Linux用户抢占和内核抢占详解(概念, 实现和触发时机)--Linux进程的管理与调度(二十）

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1 非抢占式和可抢占式内核

为了简化问题，我使用嵌入式实时系统uC/OS作为例子

首先要指出的是，uC/OS只有内核态，没有用户态，这和Linux不一样

多任务系统中, 内核负责管理各个任务, 或者说为每个任务分配CPU时间, 并且负责任务之间的通讯.

内核提供的基本服务是任务切换. 调度（Scheduler）,英文还有一词叫dispatcher, 也是调度的意思.

这是内核的主要职责之一, 就是要决定该轮到哪个任务运行了. 多数实时内核是基于优先级调度法的, 每个任务根据其重要程度的不同被赋予一定的优先级. 基于优先级的调度法指，CPU总是让处在就绪态的优先级最高的任务先运行. 然而, 究竟何时让高优先级任务掌握CPU的使用权, 有两种不同的情况, 这要看用的是什么类型的内核, 是不可剥夺型的还是可剥夺型内核

1.1 非抢占式内核

非抢占式内核是由任务主动放弃CPU的使用权

非抢占式调度法也称作合作型多任务, 各个任务彼此合作共享一个CPU. 异步事件还是由中断服务来处理. 中断服务可以使一个高优先级的任务由挂起状态变为就绪状态.

非抢占式内核的优点有

• 中断响应快(与抢占式内核比较)；
• 允许使用不可重入函数；
• 几乎不需要使用信号量保护共享数据, 运行的任务占有CPU，不必担心被别的任务抢占。这不是绝对的，在打印机的使用上，仍需要满足互斥条件。

非抢占式内核的缺点有

• 任务响应时间慢。高优先级的任务已经进入就绪态，但还不能运行，要等到当前运行着的任务释放CPU
• 非抢占式内核的任务级响应时间是不确定的，不知道什么时候最高优先级的任务才能拿到CPU的控制权，完全取决于应用程序什么时候释放CPU

1.2 抢占式内核

使用抢占式内核可以保证系统响应时间. 最高优先级的任务一旦就绪, 总能得到CPU的使用权。当一个运行着的任务使一个比它优先级高的任务进入了就绪态, 当前任务的CPU使用权就会被剥夺，或者说被挂起了，那个高优先级的任务立刻得到了CPU的控制权。如果是中断服务子程序使一个高优先级的任务进入就绪态，中断完成时，中断了的任务被挂起，优先级高的那个任务开始运行。

抢占式内核如下图所示

抢占式内核的优点有

• 使用抢占式内核，最高优先级的任务什么时候可以执行，可以得到CPU的使用权是可知的。使用抢占式内核使得任务级响应时间得以最优化。

抢占式内核的缺点有：

• 不能直接使用不可重入型函数。调用不可重入函数时，要满足互斥条件，这点可以使用互斥型信号量来实现。如果调用不可重入型函数时，低优先级的任务CPU的使用权被高优先级任务剥夺，不可重入型函数中的数据有可能被破坏。

2 linux用户抢占

2.1 linux用户抢占

当内核即将返回用户空间时, 内核会检查need_resched是否设置, 如果设置, 则调用schedule()，此时，发生用户抢占.

2.2 need_resched标识

内核如何检查一个进程是否需要被调度呢?

内核在即将返回用户空间时检查进程是否需要重新调度，如果设置了，就会发生调度, 这被称为用户抢占, 因此内核在thread_info的flag中设置了一个标识来标志进程是否需要重新调度, 即重新调度need_resched标识TIF_NEED_RESCHED

并提供了一些设置可检测的函数

而我们内核中调度时常用的need_resched()函数检查进程是否需要被重新调度其实就是通过test_tsk_need_resched实现的, 其定义如下所示

// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/sched.h?v=4.6#L3093
static __always_inline bool need_resched(void)
{
    return unlikely(tif_need_resched());
}

// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/thread_info.h?v=4.6#L106
#define tif_need_resched() test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)

2.3 用户抢占的发生时机(什么时候需要重新调度need_resched)

一般来说，用户抢占发生几下情况：

• 从系统调用返回用户空间；
• 从中断(异常)处理程序返回用户空间

从这里我们可以看到, 用户抢占是发生在用户空间的抢占现象.

