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Linux内核抢占实现机制分析 【摘要】本文详解了Linux内核抢占实现机制。首先介绍了内核抢占和用户抢占的概念和区别，接着分析了不可抢占内核的特点及实时系统中实现内核抢占的必要性。然后分析了禁止内核抢占的情况和内核抢占的时机，最后介绍了实现抢占内核所做的改动以及何时需要重新调度。 【关键字】内核抢占，用户抢占，中断， 实时性，自旋锁，抢占时机，调度时机，schedule，preempt count 1 内核抢占概述 2.6新的可抢占式内核是指内核抢占，即当进程位于内核空间时，有一个更高优先级的任务出现时，如果当前内核允许抢占，则可以将当前任务挂起，执行优先级更高的进程。 在2.5.4版本之前，Linux内核是不可抢占的，高优先级的进程不能中止正在内核中运行的低优先级的进程而抢占CPU运行。进程一旦处于核心态(例如用户进程执行系统调用)，则除非进程自愿放弃CPU，否则该进程将一直运行下去，直至完成或退出内核。与此相反，一个可抢占的Linux内核可以让Linux内核如同用户空间一样允许被抢占。当一个高优先级的进程到达时，不管当前进程处于用户态还是核心态，如果当前允许抢占，可抢占内核的Linux都会调度高优先级的进程运行。 2 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： 从系统调返回用户空间。 从中断处理程序返回用户空间。 3 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。 在单CPU情况下，这样的设定大大简化了内核的同步和保护机制。可以分两步对此加以分析： 首先，不考虑进程在内核中自愿放弃CPU的情况(也即在内核中不发生进程的切换)。一个进程一旦进入内核就将一直运行下去，直到完成或退出内核。在其没有完成或退出内核之前，不会有另外一个进程进入内核，即进程在内核中的执行是串行的，不可能有多个进程同时在内核中运行，这样内核代码设计时就不用考虑多个进程同时执行所带来的并发问题。Linux的内核开发人员就不用考虑复杂的进程并发执行互斥访问临界资源的问题。当进程在访问、修改内核的数据结构时就不需要加锁来防止多个进程同时进入临界区。这时只需再考虑一下中断的情况，若有中断处理例程也有可能访问进程正在访问的数据结构，那么进程只要在进入临界区前先进行关中断操作，退出临界区时进行开中断操作就可以了。 再考虑一下进程自愿放弃CPU的情况。因为对CPU的放弃是自愿的、主动的，也就意味着进程在内核中的切换是预先知道的，不会出现在不知道的情况下发生进程的切换。这样就只需在发生进程切换的地方考虑一下多个进程同时执行所可能带来的并发问题，而不必在整个内核范围内都要考虑进程并发执行问题。 4 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。 这对于那些要求高实时响应的系统是不能接受的。而可抢占的内核不仅对Linux的实时应用至关重要，而且能解决Linux对多媒体(video, audio)等要求低延迟的应用支持不够好的缺陷。 由于可抢占内核的重要性，在Linux2.5.4版本发布时，可抢占被并入内核，同SMP一样作为内核的一项标准可选配置。 5 什么情况不允许内核抢占 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： 2 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