http://blog.sina.com.cn/s/blog_502c8cc401012pxj.html

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【摘要】本文首先介紹非搶占式內核(Non-Preemptive Kernel)和可搶占式內核(Preemptive Kernel)的區別。接著分析Linux下有兩種搶占：用戶態搶占(User Preemption)、內核態搶占(Kernel Preemption)。然后分析了在內核態下：如何判斷能否搶占內核(什么是可搶占的條件)；何時觸發重新調度(何時設置可搶占條件)；搶占發生的時機(何時檢查可搶占的條件)；什么時候不能搶占內核。最后分析了2.6kernel中如何支持搶占內核。

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【關鍵字】內核態搶占 用戶態搶占 中斷 實時性 自旋鎖 linux kernel schedule preemption reentrant

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1.非搶占式和可搶占式內核的區別

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為了簡化問題，我使用嵌入式實時系統uC/OS作為例子。首先要指出的是，uC/OS只有內核態，沒有用戶態，這和Linux不一樣。

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多任務系統中，內核負責管理各個任務，或者說為每個任務分配CPU時間，并且負責任務之間的通訊。內核提供的基本服務是任務切換。調度 （Scheduler）,英文還有一詞叫dispatcher，也是調度的意思。這是內核的主要職責之一，就是要決定該輪到哪個任務運行了。多數實時內核 是基于優先級調度法的。每個任務根據其重要程度的不同被賦予一定的優先級。基于優先級的調度法指，CPU總是讓處在就緒態的優先級最高的任務先運行。然 而，究竟何時讓高優先級任務掌握CPU的使用權，有兩種不同的情況，這要看用的是什么類型的內核，是不可剝奪型的還是可剝奪型內核。

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非搶占式內核

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非搶占式內核是由任務主動放棄CPU的使用權。非搶占式調度法也稱作合作型多任務，各個任務彼此合作共享一個CPU。異步事件還是由中斷服務來處理。中斷 服務可以使一個高優先級的任務由掛起狀態變為就緒狀態。但中斷服務以后控制權還是回到原來被中斷了的那個任務，直到該任務主動放棄CPU的使用權時，那個 高優先級的任務才能獲得CPU的使用權。非搶占式內核如下圖所示。

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非搶占式內核的優點有：

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·中斷響應快(與搶占式內核比較)；

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·允許使用不可重入函數；

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·幾乎不需要使用信號量保護共享數據。運行的任務占有CPU，不必擔心被別的任務搶占。這不是絕對的，在打印機的使用上，仍需要滿足互斥條件。

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非搶占式內核的缺點有：

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·任務響應時間慢。高優先級的任務已經進入就緒態，但還不能運行，要等到當前運行著的任務釋放CPU。

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·非搶占式內核的任務級響應時間是不確定的，不知道什么時候最高優先級的任務才能拿到CPU的控制權，完全取決于應用程序什么時候釋放CPU。

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搶占式內核

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使用搶占式內核可以保證系統響應時間。最高優先級的任務一旦就緒，總能得到CPU的使用權。當一個運行著的任務使一個比它優先級高的任務進入了就緒態，當 前任務的CPU使用權就會被剝奪，或者說被掛起了，那個高優先級的任務立刻得到了CPU的控制權。如果是中斷服務子程序使一個高優先級的任務進入就緒態， 中斷完成時，中斷了的任務被掛起，優先級高的那個任務開始運行。搶占式內核如下圖所示。

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搶占式內核的優點有：

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·使用搶占式內核，最高優先級的任務什么時候可以執行，可以得到CPU的使用權是可知的。使用搶占式內核使得任務級響應時間得以最優化。

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搶占式內核的缺點有：

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·不能直接使用不可重入型函數。調用不可重入函數時，要滿足互斥條件，這點可以使用互斥型信號量來實現。如果調用不可重入型函數時，低優先級的任務CPU的使用權被高優先級任務剝奪，不可重入型函數中的數據有可能被破壞。

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2.Linux下的用戶態搶占和內核態搶占

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Linux除了內核態外還有用戶態。用戶程序的上下文屬于用戶態，系統調用和中斷處理例程上下文屬于內核態。在2.6 kernel以前，Linux kernel只支持用戶態搶占。

