Linux内核态抢占机制分析【转】 - 张昺华

发布时间:2017-7-9 7:09:45编辑:www.fx114.net 分享查询网我要评论
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【摘要】本文首先介绍非抢占式内核(Non-Preemptive Kernel)和可抢占式内核(Preemptive Kernel)的区别。接着分析Linux下有两种抢占:用户态抢占(User Preemption)、内核态抢占(Kernel Preemption)。然后分析了在内核态下:如何判断能否抢占内核(什么是可抢占的条件);何时触发重新调度(何时设置可抢占条件);抢占发生的时机(何时检查可抢占的条件);什么时候不能抢占内核。最后分析了2.6kernel中如何支持抢占内核。

【关键字】内核态抢占 用户态抢占 中断 实时性 自旋锁 linux kernel schedule preemption reentrant


1.非抢占式和可抢占式内核的区别

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。


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。但中断服务以后控制权还是回到原来被中断了的那个任务,直到该任务主动放弃CPU的使用权时,那个高优先级的任务才能获得CPU的使用权。非抢占式内核如下图所示。

 

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。

 

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下的用户态抢占和内核态抢占


Linux除了内核态外还有用户态。用户程序的上下文属于用户态,系统调用和中断处理例程上下文属于内核态。在2.6 kernel以前,Linux kernel只支持用户态抢占。

2.1 用户态抢占(User Preemption)

在kernel返回用户态(user-space)时,并且need_resched标志为1时,scheduler被调用,这就是用户态抢占。当kernel返回用户态时,系统可以安全的执行当前的任务,或者切换到另外一个任务。当中断处理例程或者系统调用完成后,kernel返回用户态时,need_resched标志的值会被检查,假如它为1,调度器会选择一个新的任务并执行。中断和系统调用的返回路径(return path)的实现在entry.S中(entry.S不仅包括kernel entry code,也包括kernel exit code)。

2.2 内核态抢占(Kernel Preemption)

在2.6 kernel以前,kernel code(中断和系统调用属于kernel code)会一直运行,直到code被完成或者被阻塞(系统调用可以被阻塞)。在 2.6 kernel里,Linux kernel变成可抢占式。当从中断处理例程返回到内核态(kernel-space)时,kernel会检查是否可以抢占和是否需要重新调度。kernel可以在任何时间点上抢占一个任务(因为中断可以发生在任何时间点上),只要在这个时间点上kernel的状态是安全的、可重新调度的。


3.内核态抢占的设计

3.1 可抢占的条件

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。

如何判断当前上下文(中断处理例程、系统调用、内核线程等)是没持有锁的?Linux在每个每个任务的thread_info结构中增加了preempt_count变量作为preemption的计数器。这个变量初始为0,当加锁时计数器增一,当解锁时计数器减一。

3.2 内核态需要抢占的触发条件

内核提供了一个need_resched标志(这个标志在任务结构thread_info中)来表明是否需要重新执行调度。

3.3 何时触发重新调度

set_tsk_need_resched():设置指定进程中的need_resched标志

clear_tsk need_resched():清除指定进程中的need_resched标志

need_resched():检查need_ resched标志的值;如果被设置就返回真,否则返回假

什么时候需要重新调度:

·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;

·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。

·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;

·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;

·新建一个任务时,可能会使高优先级的任务进入就绪状态;

·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;

3.4 抢占发生的时机(何时检查可抢占条件)

·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。

·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。

·一个任务在内核态中显式的调用schedule()函数。任务主动放弃CPU使用权。

·一个任务在内核态中被阻塞,导致需要调用schedule()函数。任务主动放弃CPU使用权。

3.5 禁用/使能可抢占条件的操作

对preempt_count操作的函数有add_preempt_count()、sub_preempt_count()、inc_preempt_count()、dec_preempt_count()。

使能可抢占条件的操作是preempt_enable(),它调用dec_preempt_count()函数,然后再调用preempt_check_resched()函数去检查是否需要重新调度。

禁用可抢占条件的操作是preempt_disable(),它调用inc_preempt_count()函数。

在内核中有很多函数调用了preempt_enable()和preempt_disable()。比如spin_lock()函数调用了preempt_disable()函数,spin_unlock()函数调用了preempt_enable()函数。

3.6 什么时候不允许抢占

preempt_count()函数用于获取preempt_count的值,preemptible()用于判断内核是否可抢占。

有几种情况Linux内核不应该被抢占,除此之外,Linux内核在任意一点都可被抢占。这几种情况是:

·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。

·内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断的下半部)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。

·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,否则由于抢占将导致其他CPU长期不能获得锁而死等。

·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。

·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.Linux内核态抢占的实现

4.1 数据结构

在thread_info.h中


1. struct thread_info {

2.     struct task_struct  *task;

3.     struct exec_domain  *exec_domain;

4.     __u32           flags;

5.     __u32           status;

6.     __u32           cpu;

7.     int         preempt_count;

9.     mm_segment_t        addr_limit;

10.      struct restart_block    restart_block;

11.      void __user     *sysenter_return;

12.  #ifdef CONFIG_X86_32

13.      unsigned long           previous_esp;

16.      __u8            supervisor_stack[0];

17.  #endif

18.  };

4.2 代码流程

禁用/使能可抢占条件的函数


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

2.

3. extern void add_preempt_count(int val);

4.

5. extern void sub_preempt_count(int val);

6.

7. #else

8.

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

10.

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

12.

13.  #endif

14.

15.  #define inc_preempt_count() add_preempt_count(1)

16.

17.  #define dec_preempt_count() sub_preempt_count(1)

18.

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

20.

21.  #define preempt_disable() \

22.

23.  do { \

24.

25.      inc_preempt_count(); \

26.

27.      barrier(); \

28.

29.  } while (0)

30.

31.  #define preempt_enable_no_resched() \

32.

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.

49.  } while (0)

50.

51.  #define preempt_enable() \

52.

53.  do { \

54.

55.      preempt_enable_no_resched(); \

56.

57.      barrier(); \

58.

59.      preempt_check_resched(); \

60.

61.  } while (0)

检查可抢占条件

 

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

2.

自旋锁的加锁与解锁

 

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.  }

设置need_resched标志的函数

 

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.  }



时钟中断时调用的task_tick()函数,当时间片消耗完之后,设置need_resched标志

 

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

2. {

3.     update_curr_rt(rq);

4.

5.     watchdog(rq, p);

6.

7.

11.      if (p->policy != SCHED_RR)

12.          return;

13.

14.      if (--p->rt.time_slice)

15.          return;

16.

17.      p->rt.time_slice = DEF_TIMESLICE;

18.

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.  }

 

设置任务的need_resched标志,并触发任务所在CPU的调度器。

 

1. static void resched_task(struct task_struct *p)

2. {

3.     int cpu;

4.

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

6.

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

8.         return;

9.

10.      set_tsk_thread_flag(p, TIF_NEED_RESCHED);

11.

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);

20.  }

5.参考资料

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

《uC/OS-II源码公开的嵌入式实时多任务操作系统内核》

Linux 2.6.29内核源码


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