只包括内核态中断服务程序执行的必须状态:CPU寄存器、内和堆栈、硬件中断参数等。

    中断上下文:中断上文只需要做一些紧急的事,主要是登记工作,不可以被中断,中断下文可以做一些稍微不那么紧急的事,常用的中断响应函数、tasklet、软中断、工作队列等属于中断下半部。

    5.代码分析

    进程切换时主要做两个工作:切换页全局目录与切换内核态堆栈和硬件上下文,主要在context_switch中完成。

    static inline void
    context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,   //rq表示进程切换所在的就绪队列,prev表示要被换出的进程,next表示要被换入的进程
    	       struct task_struct *next)
    {
    	struct mm_struct *mm, *oldmm;
    
    	prepare_task_switch(rq, prev, next);  //完成进程切换的准备工作
    
    	mm = next->mm;
    	oldmm = prev->active_mm;
    	/*
    	 * For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to
    	 * combine the page table reload and the switch backend into
    	 * one hypercall.
    	 */
    	arch_start_context_switch(prev);
    	//如果next是内核线程,则线程使用prev所使用的的地址空间,内核线程没有自己的页表,task_struct->mm=NULL
    
    	if (!mm) {     // 内核线程无虚拟地址空间, mm = NULL
    		next->active_mm = oldmm;     //  内核线程的active_mm为上一个进程的mm
    		atomic_inc(&oldmm->mm_count);    //增加mm的引用计数
    		enter_lazy_tlb(oldmm, next);   //通知底层体系结构不需要切换虚拟地址空间的用户部分,这种加速上下文切换的技术称为惰性TBL
    	} else
    		switch_mm(oldmm, mm, next);   //进程地址空间的转换,切换next进程的页表到硬件页表中
    
    	if (!prev->mm) {     //如果prev是内核线程或正在退出的进程, 就重新设置prev->active_mm,然后把指向prev内存描述符的指针保存到运行队列的prev_mm字段中
    		prev->active_mm = NULL;
    		rq->prev_mm = oldmm;
    	}
    	/*
    	 * Since the runqueue lock will be released by the next
    	 * task (which is an invalid locking op but in the case
    	 * of the scheduler it's an obvious special-case), so we
    	 * do an early lockdep release here:
    	 */
    #ifndef __ARCH_WANT_UNLOCKED_CTXSW
    	spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);
    #endif
    
    	/* Here we just switch the register state and the stack. */
    	switch_to(prev, next, prev);    //切换进程,从pre进程切换到next进程运行,prev切换出去--睡眠
                                                            //切换到next进程的内核态堆栈和硬件上下文
    	barrier();  //路障同步,确保了switch_to和finish_task_switch的执行顺序,不会因为任何可能的优化而改变
    	/*
    	 * this_rq must be evaluated again because prev may have moved
    	 * CPUs since it called schedule(), thus the 'rq' on its stack
    	 * frame will be invalid.
    	 */
    	finish_task_switch(this_rq(), prev);  //进程切换之后的处理工作
    }
    

     

    switch_mm()进行用户空间的切换,就是切换转换表。内核空间是所有进程共用的,所以切换的只是用户空间。switch_mm的实现与具体的平台有关,x86的如下所示:

    static inline void switch_mm(struct mm_struct *prev, struct mm_struct *next,
    			     struct task_struct *tsk)
    {
    	unsigned cpu = smp_processor_id();
    
    	if (likely(prev != next)) {
    #ifdef CONFIG_SMP
    		percpu_write(cpu_tlbstate.state, TLBSTATE_OK);
    		percpu_write(cpu_tlbstate.active_mm, next);
    #endif
    		cpumask_set_cpu(cpu, mm_cpumask(next));
    
    		/* Re-load page tables */
    		load_cr3(next->pgd);
    
    		/* stop flush ipis for the previous mm */
    		cpumask_clear_cpu(cpu, mm_cpumask(prev));
    
    		/*
    		 * load the LDT, if the LDT is different:
    		 */
    		if (unlikely(prev->context.ldt != next->context.ldt))
    			load_LDT_nolock(&next->context);
    	}
    #ifdef CONFIG_SMP
    	else {
    		percpu_write(cpu_tlbstate.state, TLBSTATE_OK);
    		BUG_ON(percpu_read(cpu_tlbstate.active_mm) != next);
    
    		if (!cpumask_test_and_set_cpu(cpu, mm_cpumask(next))) {
    			/* We were in lazy tlb mode and leave_mm disabled
    			 * tlb flush IPI delivery. We must reload CR3
    			 * to make sure to use no freed page tables.
    			 */
    			load_cr3(next->pgd);
    			load_LDT_nolock(&next->context);
    		}
    	}
    #endif
    }
    

