Linux进程核心调度器之主调度器schedule--Linux进程的管理与调度(十九）【转】教程

2019-09-11由程序员日记发表于系统教程浏览6次

1.1 进程调度

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内存中保存了对每个进程的唯一描述, 并通过若干结构与其他进程连接起来.

调度器面对的情形就是这样, 其任务是在程序之间共享CPU时间, 创造并行执行的错觉, 该任务分为两个不同的部分, 其中一个涉及调度策略, 另外一个涉及上下文切换.

1.2 进程的分类

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linux把进程区分为实时进程和非实时进程, 其中非实时进程进一步划分为交互式进程和批处理进程

根据进程的不同分类Linux采用不同的调度策略.

对于实时进程，采用FIFO, Round Robin或者Earliest Deadline First (EDF)最早截止期限优先调度算法|的调度策略.

1.3 linux调度器的演变

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字段版本O(n)的始调度算法linux-0.11~2.4O(1)调度器linux-2.5CFS调度器linux-2.6~至今

1.4 Linux的调度器组成

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2个调度器

可以用两种方法来激活调度

一种是直接的, 比如进程打算睡眠或出于其他原因放弃CPU
另一种是通过周期性的机制, 以固定的频率运行, 不时的检测是否有必要

因此当前linux的调度程序由两个调度器组成：主调度器，周期性调度器(两者又统称为通用调度器(generic scheduler)或核心调度器(core scheduler))

并且每个调度器包括两个内容：调度框架(其实质就是两个函数框架)及调度器类

6种调度策略

linux内核目前实现了6中调度策略(即调度算法), 用于对不同类型的进程进行调度, 或者支持某些特殊的功能

SCHED_NORMAL和SCHED_BATCH调度普通的非实时进程
SCHED_FIFO和SCHED_RR和SCHED_DEADLINE则采用不同的调度策略调度实时进程
SCHED_IDLE则在系统空闲时调用idle进程.

5个调度器类

而依据其调度策略的不同实现了5个调度器类, 一个调度器类可以用一种种或者多种调度策略调度某一类进程, 也可以用于特殊情况或者调度特殊功能的进程.

其所属进程的优先级顺序为

<pre class="prettyprint" name="code">```c
stop_sched_class -> dl_sched_class -> rt_sched_class -> fair_sched_class -> idle_sched_class

3个调度实体

调度器不限于调度进程, 还可以调度更大的实体, 比如实现组调度.

这种一般性要求调度器不直接操作进程, 而是处理可调度实体, 因此需要一个通用的数据结构描述这个调度实体,即seched_entity结构, 其实际上就代表了一个调度对象，可以为一个进程，也可以为一个进程组.

linux中针对当前可调度的实时和非实时进程, 定义了类型为seched_entity的3个调度实体

sched_dl_entity 采用EDF算法调度的实时调度实体
sched_rt_entity 采用Roound-Robin或者FIFO算法调度的实时调度实体 rt_sched_class
sched_entity 采用CFS算法调度的普通非实时进程的调度实体

2 主调度器

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例如, 前述的周期性调度器的scheduler_tick就会设置该标志, 如果是这样则内核会调用schedule, 该函数假定当前活动进程一定会被另一个进程取代.

2.1 调度函数的__sched前缀

在详细论述schedule之前, 需要说明一下__sched前缀, 该前缀可能用于调用schedule的函数, 包括schedule本身.

__sched前缀的声明, 在include/linux/sched.h, L416, 如下所示

<pre class="prettyprint" name="code">```c
/* Attach to any functions which should be ignored in wchan output. */
#define __sched         __attribute__((__section__(".sched.text")))

attribute((_section(“…”)))是一个gcc的编译属性, 其目的在于将相关的函数的代码编译之后, 放到目标文件的以恶搞特定的段内, 即.sched.text中. 该信息使得内核在显示栈转储活类似信息时, 忽略所有与调度相关的调用. 由于调度哈书调用不是普通代码流程的一部分, 因此在这种情况下是没有意义的.

