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抢占式场景一：

抢占式场景二

抢占的时机

用户态的抢占时机

抢占式机一：

抢占时机二： 

内核态的抢占时机

时机一

时机二

总结

之前讲了主动式调度，就是进程运行到一半，因为等待I/O等操作而主动让出CPU，然后就进入了我们的“进程调度第一定律”。所有进程的调用最终都会走__schedule函数。本篇文章主要讲解的是第二种调度方式——抢占式调度。

抢占式场景一：

抢占式调度发生的场景：一个进程执行时间太长了，是时候切换到另一个进程了。

那怎么衡量一个进程的运行时间呢？在计算机里面有一个时钟，会过一段时间触发一次时钟中断，通知操作系统，时间又过去一个时钟周期，这是个很好的方式，可以查看是否是需要抢占的时间点。

时间中断处理函数会调用scheduler_tick()，它的代码如下：

void scheduler_tick(void)
{int cpu = smp_processor_id();struct rq *rq = cpu_rq(cpu);struct task_struct *curr = rq->curr;
......curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0);cpu_load_update_active(rq);calc_global_load_tick(rq);
......
}

这个函数先取出当然cpu的运行队列，然后得到这个队列上当前正在运行中的进程的 task_struct，然后调用这个task_struct的调度类的task_tick函数，顾名思义这个函数就是来处理时钟事件的。

如果当前运行的进程是普通进程，调度类为fair_sched_class，调用的处理时钟的函数为 task_tick_fair，实现如下：

static void task_tick_fair(struct rq *rq, struct task_struct *curr, int queued)
{struct cfs_rq *cfs_rq;struct sched_entity *se = &curr->se;//当前运行对应的对象实体for_each_sched_entity(se) {cfs_rq = cfs_rq_of(se);//队列entity_tick(cfs_rq, se, queued);}
......
}

根据当前进程的task_struct，找到对应的调度实体sched_entity和cfs_rq队列，调用 entity_tick。

entity_tick的实现如下：

static void
entity_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr, int queued)
{update_curr(cfs_rq);update_load_avg(curr, UPDATE_TG);update_cfs_shares(curr);
.....if (cfs_rq->nr_running > 1)check_preempt_tick(cfs_rq, curr);
}

在entity_tick里面，有熟悉的update_curr。它会更新当前进程的vruntime，然后调用check_preempt_tick。顾名思义就是，检查是否是时候被抢占了。

check_preempt_tick实现如下：

static void
check_preempt_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr)
{unsigned long ideal_runtime, delta_exec;struct sched_entity *se;s64 delta;ideal_runtime = sched_slice(cfs_rq, curr);delta_exec = curr->sum_exec_runtime - curr->prev_sum_exec_runtime;if (delta_exec > ideal_runtime) {resched_curr(rq_of(cfs_rq));return;}
......se = __pick_first_entity(cfs_rq);delta = curr->vruntime - se->vruntime;if (delta < 0)return;if (delta > ideal_runtime)resched_curr(rq_of(cfs_rq));
}

check_preempt_tick先是调用sched_slice函数计算出的ideal_runtime，他是一个调度周期中，这个进程应该运行的实际时间。

sum_exec_runtime指进程总共执行的实际时间，prev_sum_exec_runtime指上次该进程被调度时已经占用的实际时间。每次在调度一个新的进程时都会把它的se->prev_sum_exec_runtime = se->sum_exec_runtime，所以sum_exec_runtime-prev_sum_exec_runtime就是这次调度占用实际时间。如果这个时间大于ideal_runtime，则应该被抢占了。

除了这个条件之外，还会通过__pick_first_entity取出红黑树中最小的进程。如果当前进程的 vruntime大于红黑树中最小的进程的vruntime，且差值大于ideal_runtime，也应该被抢占了。

当发现当前进程应该被抢占，不能直接把它踢下来，而是把它标记为应该被抢占。为什么呢？因 为进程调度第一定律呀，一定要等待正在运行的进程调用__schedule才行啊，所以这里只能先标 记一下。

标记一个进程应该被抢占，都是调用resched_curr，它会调用set_tsk_need_resched，标记进程应该被抢占，但是此时此刻，并不真的抢占，而是打上一个标签TIF_NEED_RESCHED。

set_tsk_need_resched实现如下：

static inline void set_tsk_need_resched(struct task_struct *tsk)
{set_tsk_thread_flag(tsk,TIF_NEED_RESCHED);
}

