Linux抢占调度

抢占流程

抢占时机

用户态抢占时机

1、从系统调用返回用户空间

2、从中断返回用户空间

内核态抢占时机

1、中断处理程序返回内核空间

可以看到最终是到了 preempt_schedule_irq

2、当内核从non-preemptible（禁止抢占）状态变成preemptible（允许抢占）的时候；

3、内核主动进行任务切换

备注

https://blog.csdn.net/heyangge/article/details/134666931

https://zhuanlan.zhihu.com/p/519030765

17 | 调度（下）：抢占式调度是如何发生的？-CSDN博客

抢占式调度和非抢占式调度是操作系统中两种不同的进程调度方式。
在抢占式调度中，操作系统可以在任何时候中断正在运行的进程，并将 CPU分配给另一个处于就绪状态的进程。这意味着，一个高优先级的进程可以随时抢占正在运行的低优先级进程的 CPU时间片。这种方式可以保证高优先级进程得到更快的响应时间，但可能会导致低优先级进程的运行时间不确定。
相反，在非抢占式调度中，一个进程只有在自愿放弃CPU或者因为等待某个事件而被阻塞时，操作系统才会将 CPU分配给另一个进程。这种方式可以保证低优先级进程得到更稳定的运行时间，但可能会导致高优先级进程得不到及时响应。总的来说，抢占式调度适用于实时系统或需要快速响应的场景，而非抢占式调度适用于一些需要稳定运行的应用，如批处理系统

‌‌抢占式内核‌：当一个进程在内核模式下运行时，如果有一个更高优先级的任务出现，内核可以强制将当前任务挂起，执行更高优先级的任务。这种内核总是执行准备运行的最高优先级任务，除非函数是互斥的，否则不能使用非可重入函数。
‌‌非抢占式内核‌：也称为合作式内核，进程必须显式地放弃‌CPU才能让另一个进程运行。这种内核不会中断正在运行的进程，直到它自愿释放CPU。

对于非抢占内核：就是内核线程能一直运行下去，除非自己主动调用schedule或者进行了会休眠的动作，才会让出cpu 。即使当前执行流被中断/软中断打断，当其执行完成后，也必须回到打断的线程继续执行。这种内核解决异常问题稍微简单点，但是如果代码里面有啥死循环或者死锁之类的，那这个核就废了。

对于抢占式内核：感觉可能在中断触发后，可能就会切换到其他进程了，回不来了。这点用户态和内核态应该都是一样的。（没有用过。。）

抢占流程

Linux抢占(PREEMPTION)_linux preempt-CSDN博客

抢占的过程分两步，第一步触发抢占，第二步执行抢占，这两步中间不一定是连续的，有些特殊情况下甚至会间隔相当长的时间：

1、触发抢占：给正在CPU上运行的当前进程设置一个请求重新调度的标志(TIF_NEED_RESCHED)，仅此而已，此时进程并没有切换。
2、执行抢占：在随后的某个时刻，内核会检查TIF_NEED_RESCHED标志并调用schedule()执行抢占。

抢占时机

如果是抢占式的，它应该在何时进行抢占呢？

用户态抢占时机

有两种情况，分别是从系统调用返回用户空间和从中断处理程序返回用户空间

1、从系统调用返回用户空间

https://zhuanlan.zhihu.com/p/363148708 //这个是用户态抢占调度的地方

1、内核态抢占是可以关闭的，用户态抢占是无法关闭的。

2、如果内核编译配置是“CONFIG_PREEMPT_NONE=y”。这就意味着一个正处于内核态的进程是不能被抢占的，无论它运行的时间有多长，也无论其他进程的优先级比它高多少，都只能等它回到用户态才能抢占。（这个意思就是非抢占内核的情况下，即使是一个用户态进程，如果其进行了系统调用陷入内核，在内核里面执行的这段时间也是无法被抢占的。如果是内核线程，那就永远无法被抢占）