用它修饰函数的方式如下

<pre class="prettyprint" name="code">```c
void __sched some_function(args, ...)
{
    ......
    schedule();
    ......
}

2.2 schedule函数

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2.2.1 schedule主框架

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schedule就是主调度器的函数, 在内核中的许多地方, 如果要将CPU分配给与当前活动进程不同的另一个进程, 都会直接调用主调度器函数schedule.

该函数完成如下工作

确定当前就绪队列, 并在保存一个指向当前(仍然)活动进程的task_struct指针
检查死锁, 关闭内核抢占后调用__schedule完成内核调度
恢复内核抢占, 然后检查当前进程是否设置了重调度标志TLF_NEDD_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

该函数定义在kernel/sched/core.c, L3243, 如下所示

<pre class="prettyprint" name="code">```c
asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
{

    /*  获取当前的进程  */
    struct task_struct *tsk = current;

    /*  避免死锁 */
    sched_submit_work(tsk);
    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    */
}
EXPORT_SYMBOL(schedule);

2.2.2 sched_submit_work避免死锁

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该函数定义在kernel/sched/core.c, L3231, 如下所示

<pre class="prettyprint" name="code">```c
static inline void sched_submit_work(struct task_struct *tsk)
{
    /*  检测tsk->state是否为0 （runnable）, 若为运行态时则返回，
     *   tsk_is_pi_blocked(tsk),检测tsk的死锁检测器是否为空，若非空的话就return
    if (!tsk->state || tsk_is_pi_blocked(tsk))
        return;
    /*
     * If we are going to sleep and we have plugged IO queued,
     * make sure to submit it to avoid deadlocks.
     */
    if (blk_needs_flush_plug(tsk))  /*  然后检测是否需要刷新plug队列，用来避免死锁  */
        blk_schedule_flush_plug(tsk);
}

2.2.3 preempt_disable和sched_preempt_enable_no_resched开关内核抢占

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内核抢占

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. 如果一个进程在用户态时被其他进程抢占了COU则成发生了用户态抢占, 而如果此时进程进入了内核态, 则内核此时代替进程执行, 如果此时发了抢占, 我们就说发生了内核抢占.

内核抢占是Linux 2.6以后引入的一个重要的概念

我们说：如果进程正执行内核函数时，即它在内核态运行时，允许发生内核切换(被替换的进程是正执行内核函数的进程)，这个内核就是抢占的。

抢占内核的主要特点是：一个在内核态运行的进程，当且仅当在执行内核函数期间被另外一个进程取代。

这与用户态的抢占有本质区别.

内核为了支撑内核抢占, 提供了很多机制和结构, 必要时候开关内核抢占也是必须的, 这些函数定义在include/linux/preempt.h, L145

<pre class="prettyprint" name="code">```c
#define preempt_disable() \
do { \
    preempt_count_inc(); \
    barrier(); \
} while (0)

#define sched_preempt_enable_no_resched() \
do { \
    barrier(); \
    preempt_count_dec(); \
} while (0)

2.3 __schedule开始进程调度

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__schedule完成了真正的调度工作, 其定义在kernel/sched/core.c, L3103, 如下所示

2.3.1 __schedule函数主框架

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<pre class="prettyprint" name="code">```c
static void __sched notrace __schedule(bool preempt)
{
    struct task_struct *prev, *next;
    unsigned long *switch_count;
    struct rq *rq;
    int cpu;

    /*  ==1==  
        找到当前cpu上的就绪队列rq
        并将正在运行的进程curr保存到prev中  */
    cpu = smp_processor_id();
    rq = cpu_rq(cpu);
    prev = rq->curr;

    /*
     * do_exit() calls schedule() with preemption disabled as an exception;
     * however we must fix that up, otherwise the next task will see an
     * inconsistent (higher) preempt count.
     *
     * It also avoids the below schedule_debug() test from complaining
     * about this.
     */
    if (unlikely(prev->state == TASK_DEAD))
        preempt_enable_no_resched_notrace();

