Linux 网络协议栈之内核锁(一)—— 进程调度
2018-02-05 22:11
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学习内核锁之前,我们先了解一下关于内核的基础知识,以便更好的学习内核锁的使用!
下面我们先学习一下进程调度:
一、进程调度
调度什么时候发生?即:schedule()函数什么时候被调用?
调度的发生有两种方式:
1、主动式
在内核中直接调用schedule()。当进程需要等待资源等而暂时停止运行时,会把状态置于挂起(睡眠),并主动请求调度,让出CPU。
主动放弃cpu例:
1. current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
2. schedule();
2、被动式(抢占)
用户抢占(Linux2.4、Linux2.6)
内核抢占(Linux2.6)
用户抢占发生在:
* 从系统调用返回用户空间。
* 从中断处理程序返回用户空间。
内核即将返回用户空间的时候,如果need_resched标志被设置,会导致schedule()被调用,此时就会发生用户抢占.
二、内核抢占
内核抢占:
* 在不支持内核抢占的系统中,进程/线程一旦运行于内核空间,就可以一直执行,直到它主动放弃或时间片耗尽为止。这样一些非常紧急的进程或线程将长时间得不到运行。
* 在支持内核抢占的系统中,更高优先级的进程/线程可以抢占正在内核空间运行的低优先级进程/线程。
在支持内核抢占的系统中,某些特例下是不允许内核抢占的:
* 内核正进行中断处理。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(中断的底半部)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。
* 进程正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等,当持有这些锁时,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。
为保证Linux内核在以上情况下不会被抢占,抢占式内核使用了一个变量preempt_count,称为内核抢占计数。这一变量被设置在进程的thread_info结构中。每当内核要进入以上几种状态时,变量preempt_count就加1,指示内核不允许抢占。每当内核从以上几种状态退出时,变量preempt_count就减1,同时进行可抢占的判断与调度。
内核抢占可能发生在:
* 中断处理程序完成,返回内核空间之前。
* 当内核代码再一次具有可抢占性的时候,如解锁及使能软中断等。
内核抢占(中断):
内核抢占(解锁):
下面我们先学习一下进程调度:
一、进程调度
调度什么时候发生?即:schedule()函数什么时候被调用?
调度的发生有两种方式:
1、主动式
在内核中直接调用schedule()。当进程需要等待资源等而暂时停止运行时,会把状态置于挂起(睡眠),并主动请求调度,让出CPU。
主动放弃cpu例:
1. current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;
2. schedule();
2、被动式(抢占)
用户抢占(Linux2.4、Linux2.6)
内核抢占(Linux2.6)
用户抢占发生在:
* 从系统调用返回用户空间。
* 从中断处理程序返回用户空间。
内核即将返回用户空间的时候,如果need_resched标志被设置,会导致schedule()被调用,此时就会发生用户抢占.
* ENTRY(ret_from_exception) //异常返回 get_thread_info tsk mov why, #0 b ret_to_user * __irq_usr: //在用户态收到中断 usr_entry kuser_cmpxchg_check …… …… …… b ret_to_user ENTRY(ret_to_user) ret_slow_syscall: disable_irq @ disable interrupts ldrr1, [tsk, #TI_FLAGS] tstr1, #_TIF_WORK_MASK bne work_pending work_pending: tstr1, #_TIF_NEED_RESCHED bne work_resched work_resched: bl schedule
二、内核抢占
内核抢占:
* 在不支持内核抢占的系统中,进程/线程一旦运行于内核空间,就可以一直执行,直到它主动放弃或时间片耗尽为止。这样一些非常紧急的进程或线程将长时间得不到运行。
* 在支持内核抢占的系统中,更高优先级的进程/线程可以抢占正在内核空间运行的低优先级进程/线程。
在支持内核抢占的系统中,某些特例下是不允许内核抢占的:
* 内核正进行中断处理。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(中断的底半部)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。
* 进程正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等,当持有这些锁时,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。
为保证Linux内核在以上情况下不会被抢占,抢占式内核使用了一个变量preempt_count,称为内核抢占计数。这一变量被设置在进程的thread_info结构中。每当内核要进入以上几种状态时,变量preempt_count就加1,指示内核不允许抢占。每当内核从以上几种状态退出时,变量preempt_count就减1,同时进行可抢占的判断与调度。
内核抢占可能发生在:
* 中断处理程序完成,返回内核空间之前。
* 当内核代码再一次具有可抢占性的时候,如解锁及使能软中断等。
内核抢占(中断):
__irq_svc: /*内核态接收到中断*/ svc_entry 。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。 /*进入中断,抢占计数加1*/ #ifdef CONFIG_PREEMPT get_thread_info tsk ldr r8, [tsk, #TI_PREEMPT] @ get preempt count add r7, r8, #1 @ increment it str r7, [tsk, #TI_PREEMPT] #endif irq_handler /*中断处理*/ #ifdef CONFIG_PREEMPT str r8, [tsk, #TI_PREEMPT] @ restore 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_preempt: mov r8, lr 1: bl preempt_schedule_irq /*调度*/ ldr r0, [tsk, #TI_FLAGS] tst r0, #_TIF_NEED_RESCHED moveqpc, r8
内核抢占(解锁):
void __lockfunc _spin_unlock(spinlock_t *lock) { spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_); _raw_spin_unlock(lock); preempt_enable(); } define preempt_enable() \ do { \ preempt_enable_no_resched(); \ barrier(); \ preempt_check_resched(); \ } while (0) #define preempt_enable_no_resched() \ do { \ barrier(); \ dec_preempt_count();\ /*抢占计数减一*/ } while (0) #define preempt_check_resched() \ do { \ if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED))) \ preempt_schedule();\ /*调度*/ } while (0)
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