本文首先介紹非搶占式核心(Non-Preemptive Kernel)和可搶占式核心(Preemptive Kernel)的差別。接着分析Linux下有兩種搶占：使用者态搶占(User Preemption)、核心态搶占(Kernel Preemption)。然後分析了在核心态下：如何判斷能否搶占核心(什麼是可搶占的條件);何時觸發重新排程(何時設定可搶占條件);搶占發生的時機(何時檢查可搶占的條件);什麼時候不能搶占核心。最後分析了2.6kernel中如何支援搶占核心。
1. 非搶占式和可搶占式核心的差別
為了簡化問題，我使用嵌入式實時系統uC/OS作為例子。首先要指出的是，uC/OS隻有核心态，沒有使用者态，這和Linux不一樣。
多任務系統中，核心負責管理各個任務，或者說為每個任務配置設定CPU時間，并且負責任務之間的通訊。核心提供的基本服務是任務切換。排程(Scheduler),英文還有一詞叫dispatcher，也是排程的意思。這是核心的主要職責之一，就是要決定該輪到哪個任務運作了。多數實時核心是基于優先級排程法的。每個任務根據其重要程度的不同被賦予一定的優先級。基于優先級的排程法指，CPU總是讓處在就緒态的優先級最高的任務先運作。然而，究竟何時讓高優先級任務掌握CPU的使用權，有兩種不同的情況，這要看用的是什麼類型的核心，是不可剝奪型的還是可剝奪型核心。
非搶占式核心
非搶占式核心是由任務主動放棄CPU的使用權。非搶占式排程法也稱作合作型多任務，各個任務彼此合作共享一個CPU。異步事件還是由中斷服務來處理。中斷服務可以使一個高優先級的任務由挂起狀态變為就緒狀态。但中斷服務以後控制權還是回到原來被中斷了的那個任務，直到該任務主動放棄CPU的使用權時，那個高優先級的任務才能獲得CPU的使用權。非搶占式核心如下圖所示。
非搶占式核心的優點有：
中斷響應快(與搶占式核心比較); 允許使用不可重入函數; 幾乎不需要使用信号量保護共享資料。運作的任務占有CPU，不必擔心被别的任務搶占。這不是絕對的，在列印機的使用上，仍需要滿足互斥條件。
非搶占式核心的缺點有：
任務響應時間慢。高優先級的任務已經進入就緒态，但還不能運作，要等到目前運作着的任務釋放CPU。 非搶占式核心的任務級響應時間是不确定的，不知道什麼時候最高優先級的任務才能拿到CPU的控制權，完全取決于應用程式什麼時候釋放CPU。
搶占式核心
使用搶占式核心可以保證系統響應時間。最高優先級的任務一旦就緒，總能得到CPU的使用權。當一個運作着的任務使一個比它優先級高的任務進入了就緒态，目前任務的CPU使用權就會被剝奪，或者說被挂起了，那個高優先級的任務立刻得到了CPU的控制權。如果是中斷服務子程式使一個高優先級的任務進入就緒态，中斷完成時，中斷了的任務被挂起，優先級高的那個任務開始運作。搶占式核心如下圖所示。
搶占式核心的優點有：
使用搶占式核心，最高優先級的任務什麼時候可以執行，可以得到CPU的使用權是可知的。使用搶占式核心使得任務級響應時間得以最優化。
搶占式核心的缺點有：
不能直接使用不可重入型函數。調用不可重入函數時，要滿足互斥條件，這點可以使用互斥型信号量來實作。如果調用不可重入型函數時，低優先級的任務CPU的使用權被高優先級任務剝奪，不可重入型函數中的資料有可能被破壞。
2. Linux下的使用者态搶占和核心态搶占
Linux除了核心态外還有使用者态。使用者程式的上下文屬于使用者态，系統調用和中斷處理例程上下文屬于核心态。在2.6 kernel以前，Linux kernel隻支援使用者态搶占。
2.1 使用者态搶占(User Preemption)
在kernel傳回使用者态(user-space)時，并且need_resched标志為1時，scheduler被調用，這就是使用者态搶占。當kernel傳回使用者态時，系統可以安全的執行目前的任務，或者切換到另外一個任務。當中斷處理例程或者系統調用完成後，kernel傳回使用者态時，need_resched标志的值會被檢查，假如它為1，排程器會選擇一個新的任務并執行。
中斷和系統調用的傳回路徑(return path)的實作在entry.S中(entry.S不僅包括kernel entry code，也包括kernel exit code)。
2.2 核心态搶占(Kernel Preemption)
在2.6 kernel以前，kernel code(中斷和系統調用屬于kernel code)會一直運作，直到code被完成或者被阻塞(系統調用可以被阻塞)。在 2.6 kernel裡，Linux kernel變成可搶占式。當從中斷處理例程傳回到核心态(kernel-space)時，kernel會檢查是否可以搶占和是否需要重新排程。kernel可以在任何時間點上搶占一個任務(因為中斷可以發生在任何時間點上)，隻要在這個時間點上kernel的狀态是安全的、可重新排程的。
3. 核心态搶占的設計
3.1 可搶占的條件
要滿足什麼條件，kernel才可以搶占一個任務的核心态呢?