    /*  如果禁止内核抢占，而又调用了cond_resched就会出错
     *  这里就是用来捕获该错误的  */
    schedule_debug(prev);

    if (sched_feat(HRTICK))
        hrtick_clear(rq);

    /*  关闭本地中断  */
    local_irq_disable();

    /*  更新全局状态，
     *  标识当前CPU发生上下文的切换  */
    rcu_note_context_switch();

    /*
     * Make sure that signal_pending_state()->signal_pending() below
     * can't be reordered with __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)
     * done by the caller to avoid the race with signal_wake_up().
     */
    smp_mb__before_spinlock();
    /*  锁住该队列  */
    raw_spin_lock(&rq->lock);
    lockdep_pin_lock(&rq->lock);

    rq->clock_skip_update <<= 1; /* promote REQ to ACT */

    /*  切换次数记录, 默认认为非主动调度计数(抢占)  */
    switch_count = &prev->nivcsw;

    /*
     *  scheduler检查prev的状态state和内核抢占表示
     *  如果prev是不可运行的, 并且在内核态没有被抢占
     *  
     *  此时当前进程不是处于运行态, 并且不是被抢占
     *  此时不能只检查抢占计数
     *  因为可能某个进程(如网卡轮询)直接调用了schedule
     *  如果不判断prev->stat就可能误认为task进程为RUNNING状态
     *  到达这里，有两种可能，一种是主动schedule, 另外一种是被抢占
     *  被抢占有两种情况, 一种是时间片到点, 一种是时间片没到点
     *  时间片到点后, 主要是置当前进程的need_resched标志
     *  接下来在时钟中断结束后, 会preempt_schedule_irq抢占调度
     *  
     *  那么我们正常应该做的是应该将进程prev从就绪队列rq中删除, 
     *  但是如果当前进程prev有非阻塞等待信号, 
     *  并且它的状态是TASK_INTERRUPTIBLE
     *  我们就不应该从就绪队列总删除它 
     *  而是配置其状态为TASK_RUNNING, 并且把他留在rq中

    /*  如果内核态没有被抢占, 并且内核抢占有效
        即是否同时满足以下条件：
        1  该进程处于停止状态
        2  该进程没有在内核态被抢占 */
    if (!preempt && prev->state)
    {

        /*  如果当前进程有非阻塞等待信号，并且它的状态是TASK_INTERRUPTIBLE  */
        if (unlikely(signal_pending_state(prev->state, prev)))
        {
            /*  将当前进程的状态设为：TASK_RUNNING  */
            prev->state = TASK_RUNNING;
        }
        else   /*  否则需要将prev进程从就绪队列中删除*/
        {
            /*  将当前进程从runqueue(运行队列)中删除  */
            deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP);

            /*  标识当前进程不在runqueue中  */
            prev->on_rq = 0;

            /*
             * If a worker went to sleep, notify and ask workqueue
             * whether it wants to wake up a task to maintain
             * concurrency.
             */
            if (prev->flags & PF_WQ_WORKER) {
                struct task_struct *to_wakeup;

                to_wakeup = wq_worker_sleeping(prev);
                if (to_wakeup)
                    try_to_wake_up_local(to_wakeup);
            }
        }
        /*  如果不是被抢占的，就累加主动切换次数  */
        switch_count = &prev->nvcsw;
    }

    /*  如果prev进程仍然在就绪队列上没有被删除  */
    if (task_on_rq_queued(prev))
        update_rq_clock(rq);  /*  跟新就绪队列的时钟  */

    /*  挑选一个优先级最高的任务将其排进队列  */
    next = pick_next_task(rq, prev);
    /*  清除pre的TIF_NEED_RESCHED标志  */
    clear_tsk_need_resched(prev);
    /*  清楚内核抢占标识  */
    clear_preempt_need_resched();

    rq->clock_skip_update = 0;

