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

　　1 非搶占式和可搶占式內(nèi)核的區(qū)別

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

　　多任務系統(tǒng)中，內(nèi)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(nèi)核提供的基本服務是任務切換。調(diào)度（Scheduler），英文還有一詞叫dispatcher，也是調(diào)度的意思。這是內(nèi)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(shù)實時內(nèi)核是基于優(yōu)先級調(diào)度法的。每個任務根據(jù)其重要程度的不同被賦予一定的優(yōu)先級。基于優(yōu)先級的調(diào)度法指，CPU總是讓處在就緒態(tài)的優(yōu)先級最高的任務先運行。然而，究竟何時讓高優(yōu)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(nèi)核，是不可剝奪型的還是可剝奪型內(nèi)核。

　　非搶占式內(nèi)核

　　非搶占式內(nèi)核是由任務主動放棄CPU的使用權。非搶占式調(diào)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(yōu)先級的任務由掛起狀態(tài)變?yōu)榫途w狀態(tài)。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(yōu)先級的任務才能獲得CPU的使用權。非搶占式內(nèi)核如下圖所示。

　　非搶占式內(nèi)核的優(yōu)點有：

　　中斷響應快（與搶占式內(nèi)核比較）；

　　允許使用不可重入函數(shù)；

　　幾乎不需要使用信號量保護共享數(shù)據(jù)。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(nèi)核的缺點有：

　　任務響應時間慢。高優(yōu)先級的任務已經(jīng)進入就緒態(tài)，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(nèi)核的任務級響應時間是不確定的，不知道什么時候最高優(yōu)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(nèi)核

　　使用搶占式內(nèi)核可以保證系統(tǒng)響應時間。最高優(yōu)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(yōu)先級高的任務進入了就緒態(tài)，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(yōu)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(yōu)先級的任務進入就緒態(tài)，中斷完成時，中斷了的任務被掛起，優(yōu)先級高的那個任務開始運行。搶占式內(nèi)核如下圖所示。

　　搶占式內(nèi)核的優(yōu)點有：

　　使用搶占式內(nèi)核，最高優(yōu)先級的任務什么時候可以執(zhí)行，可以得到CPU的使用權是可知的。使用搶占式內(nèi)核使得任務級響應時間得以最優(yōu)化。

　　搶占式內(nèi)核的缺點有：

　　不能直接使用不可重入型函數(shù)。調(diào)用不可重入函數(shù)時，要滿足互斥條件，這點可以使用互斥型信號量來實現(xiàn)。如果調(diào)用不可重入型函數(shù)時，低優(yōu)先級的任務CPU的使用權被高優(yōu)先級任務剝奪，不可重入型函數(shù)中的數(shù)據(jù)有可能被破壞。

　　2 Linux下的用戶態(tài)搶占和內(nèi)核態(tài)搶占

　　Linux除了內(nèi)核態(tài)外還有用戶態(tài)。用戶程序的上下文屬于用戶態(tài)，系統(tǒng)調(diào)用和中斷處理例程上下文屬于內(nèi)核態(tài)。在2.6 kernel以前，Linux kernel只支持用戶態(tài)搶占。

　　2.1 用戶態(tài)搶占（User Preemption）

　　在kernel返回用戶態(tài)（user-space）時，并且need_resched標志為1時，scheduler被調(diào)用，這就是用戶態(tài)搶占。當kernel返回用戶態(tài)時，系統(tǒng)可以安全的執(zhí)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(tǒng)調(diào)用完成后，kernel返回用戶態(tài)時，need_resched標志的值會被檢查，假如它為1，調(diào)度器會選擇一個新的任務并執(zhí)行。中斷和系統(tǒng)調(diào)用的返回路徑（return path）的實現(xiàn)在entry.S中（entry.S不僅包括kernel entry code，也包括kernel exit code）。

　　2.2 內(nèi)核態(tài)搶占（Kernel Preemption）

　　在2.6 kernel以前，kernel code（中斷和系統(tǒng)調(diào)用屬于kernel code）會一直運行，直到code被完成或者被阻塞（系統(tǒng)調(diào)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(nèi)核態(tài)（kernel-space）時，kernel會檢查是否可以搶占和是否需要重新調(diào)度。kernel可以在任何時間點上搶占一個任務（因為中斷可以發(fā)生在任何時間點上），只要在這個時間點上kernel的狀態(tài)是安全的、可重新調(diào)度的。