    上面的程序可以看出:进程本身尚未切换,而存储管理机制的页目录指针cr3却已经切换了,这样不会造成问题吗?不会的,因为这个时候CPU在系统空间运行,而所有进程的页目录表中与内核空间对应的目录项都指向相同的页表,所以,不管切换到哪一个进程的页目录表都一样,受影响的只是用户空间,内核空间的映射则永远不变。

    switch_to 的实现也是与平台有关的,以x86为例:

    /*
     * Saving eflags is important. It switches not only IOPL between tasks,
     * it also protects other tasks from NT leaking through sysenter etc.
     */
    #define switch_to(prev, next, last)					\
    do {									\
    	/*								\
    	 * Context-switching clobbers all registers, so we clobber	\
    	 * them explicitly, via unused output variables.		\
    	 * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored	\
    	 * explicitly for wchan access and EAX is the return value of	\
    	 * __switch_to())						\
    	 */								\
    	unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi;				\
    									\
    	asm volatile("pushfl\n\t"		/* save flags 保存旧的ebp、和flags寄存器到旧进程的内核栈中*/	\
    		     "pushl %%ebp\n\t"		/* save    EBP   */	\
    		     "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t"	/* save    ESP 将旧进程esp保存到thread_info结构中    */ \
    		     "movl %[next_sp],%%esp\n\t"	/* restore ESP  用新进程esp填写esp寄存器,此时内核栈已切换  */ \
    		     "movl $1f,%[prev_ip]\n\t"	/* save    EIP   将该进程恢复执行时的下条地址保存到旧进程的thread中*/	\
    		     "pushl %[next_ip]\n\t"	/* restore EIP   将新进程的ip值压入到新进程的内核栈中*/	\
    		     __switch_canary					\
    		     "jmp __switch_to\n"	/* regparm call  */	\
    		     "1:\t"						\
    		     "popl %%ebp\n\t"		/* restore EBP   该进程执行,恢复ebp寄存器*/	\
    		     "popfl\n"			/* restore flags  恢复flags寄存器*/	\
    									\
    		     /* output parameters */				\
    		     : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),		\
    		       [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip),		\
    		       "=a" (last),					\
    									\
    		       /* clobbered output registers: */		\
    		       "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),		\
    		       "=S" (esi), "=D" (edi)				\
    		       							\
    		       __switch_canary_oparam				\
    									\
    		       /* input parameters: */				\
    		     : [next_sp]  "m" (next->thread.sp),		\
    		       [next_ip]  "m" (next->thread.ip),		\
    		       							\
    		       /* regparm parameters for __switch_to(): */	\
    		       [prev]     "a" (prev),				\
    		       [next]     "d" (next)				\
    									\
    		       __switch_canary_iparam				\
    									\
    		     : /* reloaded segment registers */			\
    			"memory");					\
    } while (0)

    switch_to 是有三个参数的:考虑这个样一个例子, 假定多个进程A, B, C…在系统上运行, 在某个时间点, 内核决定从进程A切换到进程B, 此时prev = A, next = B, 即执行了switch_to(A, B), 而后当被抢占的进程A再次被选择执行的时候, 系统可能进行了多次进程切换/抢占(至少会经历一次即再次从B到A),假设A再次被选择执行时时当前活动进程是C, 即此时prev = C. next = A.

        在每个switch_to被调用的时候, prev和next指针位于各个进程的内核栈中, prev指向了当前运行的进程, 而next指向了将要运行的下一个进程, 那么为了执行从prev到next的切换, switcth_to使用前两个参数prev和next就够了.

        在进程A被选中再次执行的时候, 会出现一个问题, 此时控制权即将回到A, switch_to函数返回, 内核开始执行switch_to之后的点, 此时内核栈准确的恢复到切换之前的状态, 即进程A上次被切换出去时的状态, prev = A, next = B. 此时, 内核无法知道实际上在进程A之前运行的是进程C.
       进程A提供给switch_to的参数是prev = A, next = B, 然后控制权从A交给了B, 但是恢复执行的时候是通过prev = C, next = A完成了再次调度, 而后内核恢复了进程A被切换之前的内核栈信息, 即prev = A, next = B. 内核为了通知调度机制A抢占了C的处理器, 就通过last参数传递回来, prev = last = C.
     

    参考:

    https://blog.csdn.net/gatieme/article/details/51872659

    https://zhuanlan.zhihu.com/p/52845869

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  • linux cpu上下文切换 简介.pdf
  • CPU上下文切换: 就是先把前一个任务的CPU上下文(CPU寄存器和程序计数器)保存起来,然后加载任务的上下文到这些寄存器和程序计数器,最后再跳转到程序计数器所指的新位置,运行新任务。 切换根据任务的不同...

