Linux內核態搶占怎么實現

本篇內容介紹了“ Linux內核態搶占怎么實現”的有關知識，在實際案例的操作過程中，不少人都會遇到這樣的困境，接下來就讓小編帶領大家學習一下如何處理這些情況吧！希望大家仔細閱讀，能夠學有所成！

1. 非搶占式和可搶占式內核的區別

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。

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***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。

非搶占式內核

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。

非搶占式內核的優點有：

• 中斷響應快(與搶占式內核比較);

• 允許使用不可重入函數;

• 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。

非搶占式內核的缺點有：

• 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。

• 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***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。

搶占式內核

使用搶占式內核可以保證系統響應時間。***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。

搶占式內核的優點有：

• 使用搶占式內核，***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***化。

搶占式內核的缺點有：

• 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。

2. Linux下的用戶態搶占和內核態搶占

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。

2.1 用戶態搶占(User Preemption)

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)。

2.2 內核態搶占(Kernel Preemption)

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。

3. 內核態搶占的設計

3.1 可搶占的條件

要滿足什么條件，kernel才可以搶占一個任務的內核態呢?

• 沒持有鎖。鎖是用于保護臨界區的，不能被搶占。

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

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。

3.2 內核態需要搶占的觸發條件

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。

3.3 何時觸發重新調度

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

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

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

什么時候需要重新調度：

• 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;

• 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。

• 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;

• 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;

• 新建一個任務時，可能會使高優先級的任務進入就緒狀態;

• 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;

3.4 搶占發生的時機(何時檢查可搶占條件)

• 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。

• 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。

• 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。

• 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。

3.5 禁用/使能可搶占條件的操作

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

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。

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

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。

3.6 什么時候不允許搶占

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

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：

• 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。

• 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。

• 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。

• 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。

• 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。

4. Linux內核態搶占的實現

4.1 數據結構

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struct thread_info {        struct task_struct  *task;      /* main task structure */        struct exec_domain  *exec_domain;   /* execution domain */        /**        * 如果有TIF_NEED_RESCHED標志，則必須調用調度程序。        */        unsigned long       flags;      /* low level flags */        /**        * 線程標志:        *     TS_USEDFPU:表示進程在當前執行過程中，是否使用過FPU、MMX和XMM寄存器。        */        unsigned long       status;     /* thread-synchronous flags */        /**        * 可運行進程所在運行隊列的CPU邏輯號。        */        __u32           cpu;        /* current CPU */        __s32           preempt_count; /* 0 => preemptable, <0 => BUG */           mm_segment_t        addr_limit; /* thread address space:                              0-0xBFFFFFFF for user-thead                              0-0xFFFFFFFF for kernel-thread                           */        struct restart_block    restart_block;            unsigned long           previous_esp;   /* ESP of the previous stack in case                              of nested (IRQ) stacks                           */        __u8            supervisor_stack[0];    };

4.2 代碼流程

禁用/使能可搶占條件的函數

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#ifdef CONFIG_DEBUG_PREEMPT      extern void fastcall add_preempt_count(int val);      extern void fastcall sub_preempt_count(int val);    #else    # define add_preempt_count(val) do { preempt_count() += (val); } while (0)    # define sub_preempt_count(val) do { preempt_count() -= (val); } while (0)    #endif        #define inc_preempt_count() add_preempt_count(1)    #define dec_preempt_count() sub_preempt_count(1)       /**    * 在thread_info描述符中選擇preempt_count字段    */    #define preempt_count() (current_thread_info()->preempt_count)       #ifdef CONFIG_PREEMPT       asmlinkage void preempt_schedule(void);        /**    * 使搶占計數加1    */    #define preempt_disable() \    do { \        inc_preempt_count(); \        barrier(); \    } while (0)       /**    * 使搶占計數減1    */    #define preempt_enable_no_resched() \    do { \        barrier(); \        dec_preempt_count(); \    } while (0)        #define preempt_check_resched() \    do { \        if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED))) \            preempt_schedule(); \    } while (0)        /**    * 使搶占計數減1，并在thread_info描述符的TIF_NEED_RESCHED標志被置為1的情況下，調用preempt_schedule()    */    #define preempt_enable() \    do { \        preempt_enable_no_resched(); \        preempt_check_resched(); \    } while (0)        #else        #define preempt_disable()       do { } while (0)    #define preempt_enable_no_resched() do { } while (0)    #define preempt_enable()        do { } while (0)    #define preempt_check_resched()     do { } while (0)        #endif

設置need_resched標志的函數

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static inline void set_tsk_need_resched(struct task_struct *tsk)    {        set_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED);    }        static inline void clear_tsk_need_resched(struct task_struct *tsk)    {        clear_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED);    }

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