Linux 网络协议栈之内核锁（三）—— Linux内核抢占和进程调度总结

1 用户抢占
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。在内核返回用户空间的时候，它知道自己是安全的。所以，内核无论是在从中断处理程序还是在系统调用后返回，都会检查need
resched标志。如果它被设置了，那么，内核会选择一个其他(更合适的)进程投入运行。
简而言之，用户抢占在以下情况时产生：
1) 从系统调用返回用户空间。
2) 从中断处理程序返回用户空间。
 
2 不可抢占内核的特点
在不支持内核抢占的内核中，内核代码可以一直执行，到它完成为止。也就是说，调度程序没有办法在一个内核级的任务正在执行的时候重新调度—内核中的各任务是协作方式调度的，不具备抢占性。内核代码一直要执行到完成(返回用户空间)或明显的阻塞为止。

3. 为什么需要内核抢占？
实现内核的可抢占对Linux具有重要意义。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。
禁止内核抢占的情况列出如下：
（1）内核执行中断处理例程时不允许内核抢占，中断返回时再执行内核抢占。
（2）当内核执行软中断或tasklet时，禁止内核抢占，软中断返回时再执行内核抢占。
（3）在临界区禁止内核抢占，临界区保护函数通过抢占计数宏控制抢占，计数大于0，表示禁止内核抢占。
 
4. 如何支持抢占内核
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，称为内核抢占锁。这一变量被设置在进程的PCB结构task_struct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。
抢占式Linux内核的修改主要有两点：
一是对中断的入口代码和返回代码进行修改。在中断的入口内核抢占锁preempt_count加1，以禁止内核抢占；在中断的返回处，内核抢占锁preempt_count减1，使内核有可能被抢占。
另一基本修改是重新定义了自旋锁、读、写锁，在锁操作时增加了对preempt count变量的操作。在对这些锁进行加锁操作时preemptcount变量加1，以禁止内核抢占；在释放锁时preemptcount变量减1，并在内核的抢占条件满足且需要重新调度时进行抢占调度。
 
5 设置调度的时机
         内核必须知道在什么时候调用schedule()。如果仅靠用户程序代码显式地调用schedule()，它们可能就会永远地执行下去。相反，内核提供了一个need_resched标志来表明是否需要重新执行一次调度。
1）.当前进程用完了它的CPU时间片，update_process_times()重新进行计算时钟中断触发schduler_tick()的主要作用就是每一个tick 进程陷入内核后， 他的时间片就递减1 ， 当变为0的时候， 会设置TIF_NEED_RESCHED为1 。
2） .当一个进程被唤醒，而且它的优先级比当前进程高 try_to_wake_up()，会设置TIF_NEED_RESCHED为1 。
 
6. 调度的时机
1） 中断返回内核空间：检查preempt_count是否为0和TIF_NEED_RESCHED是否为1
2） 中断或异常返回到user
space：检查TIF_NEED_RESCHED是否为1
3). 显式或者隐式调preemp_enable()函数：检查preempt_count是否为0和TIF_NEED_RESCHED是否为1
4）使能软中断：检查preempt_count是否为0和TIF_NEED_RESCHED是否为1
5）自己主动schedule()
Question：
FIFO实时进程在运行时候，能加载一个新程序吗，cup一直被该实时进程占据 谁来加载这个新进程。
如果可以加载 ，而且这个新进程优先级比原来的高，那如何抢占原来的实时进程（时钟中断?）