Linux内核态抢占机制分析

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。

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

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  1. struct thread_info {

  2. struct task_struct task; / main task structure /

  3. struct exec_domain exec_domain; / execution domain /

  4. /

  5. 如果有TIF_NEED_RESCHED标志,则必须调用调度程序。

  6. /

  7. unsigned long flags; / low level flags /

  8. /

  9. 线程标志:

  10. TS_USEDFPU:表示进程在当前执行过程中,是否使用过FPU、MMX和XMM寄存器。

  11. /

  12. unsigned long status; / thread-synchronous flags /

  13. /**

  14. 可运行进程所在运行队列的CPU逻辑号。

  15. /

  16. __u32 cpu; / current CPU /

  17. __s32 preempt_count; / 0 => preemptable, <0 ==""> BUG /


  18. mm_segment_t addr_limit; / thread address space:

  19. 0-0xBFFFFFFF for user-thead

  20. 0-0xFFFFFFFF for kernel-thread

  21. /

  22. struct restart_block restart_block;


  23. unsigned long previous_esp; / ESP of the previous stack in case

  24. of nested (IRQ) stacks

  25. /

  26. __u8 supervisor_stack[0];

  27. };


4.2 代码流程

禁用/使能可抢占条件的函数

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  1. #ifdef CONFIG_DEBUG_PREEMPT

  2. extern void fastcall add_preempt_count(int val);

  3. extern void fastcall sub_preempt_count(int val);

  4. #else

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

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

  7. #endif


  8. #define inc_preempt_count() add_preempt_count(1)

  9. #define dec_preempt_count() sub_preempt_count(1)


  10. /**

  11. 在thread_info描述符中选择preempt_count字段

  12. /

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

  14. #ifdef CONFIG_PREEMPT

  15. asmlinkage void preempt_schedule(void);


  16. /**

  17. 使抢占计数加1

  18. /

  19. #define preempt_disable()

  20. do {

  21. inc_preempt_count();

  22. barrier();

  23. } while (0)


  24. /**

  25. 使抢占计数减1

  26. /

  27. #define preempt_enable_no_resched()

  28. do {

  29. barrier();

  30. dec_preempt_count();

  31. } while (0)


  32. #define preempt_check_resched()

  33. do {

  34. if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)))

  35. preempt_schedule();

  36. } while (0)


  37. /**

  38. 使抢占计数减1,并在thread_info描述符的TIF_NEED_RESCHED标志被置为1的情况下,调用preempt_schedule()

  39. /

  40. #define preempt_enable()

  41. do {

  42. preempt_enable_no_resched();

  43. preempt_check_resched();

  44. } while (0)


  45. #else


  46. #define preempt_disable() do { } while (0)

  47. #define preempt_enable_no_resched() do { } while (0)

  48. #define preempt_enable() do { } while (0)

  49. #define preempt_check_resched() do { } while (0)


  50. #endif


设置need_resched标志的函数

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  1. static inline void set_tsk_need_resched(struct task_struct tsk)

  2. {

  3. set_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED);

  4. }


  5. static inline void clear_tsk_need_resched(struct task_struct *tsk)

  6. {

  7. clear_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED);

  8. }


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