本文首要介绍非抢占式内核（Non-Preemptive Kernel）和可抢占式内核（PreempTIve Kernel）的差异。接着剖析Linux下有两种抢占：用户态抢占（User PreempTIon）、内核态抢占（Kernel PreempTIon）。然后剖析了在内核态下：怎么判别能否抢占内核（什么是可抢占的条件）；何时触发从头调度（何时设置可抢占条件）；抢占产生的机遇（何时查看可抢占的条件）；什么时候不能抢占内核。最终剖析了2.6kernel中怎么支撑抢占内核。
1 非抢占式和可抢占式内核的差异
为了简化问题，我运用嵌入式实时体系uC/OS作为比方。首要要指出的是，uC/OS只需内核态，没有用户态，这和Linux不一样。
多使命体系中，内核担任办理各个使命，或许说为每个使命分配CPU时刻，而且担任使命之间的通讯。内核供给的根本服务是使命切换。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，便是要决议该轮到哪个使命运转了。大都实时内核是依据优先级调度法的。每个使命依据其重要程度的不同被赋予必定的优先级。依据优先级的调度法指，CPU总是让处在安排妥当态的优先级最高的使命先运转。可是，终究何时让高优先级使命把握CPU的运用权，有两种不同的状况，这要看用的是什么类型的内核，是不行掠夺型的仍是可掠夺型内核。
非抢占式内核
非抢占式内核是由使命自动抛弃CPU的运用权。非抢占式调度法也称作协作型多使命，各个使命互相协作同享一个CPU。异步事情仍是由间断服务来处理。间断服务能够使一个高优先级的使命由挂起状况变为安排妥当状况。但间断服务今后控制权仍是回到本来被间断了的那个使命，直到该使命自动抛弃CPU的运用权时，那个高优先级的使命才干取得CPU的运用权。非抢占式内核如下图所示。
非抢占式内核的长处有：
间断呼应快（与抢占式内核比较）；
答应运用不行重入函数；
简直不需求运用信号量维护同享数据。运转的使命占有CPU，不用忧虑被其他使命抢占。这不是肯定的，在打印机的运用上，仍需求满意互斥条件。
非抢占式内核的缺陷有：
使命呼应时刻慢。高优先级的使命现已进入安排妥当态，但还不能运转，要比及当时运转着的使命开释CPU。
非抢占式内核的使命级呼应时刻是不确定的，不知道什么时候最高优先级的使命才干拿到CPU的控制权，彻底取决于应用程序什么时候开释CPU。
抢占式内核
运用抢占式内核能够确保体系呼应时刻。最高优先级的使命一旦安排妥当，总能得到CPU的运用权。当一个运转着的使命使一个比它优先级高的使命进入了安排妥当态，当时使命的CPU运用权就会被掠夺，或许说被挂起了，那个高优先级的使命马上得到了CPU的控制权。假设是间断服务子程序使一个高优先级的使命进入安排妥当态，间断完结时，间断了的使命被挂起，优先级高的那个使命开端运转。抢占式内核如下图所示。
抢占式内核的长处有：
运用抢占式内核，最高优先级的使命什么时候能够履行，能够得到CPU的运用权是可知的。运用抢占式内核使得使命级呼应时刻得以最优化。
抢占式内核的缺陷有：
不能直接运用不行重入型函数。调用不行重入函数时，要满意互斥条件，这点能够运用互斥型信号量来完结。假设调用不行重入型函数时，低优先级的使命CPU的运用权被高优先级使命掠夺，不行重入型函数中的数据有或许被损坏。
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。用户程序的上下文归于用户态，体系调用和间断处理例程上下文归于内核态。在2.6 kernel曾经，Linux kernel只支撑用户态抢占。
2.1 用户态抢占（User PreempTIon）
在kernel回来用户态（user-space）时，而且need_resched标志为1时，scheduler被调用，这便是用户态抢占。当kernel回来用户态时，体系能够安全的履行当时的使命，或许切换到别的一个使命。当间断处理例程或许体系调用完结后，kernel回来用户态时，need_resched标志的值会被查看，假设它为1，调度器会挑选一个新的使命并履行。间断和体系调用的回来途径（return path）的完结在entry.S中（entry.S不只包含kernel entry code，也包含kernel exit code）。
2.2 内核态抢占（Kernel Preemption）
在2.6 kernel曾经，kernel code（间断和体系调用归于kernel code）会一向运转，直到code被完结或许被堵塞（体系调用能够被堵塞）。在 2.6 kernel里，Linux kernel变成可抢占式。当从间断处理例程回来到内核态（kernel-space）时，kernel会查看是否能够抢占和是否需求从头调度。kernel能够在任何时刻点上抢占一个使命（由于间断能够产生在任何时刻点上），只需在这个时刻点上kernel的状况是安全的、可从头调度的。
3 内核态抢占的规划
3.1 可抢占的条件
要满意什么条件，kernel才能够抢占一个使命的内核态呢？
没持有锁。锁是用于维护临界区的，不能被抢占。
Kernel code可重入（reentrant）。由于kernel是SMP-safe的，所以满意可重入性。
怎么判别当时上下文（间断处理例程、体系调用、内核线程等）是没持有锁的？Linux在每个每个使命的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 内核态需求抢占的触发条件
内核供给了一个need_resched标志（这个标志在使命结构thread_info中）来标明是否需求从头履行调度。
3.3 何时触发从头调度
set_tsk_need_resched（）：设置指定进程中的need_resched标志
clear_tsk need_resched（）：铲除指定进程中的need_resched标志
need_resched（）：查看need_ resched标志的值;假设被设置就回来真，不然回来假
什么时候需求从头调度：
时钟间断处理例程查看当时使命的时刻片，当使命的时刻片耗费完时，scheduler_tick（）函数就会设置need_resched标志；