沒持有鎖。鎖是用于保護臨界區的，不能被搶占。 Kernel code可重入(reentrant)。因為kernel是SMP-safe的，是以滿足可重入性。
如何判斷目前上下文(中斷處理例程、系統調用、核心線程等)是沒持有鎖的?Linux在每個每個任務的thread_info結構中增加了preempt_count變量作為preemption的計數器。這個變量初始為0，當加鎖時計數器增一，當解鎖時計數器減一。
3.2 核心态需要搶占的觸發條件
核心提供了一個need_resched标志(這個标志在任務結構thread_info中)來表明是否需要重新執行排程。
3.3 何時觸發重新排程
set_tsk_need_resched()：設定指定程序中的need_resched标志
clear_tsk need_resched()：清除指定程序中的need_resched标志
need_resched()：檢查need_ resched标志的值;如果被設定就傳回真，否則傳回假
什麼時候需要重新排程：
時鐘中斷處理例程檢查目前任務的時間片，當任務的時間片消耗完時，scheduler_tick()函數就會設定need_resched标志; 信号量、等到隊列、completion等機制喚醒時都是基于waitqueue的，而waitqueue的喚醒函數為default_wake_function，其調用try_to_wake_up将被喚醒的任務更改為就緒狀态并設定need_resched标志。 設定使用者程序的nice值時，可能會使高優先級的任務進入就緒狀态; 改變任務的優先級時，可能會使高優先級的任務進入就緒狀态; 建立一個任務時，可能會使高優先級的任務進入就緒狀态; 對CPU(SMP)進行負載均衡時，目前任務可能需要放到另外一個CPU上運作;
3.4 搶占發生的時機(何時檢查可搶占條件)
當一個中斷處理例程退出，在傳回到核心态時(kernel-space)。這是隐式的調用schedule()函數，目前任務沒有主動放棄CPU使用權，而是被剝奪了CPU使用權。 當kernel code從不可搶占狀态變為可搶占狀态時(preemptible again)。也就是preempt_count從正整數變為0時。這也是隐式的調用schedule()函數。 一個任務在核心态中顯式的調用schedule()函數。任務主動放棄CPU使用權。 一個任務在核心态中被阻塞，導緻需要調用schedule()函數。任務主動放棄CPU使用權。
3.5 禁用/使能可搶占條件的操作
對preempt_count操作的函數有add_preempt_count()、sub_preempt_count()、inc_preempt_count()、dec_preempt_count()。
使能可搶占條件的操作是preempt_enable()，它調用dec_preempt_count()函數，然後再調用preempt_check_resched()函數去檢查是否需要重新排程。
禁用可搶占條件的操作是preempt_disable()，它調用inc_preempt_count()函數。
在核心中有很多函數調用了preempt_enable()和preempt_disable()。比如spin_lock()函數調用了preempt_disable()函數，spin_unlock()函數調用了preempt_enable()函數。
3.6 什麼時候不允許搶占
preempt_count()函數用于擷取preempt_count的值，preemptible()用于判斷核心是否可搶占。
有幾種情況Linux核心不應該被搶占，除此之外，Linux核心在任意一點都可被搶占。這幾種情況是：
核心正進行中斷處理。在Linux核心中程序不能搶占中斷(中斷隻能被其他中斷中止、搶占，程序不能中止、搶占中斷)，在中斷例程中不允許進行程序排程。程序排程函數schedule()會對此作出判斷，如果是在中斷中調用，會列印出錯資訊。 核心正在進行中斷上下文的Bottom Half(中斷的下半部)處理。硬體中斷傳回前會執行軟中斷，此時仍然處于中斷上下文中。 核心的代碼段正持有spinlock自旋鎖、writelock/readlock讀寫鎖等鎖，處幹這些鎖的保護狀态中。核心中的這些鎖是為了在SMP系統中短時間内保證不同CPU上運作的程序并發執行的正确性。當持有這些鎖時，核心不應該被搶占，否則由于搶占将導緻其他CPU長期不能獲得鎖而死等。 核心正在執行排程程式Scheduler。搶占的原因就是為了進行新的排程，沒有理由将排程程式搶占掉再運作排程程式。 核心正在對每個CPU“私有”的資料結構操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，對于per-CPU資料結構未用spinlocks保護，因為這些資料結構隐含地被保護了(不同的CPU有不一樣的per-CPU資料，其他CPU上運作的程序不會用到另一個CPU的per-CPU資料)。但是如果允許搶占，但一個程序被搶占後重新排程，有可能排程到其他的CPU上去，這時定義的Per-CPU變量就會有問題，這時應禁搶占。
4. Linux核心态搶占的實作
4.1 資料結構
[cpp] view plain copy