    /*  如果prev和next非同一个进程  */
    if (likely(prev != next))
    {
        rq->nr_switches++;  /*  队列切换次数更新  */
        rq->curr = next;    /*  将next标记为队列的curr进程  */
        ++*switch_count;    /* 进程切换次数更新  */

        trace_sched_switch(preempt, prev, next);
        /*  进程之间上下文切换    */
        rq = context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq */
    }
    else    /*  如果prev和next为同一进程，则不进行进程切换  */
    {
        lockdep_unpin_lock(&rq->lock);
        raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);
    }

    balance_callback(rq);
}
STACK_FRAME_NON_STANDARD(__schedule); /* switch_to() */

2.3.2 pick_next_task选择抢占的进程

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内核从cpu的就绪队列中选择一个最合适的进程来抢占CPU

<pre class="prettyprint" name="code">```c
next = pick_next_task(rq);

全局的pick_next_task函数会从按照优先级遍历所有调度器类的pick_next_task函数, 去查找最优的那个进程, 当然因为大多数情况下, 系统中全是CFS调度的非实时进程, 因而linux内核也有一些优化的策略

其执行流程如下

如果当前cpu上所有的进程都是cfs调度的普通非实时进程, 则直接用cfs调度, 如果无程序可调度则调度idle进程
否则从优先级最高的调度器类sched_class_highest(目前是stop_sched_class)开始依次遍历所有调度器类的pick_next_task函数, 选择最优的那个进程执行

其定义在kernel/sched/core.c, line 3068, 如下所示

<pre class="prettyprint" name="code">```c
/*
 * Pick up the highest-prio task:
 */
static inline struct task_struct *
pick_next_task(struct rq *rq, struct task_struct *prev)
{
    const struct sched_class *class = &fair_sched_class;
    struct task_struct *p;

    /*
     * Optimization: we know that if all tasks are in
     * the fair class we can call that function directly:
     *
     * 如果待被调度的进程prev是隶属于CFS的普通非实时进程
     * 而当前cpu的全局就绪队列rq中的进程数与cfs_rq的进程数相等
     * 则说明当前cpu上的所有进程都是由cfs调度的普通非实时进程
     *
     * 那么我们选择最优进程的时候
     * 就只需要调用cfs调度器类fair_sched_class的选择函数pick_next_task
     * 就可以找到最优的那个进程p
     */
    /*  如果当前所有的进程都被cfs调度, 没有实时进程  */
    if (likely(prev->sched_class == class &&
           rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running))
    {
        /*  调用cfs的选择函数pick_next_task找到最优的那个进程p*/
        p = fair_sched_class.pick_next_task(rq, prev);
        /*  #define RETRY_TASK ((void *)-1UL)有被其他调度气找到合适的进程  */
        if (unlikely(p == RETRY_TASK))
            goto again; /*  则遍历所有的调度器类找到最优的进程 */

        /* assumes fair_sched_class->next == idle_sched_class */
        if (unlikely(!p))   /*  如果没有进程可被调度  */
            p = idle_sched_class.pick_next_task(rq, prev); /*  则调度idle进程  */

        return p;
    }

/*  进程中所有的调度器类, 是通过next域链接域链接在一起的
 *  调度的顺序为stop -> dl -> rt -> fair -> idle 
 *  again出的循环代码会遍历他们找到一个最优的进程  */
again:
    for_each_class(class)
    {
        p = class->pick_next_task(rq, prev);
        if (p)
        {
            if (unlikely(p == RETRY_TASK))
                goto again;
            return p;
        }
    }

    BUG(); /* the idle class will always have a runnable task */
}

进程中所有的调度器类, 是通过next域链接域链接在一起的, 调度的顺序为

stop -> dl -> rt -> fair -> idle

其中for_each_class遍历所有的调度器类, 依次执行pick_next_task操作选择最优的进程

它会从优先级最高的sched_class_highest(目前是stop_sched_class)查起, 依次按照调度器类的优先级从高到低的顺序调用调度器类对应的pick_next_task_fair函数直到查找到一个能够被调度的进程

for_each_class定义在kernel/sched/sched.h, 如下所示

<pre class="prettyprint" name="code">```c
#define sched_class_highest (&stop_sched_class)
#define for_each_class(class) \
   for (class = sched_class_highest; class; class = class->next)

extern const struct sched_class stop_sched_class;
extern const struct sched_class dl_sched_class;
extern const struct sched_class rt_sched_class;
extern const struct sched_class fair_sched_class;
extern const struct sched_class idle_sched_class;