更详细的触发条件如下所示, 其实不外乎就是前面所说的两种情况: 从系统调用或者中断返回用户空间

1. 时钟中断处理例程检查当前任务的时间片，当任务的时间片消耗完时，scheduler_tick()函数就会设置need_resched标志；
2. 信号量、等到队列、completion等机制唤醒时都是基于waitqueue的，而waitqueue的唤醒函数为default_wake_function，其调用try_to_wake_up将被唤醒的任务更改为就绪状态并设置need_resched标志。
3. 设置用户进程的nice值时，可能会使高优先级的任务进入就绪状态；
4. 改变任务的优先级时，可能会使高优先级的任务进入就绪状态；
5. 新建一个任务时，可能会使高优先级的任务进入就绪状态；
6. 对CPU(SMP)进行负载均衡时，当前任务可能需要放到另外一个CPU上运行

3 linux内核抢占

3.1 内核抢占的概念

对比用户抢占, 顾名思义, 内核抢占就是指一个在内核态运行的进程, 可能在执行内核函数期间被另一个进程取代.

3.2 为什么linux需要内核抢占

linux系统中, 进程在系统调用后返回用户态之前, 或者是内核中某些特定的点上, 都会调用调度器. 这确保除了一些明确指定的情况之外, 内核是无法中断的, 这不同于用户进程.

在编译内核时如果启用了对内核抢占的支持, 则可以解决这些问题. 如果高优先级进程有事情需要完成, 那么在启用了内核抢占的情况下, 不仅用户空间应用程序可以被中断, 内核也可以被中断,

linux内核抢占是在Linux2.5.4版本发布时加入的, 尽管使内核可抢占需要的改动特别少, 但是该机制不像抢占用户空间进程那样容易实现. 如果内核无法一次性完成某些操作(例如, 对数据结构的操作), 那么可能出现静态条件而使得系统不一致.

内核抢占和用户层进程被其他进程抢占是两个不同的概念, 内核抢占主要是从实时系统中引入的, 在非实时系统中的确也能提高系统的响应速度, 但也不是在所有情况下都是最优的，因为抢占也需要调度和同步开销，在某些情况下甚至要关闭内核抢占, 比如前面我们将主调度器的时候, linux内核在完成调度的过程中是关闭了内核抢占的.

内核不能再任意点被中断, 幸运的是, 大多数不能中断的点已经被SMP实现标识出来了. 并且在实现内核抢占时可以重用这些信息. 如果内核可以被抢占, 那么单处理器系统也会像是一个SMP系统

3.3 内核抢占的发生时机

要满足什么条件，kernel才可以抢占一个任务的内核态呢?

• 没持有锁。锁是用于保护临界区的，不能被抢占。
• Kernel code可重入(reentrant)。因为kernel是SMP-safe的，所以满足可重入性。

内核抢占发生的时机，一般发生在：

1. 当从中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前。当一个中断处理例程退出，在返回到内核态时(kernel-space)。这是隐式的调用schedule()函数，当前任务没有主动放弃CPU使用权，而是被剥夺了CPU使用权。
2. 当内核代码再一次具有可抢占性的时候，如解锁（spin_unlock_bh）及使能软中断(local_bh_enable)等, 此时当kernel code从不可抢占状态变为可抢占状态时(preemptible again)。也就是preempt_count从正整数变为0时。这也是隐式的调用schedule()函数
3. 如果内核中的任务显式的调用schedule(), 任务主动放弃CPU使用权
4. 如果内核中的任务阻塞(这同样也会导致调用schedule()), 导致需要调用schedule()函数。任务主动放弃CPU使用权

内核抢占，并不是在任何一个地方都可以发生，以下情况不能发生

1. 内核正进行中断处理。在Linux内核中进程不能抢占中断(中断只能被其他中断中止、抢占，进程不能中止、抢占中断)，在中断例程中不允许进行进程调度。进程调度函数schedule()会对此作出判断，如果是在中断中调用，会打印出错信息。
2. 内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断下半部，即软中断)处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。如果此时正在执行其它软中断，则不再执行该软中断。
3. 内核的代码段正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等锁，处干这些锁的保护状态中。内核中的这些锁是为了在SMP系统中短时间内保证不同CPU上运行的进程并发执行的正确性。当持有这些锁时，内核不应该被抢占。
4. 内核正在执行调度程序Scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。
5. 内核正在对每个CPU“私有”的数据结构操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，对于per-CPU数据结构未用spinlocks保护，因为这些数据结构隐含地被保护了(不同的CPU有不一样的per-CPU数据，其他CPU上运行的进程不会用到另一个CPU的per-CPU数据)。但是如果允许抢占，但一个进程被抢占后重新调度，有可能调度到其他的CPU上去，这时定义的Per-CPU变量就会有问题，这时应禁抢占。

4 内核抢占的实现

4.1 内核如何跟踪它能否被抢占?