　　3 內(nèi)核態(tài)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(nèi)核態(tài)呢？

　　沒持有鎖。鎖是用于保護臨界區(qū)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(tǒng)調(diào)用、內(nèi)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(shù)器。這個變量初始為0，當加鎖時計數(shù)器增一，當解鎖時計數(shù)器減一。

　　3.2 內(nèi)核態(tài)需要搶占的觸發(fā)條件

　　內(nèi)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(zhí)行調(diào)度。

　　3.3 何時觸發(fā)重新調(diào)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(diào)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(shù)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(shù)為default_wake_function，其調(diào)用try_to_wake_up將被喚醒的任務更改為就緒狀態(tài)并設置need_resched標志。

　　設置用戶進程的nice值時，可能會使高優(yōu)先級的任務進入就緒狀態(tài)；

　　改變?nèi)蝿盏膬?yōu)先級時，可能會使高優(yōu)先級的任務進入就緒狀態(tài)；

　　新建一個任務時，可能會使高優(yōu)先級的任務進入就緒狀態(tài)；

　　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(fā)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(nèi)核態(tài)時（kernel-space）。這是隱式的調(diào)用schedule（）函數(shù)，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(tài)變?yōu)榭蓳屨紶顟B(tài)時（preemptible again）。也就是preempt_count從正整數(shù)變?yōu)?時。這也是隱式的調(diào)用schedule（）函數(shù)。

　　一個任務在內(nèi)核態(tài)中顯式的調(diào)用schedule（）函數(shù)。任務主動放棄CPU使用權。

　　一個任務在內(nèi)核態(tài)中被阻塞，導致需要調(diào)用schedule（）函數(shù)。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(shù)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(diào)用dec_preempt_count（）函數(shù)，然后再調(diào)用preempt_check_resched（）函數(shù)去檢查是否需要重新調(diào)度。

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

　　在內(nèi)核中有很多函數(shù)調(diào)用了preempt_enable（）和preempt_disable（）。比如spin_lock（）函數(shù)調(diào)用了preempt_disable（）函數(shù)，spin_unlock（）函數(shù)調(diào)用了preempt_enable（）函數(shù)。

　　3.6 什么時候不允許搶占

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

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

　　內(nèi)核正進行中斷處理。在Linux內(nèi)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(diào)度。進程調(diào)度函數(shù)schedule（）會對此作出判斷，如果是在中斷中調(diào)用，會打印出錯信息。

　　內(nèi)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(zhí)行軟中斷，此時仍然處于中斷上下文中。

　　內(nèi)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(tài)中。內(nèi)核中的這些鎖是為了在SMP系統(tǒng)中短時間內(nèi)保證不同CPU上運行的進程并發(fā)執(zhí)行的正確性。當持有這些鎖時，內(nèi)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(nèi)核正在執(zhí)行調(diào)度程序Scheduler。搶占的原因就是為了進行新的調(diào)度，沒有理由將調(diào)度程序搶占掉再運行調(diào)度程序。

　　內(nèi)核正在對每個CPU“私有”的數(shù)據(jù)結構操作（Per-CPU date structures）。在SMP中，對于per-CPU數(shù)據(jù)結構未用spinlocks保護，因為這些數(shù)據(jù)結構隱含地被保護了（不同的CPU有不一樣的per-CPU數(shù)據(jù)，其他CPU上運行的進程不會用到另一個CPU的per-CPU數(shù)據(jù)）。但是如果允許搶占，但一個進程被搶占后重新調(diào)度，有可能調(diào)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(nèi)核態(tài)搶占的實現(xiàn)

　　4.1 數(shù)據(jù)結構

　　［cpp］ view plain copy

　　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(diào)用調(diào)度程序。

　　*/

　　unsigned long flags; /* low level flags */

　　/**

　　* 線程標志：

　　* TS_USEDFPU：表示進程在當前執(zhí)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(shù)

　　［cpp］ view plain copy

　　#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(shù)加1

　　*/

　　#define preempt_disable（） \

　　do { \

　　inc_preempt_count（）; \

　　barrier（）; \

　　} while （0）

　　/**

　　* 使搶占計數(shù)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(shù)減1，并在thread_info描述符的TIF_NEED_RESCHED標志被置為1的情況下，調(diào)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(shù)

　　［cpp］ view plain copy

　　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）;

　　}