信号量、比及行列、completion等机制唤醒时都是依据waitqueue的，而waitqueue的唤醒函数为default_wake_function，其调用try_to_wake_up将被唤醒的使命更改为安排妥当状况并设置need_resched标志。
设置用户进程的nice值时，或许会使高优先级的使命进入安排妥当状况；
改动使命的优先级时，或许会使高优先级的使命进入安排妥当状况；
新建一个使命时，或许会使高优先级的使命进入安排妥当状况；
对CPU（SMP）进行负载均衡时，当时使命或许需求放到别的一个CPU上运转；
3.4 抢占产生的机遇（何时查看可抢占条件）
当一个间断处理例程退出，在回来到内核态时（kernel-space）。这是隐式的调用schedule（）函数，当时使命没有自动抛弃CPU运用权，而是被掠夺了CPU运用权。
当kernel code从不行抢占状况变为可抢占状况时（preemptible again）。也便是preempt_count从正整数变为0时。这也是隐式的调用schedule（）函数。
一个使命在内核态中显式的调用schedule（）函数。使命自动抛弃CPU运用权。
一个使命在内核态中被堵塞，导致需求调用schedule（）函数。使命自动抛弃CPU运用权。
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（）函数去查看是否需求从头调度。
禁用可抢占条件的操作是preempt_disable（），它调用inc_preempt_count（）函数。
在内核中有许多函数调用了preempt_enable（）和preempt_disable（）。比方spin_lock（）函数调用了preempt_disable（）函数，spin_unlock（）函数调用了preempt_enable（）函数。
3.6 什么时候不答应抢占
preempt_count（）函数用于获取preempt_count的值，preemptible（）用于判别内核是否可抢占。
有几种状况Linux内核不该该被抢占，除此之外，Linux内核在恣意一点都可被抢占。这几种状况是：
内核正进行间断处理。在Linux内核中进程不能抢占间断（间断只能被其他间断间断、抢占，进程不能间断、抢占间断），在间断例程中不答应进行进程调度。进程调度函数schedule（）会对此作出判别，假设是在间断中调用，会打印犯错信息。
内核正在进行间断上下文的Bottom Half（间断的下半部）处理。硬件间断回来前会履行软间断，此刻依然处于间断上下文中。
内核的代码段正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等锁，处干这些锁的维护状况中。内核中的这些锁是为了在SMP体系中短时刻内确保不同CPU上运转的进程并发履行的正确性。当持有这些锁时，内核不该该被抢占，不然由于抢占将导致其他CPU长时间不能取得锁而死等。
内核正在履行调度程序Scheduler。抢占的原因便是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运转调度程序。
内核正在对每个CPU“私有”的数据结构操作（Per-CPU date structures）。在SMP中，关于per-CPU数据结构未用spinlocks维护，由于这些数据结构隐含地被维护了（不同的CPU有不一样的per-CPU数据，其他CPU上运转的进程不会用到另一个CPU的per-CPU数据）。可是假设答应抢占，但一个进程被抢占后从头调度，有或许调度到其他的CPU上去，这时界说的Per-CPU变量就会有问题，这时应禁抢占。
4 Linux内核态抢占的完结
4.1 数据结构
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struct thread_info {
struct task_struct *task; /* main task structure */
struct exec_domain *exec_domain; /* execution domain */
/**
* 假设有TIF_NEED_RESCHED标志，则有必要调用调度程序。
*/
unsigned long flags; /* low level flags */
/**
* 线程标志：
* TS_USEDFPU：表明进程在当时履行过程中，是否运用过FPU、MMX和XMM寄存器。
*/
unsigned long status; /* thread-synchronous flags */
/**
* 可运转进程地点运转行列的CPU逻辑号。
*/
__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 代码流程
禁用/使能可抢占条件的函数
［cpp］ view plain copy
#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描述符中挑选preempt_count字段
*/
#define preempt_count（） （current_thread_info（）-》preempt_count）
#ifdef CONFIG_PREEMPT
asmlinkage void preempt_schedule（void）;
/**
* 使抢占计数加1
*/
#define preempt_disable（） \
do { \
inc_preempt_count（）; \
barrier（）; \
} while （0）
/**
* 使抢占计数减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）
/**
* 使抢占计数减1，并在thread_info描述符的TIF_NEED_RESCHED标志被置为1的状况下，调用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
设置need_resched标志的函数
［cpp］ view plain copy
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）;
}