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2.1?用戶態搶占(User Preemption)

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在kernel返回用戶態(user-space)時，并且need_resched標志為1時，scheduler被調用，這就是用戶態搶占。當 kernel返回用戶態時，系統可以安全的執行當前的任務，或者切換到另外一個任務。當中斷處理例程或者系統調用完成后，kernel返回用戶態 時，need_resched標志的值會被檢查，假如它為1，調度器會選擇一個新的任務并執行。中斷和系統調用的返回路徑(return path)的實現在entry.S中(entry.S不僅包括kernel entry code，也包括kernel exit code)。

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2.2?內核態搶占(Kernel Preemption)

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在2.6 kernel以前，kernel code(中斷和系統調用屬于kernel code)會一直運行，直到code被完成或者被阻塞(系統調用可以被阻塞)。在 2.6 kernel里，Linux kernel變成可搶占式。當從中斷處理例程返回到內核態(kernel-space)時，kernel會檢查是否可以搶占和是否需要重新調度。 kernel可以在任何時間點上搶占一個任務(因為中斷可以發生在任何時間點上)，只要在這個時間點上kernel的狀態是安全的、可重新調度的。

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3.內核態搶占的設計

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3.1?可搶占的條件

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要滿足什么條件，kernel才可以搶占一個任務的內核態呢？

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·沒持有鎖。鎖是用于保護臨界區的，不能被搶占。

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·Kernel code可重入(reentrant)。因為kernel是SMP-safe的，所以滿足可重入性。

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如何判斷當前上下文(中斷處理例程、系統調用、內核線程等)是沒持有鎖的？Linux在每個每個任務的thread_info結構中增加了preempt_count變量作為preemption的計數器。這個變量初始為0，當加鎖時計數器增一，當解鎖時計數器減一。

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3.2?內核態需要搶占的觸發條件

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內核提供了一個need_resched標志(這個標志在任務結構thread_info中)來表明是否需要重新執行調度。

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3.3?何時觸發重新調度

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set_tsk_need_resched()：設置指定進程中的need_resched標志

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clear_tsk need_resched()：清除指定進程中的need_resched標志

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need_resched()：檢查need_ resched標志的值;如果被設置就返回真，否則返回假

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什么時候需要重新調度：

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·時鐘中斷處理例程檢查當前任務的時間片，當任務的時間片消耗完時，scheduler_tick()函數就會設置need_resched標志；

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·信號量、等到隊列、completion等機制喚醒時都是基于waitqueue的，而waitqueue的喚醒函數為default_wake_function，其調用try_to_wake_up將被喚醒的任務更改為就緒狀態并設置need_resched標志。

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·設置用戶進程的nice值時，可能會使高優先級的任務進入就緒狀態；

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·改變任務的優先級時，可能會使高優先級的任務進入就緒狀態；

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·新建一個任務時，可能會使高優先級的任務進入就緒狀態；

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·對CPU(SMP)進行負載均衡時，當前任務可能需要放到另外一個CPU上運行；

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3.4?搶占發生的時機(何時檢查可搶占條件)

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·當一個中斷處理例程退出，在返回到內核態時(kernel-space)。這是隱式的調用schedule()函數，當前任務沒有主動放棄CPU使用權，而是被剝奪了CPU使用權。

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·當kernel code從不可搶占狀態變為可搶占狀態時(preemptible again)。也就是preempt_count從正整數變為0時。這也是隱式的調用schedule()函數。

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·一個任務在內核態中顯式的調用schedule()函數。任務主動放棄CPU使用權。

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·一個任務在內核態中被阻塞，導致需要調用schedule()函數。任務主動放棄CPU使用權。

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3.5?禁用/使能可搶占條件的操作

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對preempt_count操作的函數有add_preempt_count()、sub_preempt_count()、inc_preempt_count()、dec_preempt_count()。

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使能可搶占條件的操作是preempt_enable()，它調用dec_preempt_count()函數，然后再調用preempt_check_resched()函數去檢查是否需要重新調度。

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禁用可搶占條件的操作是preempt_disable()，它調用inc_preempt_count()函數。