Linux抢占(PREEMPTION)_linux preempt-CSDN博客 //这个文章写了用户态的抢占是无法关闭的

用户态进行系统调用的时候会进入到vector_swi，在该函数里面会跳转到内核系统调用接口里面去，并且设置返回值为ret_fast_syscall ，其实现如下（其实它有两种实现）（参考文章arm系统调用过程_arm系统调用号-CSDN博客）

#define _TIF_WORK_MASK		(_TIF_NEED_RESCHED | _TIF_SIGPENDING | \
				 _TIF_NOTIFY_RESUME | _TIF_UPROBE)

ret_fast_syscall:
 UNWIND(.fnstart	)
 UNWIND(.cantunwind	)
	str	r0, [sp, #S_R0 + S_OFF]!	@ save returned r0
	disable_irq_notrace			@ disable interrupts
	ldr	r2, [tsk, #TI_ADDR_LIMIT]
	cmp	r2, #TASK_SIZE
	blne	addr_limit_check_failed
	ldr	r1, [tsk, #TI_FLAGS]		@ re-check for syscall tracing
	tst	r1, #_TIF_SYSCALL_WORK | _TIF_WORK_MASK
	beq	no_work_pending   //如果没有设置need sch或者是有信号待处理，则跳转到no_work_pending返回用户空间，如果相等，我感觉应该是继续往下执行
 UNWIND(.fnend		)
ENDPROC(ret_fast_syscall)

	/* Slower path - fall through to work_pending */
#endif

	tst	r1, #_TIF_SYSCALL_WORK
	bne	__sys_trace_return_nosave
slow_work_pending:
	mov	r0, sp				@ 'regs'
	mov	r2, why				@ 'syscall'
	bl	do_work_pending
	cmp	r0, #0
	beq	no_work_pending
	movlt	scno, #(__NR_restart_syscall - __NR_SYSCALL_BASE)
	ldmia	sp, {r0 - r6}			@ have to reload r0 - r6
	b	local_restart			@ ... and off we go
ENDPROC(ret_fast_syscall)

tst r1, #_TIF_SYSCALL_WORK | _TIF_WORK_MASK //如果不为0，则跳转到slow_work_pending去进行抢占或者下信号处理(上面提到根据定义的宏的不同ret_fast_syscall有两种实现，但是最终都会走到slow_work_pending)

slow_work_pending:
	mov	r0, sp				@ 'regs'
	mov	r2, why				@ 'syscall'
	bl	do_work_pending
	cmp	r0, #0
	beq	no_work_pending
	movlt	scno, #(__NR_restart_syscall - __NR_SYSCALL_BASE)
	ldmia	sp, {r0 - r6}			@ have to reload r0 - r6
	b	local_restart			@ ... and off we go
ENDPROC(ret_fast_syscall)

slow_work_pending-->do_work_pending:可以看到这就是为什么用户态无法禁止抢占了。只要你设置了_TIF_NEED_RESCHED标记，走到这里就会无条件进行任务切换了

asmlinkage int
do_work_pending(struct pt_regs *regs, unsigned int thread_flags, int syscall)
{
...............................
	trace_hardirqs_off();
	do {
		/* 如果设置可以抢占的标记,就会直接进行调度了 */
		if (likely(thread_flags & _TIF_NEED_RESCHED)) {
			schedule();
		} else {
			...............................
		}
		local_irq_disable();
		thread_flags = current_thread_info()->flags;
	} while (thread_flags & _TIF_WORK_MASK);
	return 0;
}

2、从中断返回用户空间

vector_irq-->__irq_usr(被打断的是用户态)

__irq_usr:
	usr_entry
	kuser_cmpxchg_check
	irq_handler
	get_thread_info tsk
	mov	why, #0
	b	ret_to_user_from_irq
 UNWIND(.fnend		)
ENDPROC(__irq_usr)

可以看到在中断处理完以后会走到ret_to_user_from_irq，在该函数里面也是调用的slow_work_pending。所以用户态无论是通过系统调用还是中断陷入内核，抢占都是在这里发生的。主要的一个中断就是时钟中断