    CPU上下文切换:

    就是先把前一个任务的CPU上下文(CPU寄存器和程序计数器)保存起来,然后加载任务的上下文到这些寄存器和程序计数器,最后再跳转到程序计数器所指的新位置,运行新任务。

    切换根据任务的不同分为:

    进程上下文切换,线程上下文切换,中断上下文切换。

    系统调用和上下文切换:

    一次系统调用过程发生两次CPU上下文切换。进程上下文切换是指从一个进程切换到另一个进程运行。而系统调用过程中一直是同一个进程在运行。

    触发CPU调度的场景:

    1.CPU为每个进程划分时间片,当时间片耗尽,进程会被挂起,同时切换到其它进程。

    2.系统资源不足(如内存),进程会被暂时挂起,等资源满足时再运行。

    3.进程执行睡眠函数sleep类方法,主动将自己挂起。

    4.优先级高的进程运行时。

    5.硬件发生中断时。

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  • CPU上下文切换,就是先把前一个任务的CPU上下文(也就是CPU寄存器和程序计数器)保存起来,然后加载新任务的上下文,到这些寄存器和程序计数器,最后再跳转到程序计数器所指的新位置,运行新任务。 根据任务的不同,...
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  • CPU 上下文切换

    千次阅读 2021-02-18 23:47:48
    进程上下文切换 好比是,酒店里面的所有人速速离开酒店,让下一波客人吃。 中断上下文切换 好比是:酒店里的客人不需要离开酒店,但是服务员就是不给他们上菜,因为服务员去给 VIP 客户服务去了,好在 VIP 客户比较...
  • 什么是CPU上下文? 每个任务运行前, CPU都需要知道任务从哪里加载, 又从哪里开始运行, 需要系统事先设置好CPU寄存器和程序计数器, 也就是所谓的CPU上下文.寄存器是CPU内置的容量小,但速度即可的内存, 用于存储指令...
  • 如何查看系统的CPU上下文切换情况 vmstat可以查看系统的CPU上下文切换情况。它是一个常用的系统性能分析工具,主要用来分析系统的内存情况,也常用来分析系统的CPU上下文切换和中断的次数。 执行如下的命令:...
  • 一文让你明白CPU上下文切换

    千次阅读 2018-12-20 13:07:37
    我们都知道,Linux 是一个多任务操作系统,它支持远大于 CPU 数量的任务同时运行。当然,这些任务实际上并不是真的在同时运行,而是因为系统在很短的时间内,将 CPU...什么是 CPU 上下文 CPU 寄存器和程序计数器就是...
  • 一、CPU上下文概念和种类 二、进程上下文切换 三、线程上下文切换 四、中断上下文切换 五、系统中断上下文切换分析工具 六、案例分析 七、切换分析思路总结: 一、CPU上下文概念和种类 Linux是一个多任务...
  • linux性能速查-CPU上下文切换(二)

    千次阅读 2019-03-28 10:49:40
    既然我们知道频繁CPU上下文切换会导致平均负载升高,那么如何排除问题呢? 使用性能监控工具vmstat可以查看上下文切换次数,中断数,就绪队列长度,不可中断数等指标。 如上图所示,重点关注: cs-每秒上下文...
  • 简单回顾一下,CPU 上下文切换是保证 Linux 系统正常工作的一个核心功能,按照不同场景,可以分为进程上下文切换、线程上下文切换和中断上下文切换。具体的概念和区别,你也要在脑海中过一遍,忘了的话及时查看上一...
  • 操作系统CPU上下文切换

    万次阅读 2016-10-10 20:16:01
    在切换时,一个进程存储在处理器各寄存器中的中间数据叫做进程的上下文,所以进程的切换实质上就是被中止运行进程与待运行进程上下文的切换。在进程未占用处理器时,进程 的上下文是存储在进程的私有堆栈中的。 时间...
  • CPU 上下文CPU 寄存器和程序计数器中的内容。 CPU 寄存器:CPU 内置的容量小、但速度极快的内存。 程序计数器:存储 CPU 正在执行的指令位置、或即将执行的下一条指令位置。 CPU 上下文切换:先把前一个任务的 CPU...
  • 经常说的CPU上下文切换是什么意思?(上) 学习倪鹏飞老师linux性能优化实践的笔记,文中大量内容来源于老师的文档材料,如果喜欢请移步文末截图中的二维码支持老师的课程: 有时候看系统的资源利用率,我们会...
  • CPU 上下文切换 多任务操作系统中,多于CPU个数的任务同时运行就需要进行任务调度,从而多个任务轮流使用CPU。 从用户角度看好像所有的任务同时在运行,实际上是多个任务你运行一会,我运行一会,任务切换的速度很快...

空空如也

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