除了全局的pick_next_task函数, 每个调度器类都提供了pick_next_task函数用以查找对应调度器下的最优进程, 其定义如下所示

调度器类pick_next策略pick_next_task_fair函数stop_sched_class kernel/sched/stop_task.c, line 121, pick_next_task_stopdl_sched_class kernel/sched/deadline.c, line 1782, pick_next_task_dlrt_sched_class取出合适的进程后, dequeue_pushable_task从pushable队列里取出来/kernel/sched/rt.c, line 1508, pick_next_task_rtfail_sched_classpick_next_task_fair,从红黑树里，选出vtime最小的那个进程，调用set_next_entity将其出队kernel/sched/fair.c, line 5441, pick_next_task_failidle_sched_class直接调度idle进程kernel/sched/idle_task.c, line 26, pick_next_task_idle> 实际上，对于RT进程，put和pick并不操作运行队列

对于FIFO和RR的区别，在scheduler_tick中通过curr->sched_class->task_tick进入到task_tick_rt的处理, 如果是非RR的进程则直接返回，否则递减时间片，如果时间片耗完，则需要将当前进程放到运行队列的末尾, 这个时候才操作运行队列（FIFO和RR进程，是否位于同一个plist队列？），时间片到点，会重新移动当前进程requeue_task_rt，进程会被加到队列尾，接下来set_tsk_need_resched触发调度，进程被抢占进入schedule

问题1 : 为什么要多此一举判断所有的进程是否全是cfs调度的普通非实时进程?

加快经常性事件, 是程序开发中一个优化的准则, 那么linux系统中最普遍的进程是什么呢? 肯定是非实时进程啊, 其调度器必然是cfs, 因此

<pre class="prettyprint" name="code">```c
rev->sched_class == class && rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running

这种情形发生的概率是很大的, y也就是说多数情形下, 我们的linux中进程全是cfs调度的

而likely这个宏业表明了这点, 这也是gcc内建的一个编译选项, 它其实就是告诉编译器表达式很大的情况下为真, 编译器可以对此做出优化

<pre class="prettyprint" name="code">```c
//  http://lxr.free-electrons.com/source/tools/virtio/linux/kernel.h?v=4.6#L91
 #ifndef likely
 # define likely(x)     (__builtin_expect(!!(x), 1))
 #endif

 #ifndef unlikely
 # define unlikely(x)   (__builtin_expect(!!(x), 0))
 #endif

2.4 context_switch进程上下文切换

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进程上下文的切换其实是一个很复杂的过程, 我们在这里不能详述, 但是我会尽可能说明白
具体的内容请参照

2.4.1 进程上下文切换

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上下文切换(有时也称做进程切换或任务切换)是指CPU从一个进程或线程切换到另一个进程或线程

稍微详细描述一下，上下文切换可以认为是内核（操作系统的核心）在 CPU 上对于进程（包括线程）进行以下的活动：

挂起一个进程，将这个进程在 CPU 中的状态（上下文）存储于内存中的某处，
在内存中检索下一个进程的上下文并将其在 CPU 的寄存器中恢复
跳转到程序计数器所指向的位置（即跳转到进程被中断时的代码行），以恢复该进程

因此上下文是指某一时间点CPU寄存器和程序计数器的内容, 广义上还包括内存中进程的虚拟地址映射信息.

上下文切换只能发生在内核态中, 上下文切换通常是计算密集型的。也就是说，它需要相当可观的处理器时间，在每秒几十上百次的切换中，每次切换都需要纳秒量级的时间。所以，上下文切换对系统来说意味着消耗大量的 CPU 时间，事实上，可能是操作系统中时间消耗最大的操作。
Linux相比与其他操作系统（包括其他类 Unix 系统）有很多的优点，其中有一项就是，其上下文切换和模式切换的时间消耗非常少.