ENTRY(ret_to_user_from_irq)
	ldr	r2, [tsk, #TI_ADDR_LIMIT]
	cmp	r2, #TASK_SIZE
	blne	addr_limit_check_failed
	ldr	r1, [tsk, #TI_FLAGS]
	tst	r1, #_TIF_WORK_MASK
	bne	slow_work_pending
no_work_pending:
	asm_trace_hardirqs_on save = 0

	/* perform architecture specific actions before user return */
	arch_ret_to_user r1, lr
	ct_user_enter save = 0

	restore_user_regs fast = 0, offset = 0
ENDPROC(ret_to_user_from_irq)

内核态抢占时机

内核为了支持抢占，为每个进程的thread info引入了preempt_count计数器。该计数初始为0，每当加锁（还得看代码具体代码实现）或者是显示禁止抢占preempt_disable等操作会加1，反之释放锁或者是开启抢占则减1。当计数器为0的时候表示内核允许抢占

可以通过CONFIG_PREEMPT_COUNT=y开启抢占计数器。这样内核就能在切换时检查preempt_count计数是否为0，是否运行进行抢占切换

1、中断处理程序返回内核空间

中断处理程序返回内核空间之前会检查TIF_NEED_RESCHED标志，如果置位则调用preempt_schedule_irq()执行抢占。preempt_schedule_irq()是对schedule()的包装

中断发生在内核__irq_svc（CONFIG_PREEMPT开启了表示内核运行抢占）。中断返回时会去检查TIF_NEED_RESCHED，如果设置表示可以抢占

__irq_svc:
    @将中断现场保存到内核栈中
	svc_entry
    @中断处理过程
	irq_handler

@如果开启了抢占功能,则中断返回时会检查是否可以抢占发生中断时的进程
@检查thread_info->preempt_count是否为0
#ifdef CONFIG_PREEMPT
	get_thread_info tsk
	ldr	r8, [tsk, #TI_PREEMPT]		@ get preempt count
	ldr	r0, [tsk, #TI_FLAGS]		@ get flags
	teq	r8, #0				@ if preempt count != 0
	movne	r0, #0				@ force flags to 0
	tst	r0, #_TIF_NEED_RESCHED
	blne	svc_preempt
#endif

	svc_exit r5, irq = 1			@ return from exception
 UNWIND(.fnend		)
ENDPROC(__irq_svc)

#ifdef CONFIG_PREEMPT
svc_preempt:
	mov	r8, lr
1:	bl	preempt_schedule_irq		@ irq en/disable is done inside
	ldr	r0, [tsk, #TI_FLAGS]		@ get new tasks TI_FLAGS
	tst	r0, #_TIF_NEED_RESCHED
	reteq	r8				@ go again
	b	1b
#endif

可以看到最终是到了 preempt_schedule_irq

schedule前调用preempt_disable禁止抢占原因：因为调度前开启了中断，如果不禁止抢占，那么可能被中断打断，这样在中断退出时preemp_cout又是0，并且TIF_NEED_RESCHED未清除，又能够走到这里来回套娃

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 {
		/*
		不明白在切换之前为什么还需要将抢占计数加1,这样不是不能抢占了吗?
		看了网上说调用__schedule都会显示禁用抢占
		然后schedule_debug就判断是preempt_count是不是1,不是1就打印原子上下文调度告警
		*/
		preempt_disable();
		local_irq_enable();
		__schedule(true);
		local_irq_disable();
		sched_preempt_enable_no_resched();
	} while (need_resched());

	exception_exit(prev_state);
}

2、当内核从non-preemptible（禁止抢占）状态变成preemptible（允许抢占）的时候；

在preempt_enable()中，会最终调用 preempt_schedule 来执行抢占。preempt_schedule()是对schedule()的包装。

asmlinkage __visible void __sched notrace preempt_schedule(void)
{
	if (likely(!preemptible()))
		return;

	preempt_schedule_common();
}

static void __sched notrace preempt_schedule_common(void)
{
	do {
		preempt_disable_notrace();
		preempt_latency_start(1);
		__schedule(true);
		preempt_latency_stop(1);
		preempt_enable_no_resched_notrace();

		/*
		 * Check again in case we missed a preemption opportunity
		 * between schedule and now.
		 */
	} while (need_resched());
}