抢占式场景二

另外一个可能抢占的场景是当一个进程被唤醒的时候。

我们前面说过，当一个进程在等待一个I/O的时候，会主动放弃CPU。但是当I/O到来的时候，进程往往会被唤醒。这个时候是一个时机。当被唤醒的进程优先级高于CPU上的当前进程，就会触发抢占。try_to_wake_up()调用ttwu_queue将这个唤醒的任务添加到队列当中。ttwu_queue 再调用ttwu_do_activate激活这个任务。ttwu_do_activate调用ttwu_do_wakeup。这里面调用了check_preempt_curr检查是否应该发生抢占。如果应该发生抢占，也不是直接踢走当然进程，而也是将当前进程标记为应该被抢占。

static void ttwu_do_wakeup(struct rq *rq, struct task_struct *p, int wake_flags,struct rq_flags *rf)
{check_preempt_curr(rq, p, wake_flags);p->state = TASK_RUNNING;trace_sched_wakeup(p);

到这里，抢占问题只做完了一半。就是标识当前运行中的进程应该被抢占了，但是真正的抢占动作并没有发生。

抢占的时机

真正的抢占还需要时机，也就是需要那么一个时刻，让正在运行中的进程有机会调用一下 __schedule。 不可能某个进程代码运行着，突然要去调用__schedule，代码里面不可能这么写， 所以一定要规划几个时机，这个时机分为用户态和内核态。

用户态的抢占时机

抢占式机一：

对于用户态的进程来讲，从系统调用中返回的那个时刻，是一个被抢占的时机。 

64位的系统调用的链路位do_syscall_64->syscall_return_slowpath- >prepare_exit_to_usermode->exit_to_usermode_loop。其中exit_to_usermode_loop这个函数实现如下：

static void exit_to_usermode_loop(struct pt_regs *regs, u32 cached_flags)
{while (true) {/* We have work to do. */local_irq_enable();if (cached_flags & _TIF_NEED_RESCHED)schedule();
......}
}

exit_to_usermode_loop函数中，上面打的标记起了作用，如果被打了 _TIF_NEED_RESCHED，调用schedule进行调度，调用的过程和上一节解析的一样，会选择一个进程让出CPU，做上下文切换。

抢占时机二： 

从中断中返回的那个时刻，也是一个被抢占的时机。 

中断处理调用的是do_IRQ函数，中断完毕后分为两种情况，一个是返回用户态，一个是返回内核态。

 返回用户态这一部分retint_user会调用 prepare_exit_to_usermode，最终调用exit_to_usermode_loop，和上面的逻辑一样，发现有 标记则调用schedule()。

内核态的抢占时机

时机一

对内核态的执行中，被抢占的时机一般发生在在preempt_enable()中。 

在内核态的执行中，有的操作是不能被中断的，所以在进行这些操作之前，总是先调用 preempt_disable()关闭抢占，当再次打开的时候，就是一次内核态代码被抢占的机会。

就像下面代码中展示的一样，preempt_enable()会调用preempt_count_dec_and_test()，判断 preempt_count和TIF_NEED_RESCHED看是否可以被抢占。如果可以，就调用 preempt_schedule->preempt_schedule_common->__schedule进行调度。还是满足进程调度第一定律的。

#define preempt_enable() \
do { \if (unlikely(preempt_count_dec_and_test())) \__preempt_schedule(); \
} while (0)#define preempt_count_dec_and_test() \({ preempt_count_sub(1); should_resched(0); })
static __always_inline bool should_resched(int preempt_offset)
{return unlikely(preempt_count() == preempt_offset &&tif_need_resched());
}
#define tif_need_resched() test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)
static void __sched notrace preempt_schedule_common(void)
{do {
......__schedule(true);
......} while (need_resched())

时机二

在内核态也会遇到中断的情况，当中断返回的时候，返回的仍然是内核态。这个时候也是一个执 行抢占的时机，现在我们再来上面中断返回的代码中返回内核的那部分代码，调用的是 preempt_schedule_irq。

asmlinkage __visible void __sched preempt_schedule_irq(void)
{
......do {preempt_disable();local_irq_enable();__schedule(true);local_irq_disable();sched_preempt_enable_no_resched();} while (need_resched());
......
}

preempt_schedule_irq调用__schedule进行调度。还是满足进程调度第一定律的。

总结