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在內核中有很多函數調用了preempt_enable()和preempt_disable()。比如spin_lock()函數調用了preempt_disable()函數，spin_unlock()函數調用了preempt_enable()函數。

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3.6?什么時候不允許搶占

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preempt_count()函數用于獲取preempt_count的值，preemptible()用于判斷內核是否可搶占。

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有幾種情況Linux內核不應該被搶占，除此之外，Linux內核在任意一點都可被搶占。這幾種情況是：

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·內核正進行中斷處理。在Linux內核中進程不能搶占中斷(中斷只能被其他中斷中止、搶占，進程不能中止、搶占中斷)，在中斷例程中不允許進行進程調度。進程調度函數schedule()會對此作出判斷，如果是在中斷中調用，會打印出錯信息。

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·內核正在進行中斷上下文的Bottom Half(中斷的下半部)處理。硬件中斷返回前會執行軟中斷，此時仍然處于中斷上下文中。

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·內核的代碼段正持有spinlock自旋鎖、writelock/readlock讀寫鎖等鎖，處干這些鎖的保護狀態中。內核中的這些鎖是為了在SMP 系統中短時間內保證不同CPU上運行的進程并發執行的正確性。當持有這些鎖時，內核不應該被搶占，否則由于搶占將導致其他CPU長期不能獲得鎖而死等。

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·內核正在執行調度程序Scheduler。搶占的原因就是為了進行新的調度，沒有理由將調度程序搶占掉再運行調度程序。

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·內核正在對每個CPU“私有”的數據結構操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，對于per-CPU數據結構未用spinlocks保護，因為這些數據結構隱含地被保護了(不同的CPU有不一樣的 per-CPU數據，其他CPU上運行的進程不會用到另一個CPU的per-CPU數據)。但是如果允許搶占，但一個進程被搶占后重新調度，有可能調度到 其他的CPU上去，這時定義的Per-CPU變量就會有問題，這時應禁搶占。

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4.Linux內核態搶占的實現

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4.1?數據結構

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在thread_info.h中

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1. struct?thread_info?{

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2. ????struct?task_struct??*task;

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3. ????struct?exec_domain??*exec_domain;

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4. ????__u32???????????flags;

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5. ????__u32???????????status;

?

6. ????__u32???????????cpu;

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7. ????int?????????preempt_count;

?

9. ????mm_segment_t????????addr_limit;

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10.? ????struct?restart_block????restart_block;

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11.? ????void?__user?????*sysenter_return;

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12.? #ifdef?CONFIG_X86_32

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13.? ????unsigned?long???????????previous_esp;

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16.? ????__u8????????????supervisor_stack[0];

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17.? #endif

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18.? };

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4.2?代碼流程

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禁用/使能可搶占條件的函數

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1. #if?defined(CONFIG_DEBUG_PREEMPT)?||?defined(CONFIG_PREEMPT_TRACER)

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2.

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3. extern?void?add_preempt_count(int?val);

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4.

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5. extern?void?sub_preempt_count(int?val);

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6.

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7. #else

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8.

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9. #?define?add_preempt_count(val)?do?{?preempt_count()?+=?(val);?}?while?(0)

?

10.

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11.? #?define?sub_preempt_count(val)?do?{?preempt_count()?-=?(val);?}?while?(0)

?

12.

?

13.? #endif

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14.

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15.? #define?inc_preempt_count()?add_preempt_count(1)

?

16.

?

17.? #define?dec_preempt_count()?sub_preempt_count(1)

?

18.

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19.? #define?preempt_count()?(current_thread_info()->preempt_count)

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20.

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21.? #define?preempt_disable()?\

?

22.

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23.? do?{?\

?

24.

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25.? ????inc_preempt_count();?\

?

26.

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27.? ????barrier();?\

?

28.

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29.? }?while?(0)

?

30.

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31.? #define?preempt_enable_no_resched()?\

?

32.

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33.? do?{?\

?

34.

?

35.? ????barrier();?\

?

36.

?

37.? ????dec_preempt_count();?\

?

38.

?

39.? }?while?(0)

?

40.

?