struct thread_info { struct task_struct *task; /* main task structure */ struct exec_domain *exec_domain; /* execution domain */ /** * 如果有TIF_NEED_RESCHED标志，則必須調用排程程式。 */ unsigned long flags; /* low level flags */ /** * 線程标志: * TS_USEDFPU:表示程序在目前執行過程中，是否使用過FPU、MMX和XMM寄存器。 */ unsigned long status; /* thread-synchronous flags */ /** * 可運作程序所在運作隊列的CPU邏輯号。 */ __u32 cpu; /* current CPU */ __s32 preempt_count; /* 0 => preemptable, <0 => BUG */ mm_segment_t addr_limit; /* thread address space: 0-0xBFFFFFFF for user-thead 0-0xFFFFFFFF for kernel-thread */ struct restart_block restart_block; unsigned long previous_esp; /* ESP of the previous stack in case of nested (IRQ) stacks */ __u8 supervisor_stack[0]; };
4.2 代碼流程
禁用/使能可搶占條件的函數
#ifdef CONFIG_DEBUG_PREEMPT extern void fastcall add_preempt_count(int val); extern void fastcall sub_preempt_count(int val); #else # define add_preempt_count(val) do { preempt_count() += (val); } while (0) # define sub_preempt_count(val) do { preempt_count() -= (val); } while (0) #endif #define inc_preempt_count() add_preempt_count(1) #define dec_preempt_count() sub_preempt_count(1) /** * 在thread_info描述符中選擇preempt_count字段 */ #define preempt_count() (current_thread_info()->preempt_count) #ifdef CONFIG_PREEMPT asmlinkage void preempt_schedule(void); /** * 使搶占計數加1 */ #define preempt_disable() do { inc_preempt_count(); barrier(); } while (0) /** * 使搶占計數減1 */ #define preempt_enable_no_resched() do { barrier(); dec_preempt_count(); } while (0) #define preempt_check_resched() do { if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED))) preempt_schedule(); } while (0) /** * 使搶占計數減1，并在thread_info描述符的TIF_NEED_RESCHED标志被置為1的情況下，調用preempt_schedule() */ #define preempt_enable() do { preempt_enable_no_resched(); preempt_check_resched(); } while (0) #else #define preempt_disable() do { } while (0) #define preempt_enable_no_resched() do { } while (0) #define preempt_enable() do { } while (0) #define preempt_check_resched() do { } while (0) #endif
設定need_resched标志的函數
static inline void set_tsk_need_resched(struct task_struct *tsk) { set_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED); } static inline void clear_tsk_need_resched(struct task_struct *tsk) { clear_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED); }
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