linux 用户进程 可以抢占内核进程吗

1.2.1 调度过程中关闭内核抢占

我们在上一篇linux内核主调度器schedule(文章链接, CSDN, Github)中在分析主调度器的时候, 我们会发现内核在进行调度之前都会通过preempt_disable关闭内核抢占, 而在完成调度工作后, 又会重新开启内核抢占

参见主调度器函数schedule

do {

preempt_disable() /* 关闭内核抢占 */

__schedule(false) /* 完成调度 */

sched_preempt_enable_no_resched() /* 开启内核抢占 */

} while (need_resched()) /* 如果该进程被其他进程设置了TIF_NEED_RESCHED标志，则函数重新执行进行调度*/123456123456

这个很容易理解, 我们在内核完成调度器过程中, 这时候如果发生了内核抢占, 我们的调度会被中断, 而调度却还没有完成, 这样会丢失我们调度的信息.

1.2.2 调度完成检查need_resched看是否需要重新调度

而同样我们可以看到, 在调度完成后, 内核会去判断need_resched条件, 如果这个时候为真, 内核会重新进程一次调度.

这个的原因, 我们在前一篇博客中, 也已经说的很明白了,

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

2 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

2.1 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.

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

2.2 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。

3 linux用户抢占

3.1 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.

3.2 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

函数

描述

定义

set_tsk_need_resched设置指定进程中的need_resched标志include/linux/sched.h, L2920

clear_tsk_need_resched清除指定进程中的need_resched标志include/linux/sched.h, L2926

test_tsk_need_resched检查指定进程need_resched标志include/linux/sched.h, L2931

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)1234567812345678

3.3 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

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

4 linux内核抢占

4.1 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.

4.2 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.

如果内核处于相对耗时的 *** 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. 比如如果多媒体应用长时间无法得到CPU, 则可能发生视频和音频漏失现象.

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 *** 作(例如, 对数据结构的 *** 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

4.3 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：

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。

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

如果内核中的任务显式的调用schedule(), 任务主动放弃CPU使用权

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

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。

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。

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 *** 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。

UNIX采用抢占式内核，Linux采用非抢占式内核

内核抢占（可抢占式内核）：即当进程位于内核空间时，有一个更高优先级的任务出现时，如果当前内核允许抢占，则可以将当前任务挂起，执行优先级更高的进程。

非抢占式内核：高优先级的进程不能中止正在内核中运行的低优先级的进程而抢占CPU运行。进程一旦处于核心态（例如用户进程执行系统调用），则除非进程自愿放弃CPU，否则该进程将一直运行下去，直至完成或退出内核

抢占式内核的意义：首先，这是将Linux应用于实时系统所必需的。实时系统对响应时间有严格的限定，当一个实时进程被实时设备的硬件中断唤醒后，它应在限定的时间内被调度执行。而Linux不能满足这一要求，因为Linux的内核是不可抢占的，不能确定系统在内核中的停留时间。事实上当内核执行长的系统调用时，实时进程要等到内核中运行的进程退出内核才能被调度，由此产生的响应延迟，在如今的硬件条件下，会长达100ms级。这对于那些要求高实时响应的系统是不能接受的。而可抢占的内核不仅对Linux的实时应用至关重要，而且能解决Linux对多媒体（video， audio）等要求低延迟的应用支持不够好的缺陷。

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