前面我们提到了, 系统中每个进程都有一个特定于体系结构的struct thread_info结构, 用户层程序被调度的时候会检查struct thread_info中的need_resched标识TLF_NEED_RESCHED标识来检查自己是否需要被重新调度.

自然内核抢占·也可以应用同样的方法被实现, linux内核在thread_info结构中添加了一个自旋锁标识preempt_count, 称为抢占计数器(preemption counter).

struct thread_info
{
    /*  ......  */
    int preempt_count;   /* 0 => preemptable, <0 => BUG */
    /*  ......  */
}

内核自然也提供了一些函数或者宏, 用来开启, 关闭以及检测抢占计数器preempt_count的值, 这些通用的函数定义在include/asm-generic/preempt.h, 而某些架构也定义了自己的接口， 比如x86架构/arch/x86/include/asm/preempt.h

还有其他函数可用于开启和关闭内核抢占

4.2 内核如何知道是否需要抢占?

首先必须设置了TLF_NEED_RESCHED标识来通知内核有进程在等待得到CPU时间, 然后会在判断抢占计数器preempt_count是否为0, 这个工作往往通过preempt_check_resched或者其相关来实现

4.2.1 重新启用内核抢占时使用preempt_schedule检查抢占

在内核停用抢占后重新启用时, 检测是否有进程打算抢占当前执行的内核代码, 是一个比较好的时机, 如果是这样, 应该尽快完成, 则无需等待下一次对调度器的例行调用.

抢占机制中主要的函数是preempt_schedule, 设置了TIF_NEED_RESCHED标志并不能保证可以抢占内核, 内核可能处于临界区, 不能被干扰

//  http://lxr.free-electrons.com/source/kernel/sched/core.c?v=4.6#L3307

/*
 * this is the entry point to schedule() from in-kernel preemption
 * off of preempt_enable. Kernel preemptions off return from interrupt
 * occur there and call schedule directly.
 */
asmlinkage __visible void __sched notrace preempt_schedule(void)
{
    /*
     * If there is a non-zero preempt_count or interrupts are disabled,
     * we do not want to preempt the current task. Just return..
     */
     /* !preemptible() => preempt_count() != 0 || irqs_disabled()
      * 如果抢占计数器大于0, 那么抢占被停用, 该函数立即返回
      * 如果
     */
    if (likely(!preemptible())) 
        return;

    preempt_schedule_common();
}
NOKPROBE_SYMBOL(preempt_schedule);
EXPORT_SYMBOL(preempt_schedule);

// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/preempt.h?v=4.6#L159
 #define preemptible()   (preempt_count() == 0 && !irqs_disabled())

!preemptible => preempt_count() != 0 || irqs_disabled()表明

• 如果抢占计数器大于0, 那么抢占仍然是被停用的, 因此内核不能被打断, 该函数立即结束.
• 如果在某些重要的点上内核停用了硬件中断, 以保证一次性完成相关的处理, 那么抢占也是不可能的.irqs_disabled会检测是否停用了中断. 如果已经停用, 则内核不能被抢占

接着如果可以被抢占, 则执行如下步骤

static void __sched notrace preempt_schedule_common(void)
{
    do {
        /*
            preempt_disable_notrace定义在
            http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/preempt.h?v=4.6#L198             等待于__preempt_count_inc();
        */
        preempt_disable_notrace();
        /*  完成一次调度  */
        __schedule(true);

        /*
            preempt_enable_no_resched_notrace
            http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/preempt.h?v=4.6#L204
            等价于__preempt_count_dec
        */
        preempt_enable_no_resched_notrace();

        /*
         * Check again in case we missed a preemption opportunity
         * between schedule and now.
         * 再次检查, 以免在__scheudle和当前点之间错过了抢占的时机
         */
    } while (need_resched());
}

我们可以看到, 内核在增加了抢占计数器的计数后, 用__schedule进行了一次调度, 参数传入preempt = true, 表明调度不是以普通的方式引发的, 而是由于内核抢占. 在内核重调度之后, 代码流程回到当前进程, 那么就井抢占计数器减少1.