2.4.2 context_switch流程

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context_switch函数完成了进程上下文的切换, 其定义在kernel/sched/core.c#L2711

context_switch( )函数建立next进程的地址空间。进程描述符的active_mm字段指向进程所使用的内存描述符，而mm字段指向进程所拥有的内存描述符。对于一般的进程，这两个字段有相同的地址，但是，内核线程没有它自己的地址空间而且它的 mm字段总是被设置为 NULL

context_switch( )函数保证：如果next是一个内核线程, 它使用prev所使用的地址空间

它主要执行如下操作

调用switch_mm(), 把虚拟内存从一个进程映射切换到新进程中
调用switch_to(),从上一个进程的处理器状态切换到新进程的处理器状态。这包括保存、恢复栈信息和寄存器信息

由于不同架构下地址映射的机制有所区别, 而寄存器等信息弊病也是依赖于架构的, 因此switch_mm和switch_to两个函数均是体系结构相关的

2.4.3 switch_mm切换进程虚拟地址空间

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switch_mm主要完成了进程prev到next虚拟地址空间的映射, 由于内核虚拟地址空间是不许呀切换的, 因此切换的主要是用户态的虚拟地址空间

这个是一个体系结构相关的函数, 其实现在对应体系结构下的arch/对应体系结构/include/asm/mmu_context.h文件中, 我们下面列出了几个常见体系结构的实现

体系结构switch_mm实现x86arch/x86/include/asm/mmu_context.h, line 118armarch/arm/include/asm/mmu_context.h, line 126arm64arch/arm64/include/asm/mmu_context.h, line 183

其主要工作就是切换了进程的CR3

控制寄存器（CR0～CR3）用于控制和确定处理器的操作模式以及当前执行任务的特性
CR0中含有控制处理器操作模式和状态的系统控制标志；
CR1保留不用；
CR2含有导致页错误的线性地址；
CR3中含有页目录表物理内存基地址，因此该寄存器也被称为页目录基地址寄存器PDBR（Page-Directory Base address Register）。

2.4.4 switch_to切换进程堆栈和寄存器

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执行环境的切换是在switch_to()中完成的, switch_to完成最终的进程切换，它保存原进程的所有寄存器信息，恢复新进程的所有寄存器信息，并执行新的进程

调度过程可能选择了一个新的进程, 而清理工作则是针对此前的活动进程, 请注意, 这不是发起上下文切换的那个进程, 而是系统中随机的某个其他进程, 内核必须想办法使得进程能够与context_switch例程通信, 这就可以通过switch_to宏实现. 因此switch_to函数通过3个参数提供2个变量,

在新进程被选中时, 底层的进程切换冽程必须将此前执行的进程提供给context_switch, 由于控制流会回到陔函数的中间, 这无法用普通的函数返回值来做到, 因此提供了3个参数的宏

<pre class="prettyprint" name="code">```c
/*
 * Saving eflags is important. It switches not only IOPL between tasks,
 * it also protects other tasks from NT leaking through sysenter etc.
*/
#define switch_to(prev, next, last)

体系结构switch_to实现x86arch/x86/include/asm/switch_to.h中两种实现

定义CONFIG_X86_32宏

未定义CONFIG_X86_32宏armarch/arm/include/asm/switch_to.h, line 25通用include/asm-generic/switch_to.h, line 25

内核在switch_to中执行如下操作

进程切换, 即esp的切换, 由于从esp可以找到进程的描述符
硬件上下文切换, 设置ip寄存器的值, 并jmp到__switch_to函数
堆栈的切换, 即ebp的切换, ebp是栈底指针, 它确定了当前用户空间属于哪个进程

2.5 need_resched, TIF_NEED_RESCHED标识与用户抢占

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2.5.1 need_resched标识TIF_NEED_RESCHED