41.? #define?preempt_check_resched()?\

?

42.

?

43.? do?{?\

?

44.

?

45.? <pre?name="code"?class="cpp">????if?(unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)))?\

?

46.

?

47.? <pre?name="code"?class="cpp"><pre?name="code"?class="cpp">????preempt_schedule();?\

?

48.

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49.? }?while?(0)

?

50.

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51.? #define?preempt_enable()?\

?

52.

?

53.? do?{?\

?

54.

?

55.? ????preempt_enable_no_resched();?\

?

56.

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57.? ????barrier();?\

?

58.

?

59.? ????preempt_check_resched();?\

?

60.

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61.? }?while?(0)

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檢查可搶占條件

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1. #?define?preemptible()?(preempt_count()?==?0?&&?!irqs_disabled())

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2.

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自旋鎖的加鎖與解鎖

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1. void?__lockfunc?_spin_lock(spinlock_t?*lock)

?

2. {

?

3. ????preempt_disable();

?

4. ????spin_acquire(&lock->dep_map,?0,?0,?_RET_IP_);

?

5. ????LOCK_CONTENDED(lock,?_raw_spin_trylock,?_raw_spin_lock);

?

6. }

?

7.

?

8. void?__lockfunc?_spin_unlock(spinlock_t?*lock)

?

9. {

?

10.? ????spin_release(&lock->dep_map,?1,?_RET_IP_);

?

11.? ????_raw_spin_unlock(lock);

?

12.? ????preempt_enable();

?

13.? }

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設置need_resched標志的函數

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1. static?inline?void?set_tsk_need_resched(struct?task_struct?*tsk)

?

2. {

?

3. ????set_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED);

?

4. }

?

5.

?

6. static?inline?void?clear_tsk_need_resched(struct?task_struct?*tsk)

?

7. {

?

8. ????clear_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED);

?

9. }

?

10.

?

11.? static?inline?int?test_tsk_need_resched(struct?task_struct?*tsk)

?

12.? {

?

13.? ????return?unlikely(test_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED));

?

14.? }

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時鐘中斷時調用的task_tick()函數，當時間片消耗完之后，設置need_resched標志

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1. static?void?task_tick_rt(struct?rq?*rq,?struct?task_struct?*p,?int?queued)

?

2. {

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3. ????update_curr_rt(rq);

?

4.

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5. ????watchdog(rq,?p);

?

6.

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7.

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11.? ????if?(p->policy?!=?SCHED_RR)

?

12.? ????????return;

?

13.

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14.? ????if?(--p->rt.time_slice)

?

15.? ????????return;

?

16.

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17.? ????p->rt.time_slice?=?DEF_TIMESLICE;

?

18.

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19.

?

23.? ????if?(p->rt.run_list.prev?!=?p->rt.run_list.next)?{

?

24.? ????????requeue_task_rt(rq,?p,?0);

?

25.? ????????set_tsk_need_resched(p);

?

26.? ????}

?

27.? }

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設置任務的need_resched標志，并觸發任務所在CPU的調度器。

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1. static?void?resched_task(struct?task_struct?*p)

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2. {

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3. ????int?cpu;

?

4.

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5. ????assert_spin_locked(&task_rq(p)->lock);

?

6.

?

7. ????if?(unlikely(test_tsk_thread_flag(p,?TIF_NEED_RESCHED)))

?

8. ????????return;

?

9.

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10.? ????set_tsk_thread_flag(p,?TIF_NEED_RESCHED);

?

11.

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12.? ????cpu?=?task_cpu(p);

?

13.? ????if?(cpu?==?smp_processor_id())

?

14.? ????????return;

?

15.

?

16.

?

17.? ????smp_mb();

?

18.? ????if?(!tsk_is_polling(p))

?

19.? ????????smp_send_reschedule(cpu);

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20.? }

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5.參考資料

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http://blog.csdn.net/sailor_8318/archive/2008/09/03/2870184.aspx

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《uC/OS-II源碼公開的嵌入式實時多任務操作系統內核》

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Linux 2.6.29內核源碼

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總結

以上是生活随笔為你收集整理的Linux内核态抢占机制分析的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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