4.2.2 中断之后返回内核态时通过preempt_schedule_irq触发

上面preempt_schedule只是触发内核抢占的一种方法, 另一种激活抢占的方式是在处理了一个硬件中断请求之后. 如果处理器在处理中断请求后返回内核态(返回用户态则没有影响), 特定体系结构的汇编例程会检查抢占计数器是否为0, 即是否允许抢占, 以及是否设置了重调度标识, 类似于preempt_schedule的处理. 如果两个条件都满足则通过preempt_schedule_irq调用调度器, 此时表明抢占请求发自中断上下文

该函数与preempt_schedule的本质区别在于: preempt_schedule_irq调用时停用了中断, 防止终端造成的递归调用, 其定义在kernel/sched/core.c, line3360

/*
 * this is the entry point to schedule() from kernel preemption
 * off of irq context.
 * Note, that this is called and return with irqs disabled. This will
 * protect us against recursive calling from irq.
 */
asmlinkage __visible void __sched preempt_schedule_irq(void)
{
    enum ctx_state prev_state;

    /* Catch callers which need to be fixed */
    BUG_ON(preempt_count() || !irqs_disabled());

    prev_state = exception_enter();

    do {
        preempt_disable();
        local_irq_enable();
        __schedule(true);
        local_irq_disable();
        sched_preempt_enable_no_resched();
    } while (need_resched());

    exception_exit(prev_state);
}

4.2.3 PREEMPT_ACTIVE标识位和PREEMPT_DISABLE_OFFSET

之前的内核版本中, 抢占计数器中于一个标识位PREEMPT_ACTIVE, 这个位设置后即标识了可以进行内核抢占, 使得preempt_count有一个很大的值, 这样就不受普通的抢占计数器加1操作的影响了

PREEMPT_ACTIVE的引入, 参见PREEMPT_ACTIVE: add default defines

然后也为其提供了一些置位的函数，其实就是将preempt_count加上/减去一个很大的数, 参见preempt: Disable preemption from preempt_schedule*() callers

//  http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/preempt.h?v=4.3#L58
#define PREEMPT_ACTIVE_BITS     1
#define PREEMPT_ACTIVE_SHIFT    (NMI_SHIFT + NMI_BITS)
#define PREEMPT_ACTIVE  (__IRQ_MASK(PREEMPT_ACTIVE_BITS) << PREEMPT_ACTIVE_SHIFT)

但是在linux-4.4版本之后移除了这个标志, 取而代之的是在linux-4.2时引入的PREEMPT_DISABLE_OFFSET

参见

Rename PREEMPT_CHECK_OFFSET to PREEMPT_DISABLE_OFFSET

preempt: Rename PREEMPT_CHECK_OFFSET to PREEMPT_DISABLE_OFFSET

preempt: Remove PREEMPT_ACTIVE unmasking off in_atomic()

sched: Kill PREEMPT_ACTIVE

sched: Stop setting PREEMPT_ACTIVE

参考

内核随记(二)——内核抢占与中断返回

PREEMPT_ACTIVE

5 总结

一般来说，CPU在任何时刻都处于以下三种情况之一：

1. 运行于用户空间，执行用户进程
2. 运行于内核空间，处于进程上下文
3. 运行于内核空间，处于中断上下文

5.1 用户抢占

一般来说, 当进程从系统调用或者从中断(异常)处理程序返回用户空间时会触发主调度器进行用户抢占

• 从系统调用返回用户空间
• 从中断(异常)处理程序返回用户空间

为了对一个进程需要被调度进行标记, 内核在thread_info的flag中设置了一个标识来标志进程是否需要重新调度, 即重新调度need_resched标识TIF_NEED_RESCHED, 内核在即将返回用户空间时会检查标识TIF_NEED_RESCHED标志进程是否需要重新调度，如果设置了，就会发生调度, 这被称为用户抢占

5.2 内核抢占

如果内核处于相对耗时的操作中, 比如文件系统或者内存管理相关的任务, 这种行为可能会带来问题. 这种情况下, 内核代替特定的进程执行相当长的时间, 而其他进程无法执行, 无法调度, 这就造成了系统的延迟增加, 用户体验到”缓慢”的响应. 因此linux内核引入了内核抢占.

linux内核通过在thread_info结构中添加了一个自旋锁标识preempt_count, 称为抢占计数器(preemption counter)来作为内核抢占的标记,

内核抢占的触发大致也是两类, 内核抢占关闭后重新开启时, 中断返回内核态时

• 内核重新开启内核抢占时使用preempt_schedule检查内核抢占
• 中断之后返回内核态时通过preempt_schedule_irq触发内核抢占

中断之后返回内核态时通过preempt_schedule_irq触发内核抢占

Linux用户抢占和内核抢占详解(概念, 实现和触发时机)--Linux进程的管理与调度(二十）

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