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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, L2920clear_tsk_need_resched清除指定进程中的need_resched标志include/linux/sched.h, L2926test_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

<pre class="prettyprint" name="code">```c
// 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)

2.5.2 用户抢占和内核抢占

- - - - -

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。

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

当kerne(系统调用或者中断都在kernel中)l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)。

抢占时伴随着schedule()的执行, 因此内核提供了一个TIF_NEED_RESCHED标志来表明是否要用schedule()调度一次

根据抢占发生的时机分为用户抢占和内核抢占。

用户抢占发生在内核即将返回到用户空间的时候。内核抢占发生在返回内核空间的时候。

抢占类型描述抢占发生时机用户抢占内核在即将返回用户空间时检查进程是否设置了TIF_NEED_RESCHED标志，如果设置了，就会发生用户抢占.从系统调用或中断处理程序返回用户空间的时候内核抢占在不支持内核抢占的内核中，内核进程如果自己不主动停止，就会一直的运行下去。无法响应实时进程. 抢占内核虽然牺牲了上下文切换的开销, 但获得了更大的吞吐量和响应时间

2.6的内核添加了内核抢占，同时为了某些地方不被抢占，又添加了自旋锁. 在进程的thread_info结构中添加了preempt_count该数值为0，当进程使用一个自旋锁时就加1，释放一个自旋锁时就减1. 为0时表示内核可以抢占.从中断处理程序返回内核空间时，内核会检查preempt_count和TIF_NEED_RESCHED标志，如果进程设置了 TIF_NEED_RESCHED标志,并且preempt_count为0，发生内核抢占

当内核再次用于可抢占性的时候，当进程所有的自旋锁都释放了，释放程序会检查TIF_NEED_RESCHED标志，如果设置了就会调用schedule
显示调用schedule时
内核中的进程被堵塞的时候3 总结

- - - - -

3.1 schedule调度流程

=================================================================================================================================================

schedule就是主调度器的函数, 在内核中的许多地方, 如果要将CPU分配给与当前活动进程不同的另一个进程, 都会直接调用主调度器函数schedule, 该函数定义在kernel/sched/core.c, L3243, 如下所示

该函数完成如下工作

确定当前就绪队列, 并在保存一个指向当前(仍然)活动进程的task_struct指针
检查死锁, 关闭内核抢占后调用__schedule完成内核调度
恢复内核抢占, 然后检查当前进程是否设置了重调度标志TLF_NEDD_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

<pre class="prettyprint" name="code">```c
    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    */

3.2 __schedule如何完成内核抢占

完成一些必要的检查, 并设置进程状态, 处理进程所在的就绪队列
调度全局的pick_next_task选择抢占的进程
- 如果当前cpu上所有的进程都是cfs调度的普通非实时进程, 则直接用cfs调度, 如果无程序可调度则调度idle进程
- 否则从优先级最高的调度器类sched_class_highest(目前是stop_sched_class)开始依次遍历所有调度器类的pick_next_task函数, 选择最优的那个进程执行
context_switch完成进程上下文切换
- 调用switch_mm(), 把虚拟内存从一个进程映射切换到新进程中
- 调用switch_to(),从上一个进程的处理器状态切换到新进程的处理器状态。这包括保存、恢复栈信息和寄存器信息

3.3 调度的内核抢占和用户抢占

内核在完成调度的过程中总是先关闭内核抢占, 等待内核完成调度的工作后, 再把内核抢占开启, 如果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.

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, 此次调度由于发生在内核态因此仍然是一次内核抢占

need_resched条件其实是判断need_resched标识TIF_NEED_RESCHED的值, 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,

而内核抢占是通过自旋锁preempt_count实现的, 同样当内核可以进行内核抢占的时候(比如从中断处理程序返回内核空间或内核中的进程被堵塞的时候)，内核会检查preempt_count和TIF_NEED_RESCHED标志，如果进程设置了 TIF_NEED_RESCHED标志,并且preempt_count为0，发生内核抢占

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