进程调度之优先级详解...

study/kernel/01-process/05-schedule/06-preempt/README.md

@@ -60,6 +60,7 @@ linux内核目前实现了6中调度策略(即调度算法), 用于对不同类
 stop_sched_class -> dl_sched_class -> rt_sched_class -> fair_sched_class -> idle_sched_class
 ```
 
+
 **3个调度实体**
 
 调度器不限于调度进程, 还可以调度更大的实体, 比如实现组调度.
@@ -105,3 +106,177 @@ linux中针对当前可调度的实时和非实时进程, 定义了类型为sech
 
 
 
+
+
+#非抢占式和可抢占式内核
+-------
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+为了简化问题，我使用嵌入式实时系统uC/OS作为例子
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+首先要指出的是，uC/OS只有内核态，没有用户态，这和Linux不一样
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+多任务系统中, 内核负责管理各个任务, 或者说为每个任务分配CPU时间, 并且负责任务之间的通讯.
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+内核提供的基本服务是任务切换. 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, 就是要决定该轮到哪个任务运行了. 多数实时内核是基于优先级调度法的, 每个任务根据其重要程度的不同被赋予一定的优先级. 基于优先级的调度法指，CPU总是让处在就绪态的优先级最高的任务先运行. 然而, 究竟何时让高优先级任务掌握CPU的使用权, 有两种不同的情况, 这要看用的是什么类型的内核, 是**不可剥夺型**的还是**可剥夺型内核**
+
+##非抢占式内核
+-------
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+**非抢占式内核**是由任务主动放弃CPU的使用权
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+非抢占式调度法也称作合作型多任务, 各个任务彼此合作共享一个CPU. 异步事件还是由中断服务来处理. 中断服务可以使一个高优先级的任务由挂起状态变为就绪状态.
+
+但中断服务以后控制权还是回到原来被中断了的那个任务, 直到该任务主动放弃CPU的使用权时，那个高优先级的任务才能获得CPU的使用权。非抢占式内核如下图所示.
+
+![非抢占式内核](./images/NonPreemptiveKernel.png)
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+非抢占式内核的优点有
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+*	中断响应快(与抢占式内核比较)；
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+*	允许使用不可重入函数；
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+*	几乎不需要使用信号量保护共享数据, 运行的任务占有CPU，不必担心被别的任务抢占。这不是绝对的，在打印机的使用上，仍需要满足互斥条件。
+
+非抢占式内核的缺点有
+
+*	任务响应时间慢。高优先级的任务已经进入就绪态，但还不能运行，要等到当前运行着的任务释放CPU。
+*	非抢占式内核的任务级响应时间是不确定的，不知道什么时候最高优先级的任务才能拿到CPU的控制权，完全取决于应用程序什么时候释放CPU。
+
+##抢占式内核
+-------
+
+使用抢占式内核可以保证系统响应时间. 最高优先级的任务一旦就绪, 总能得到CPU的使用权。当一个运行着的任务使一个比它优先级高的任务进入了就绪态, 当前任务的CPU使用权就会被剥夺，或者说被挂起了，那个高优先级的任务立刻得到了CPU的控制权。如果是中断服务子程序使一个高优先级的任务进入就绪态，中断完成时，中断了的任务被挂起，优先级高的那个任务开始运行。
+
+抢占式内核如下图所示
+
+![抢占式内核](./images/PreemptiveKernel.png)
+
+抢占式内核的优点有
+
+*	使用抢占式内核，最高优先级的任务什么时候可以执行，可以得到CPU的使用权是可知的。使用抢占式内核使得任务级响应时间得以最优化。
+抢占式内核的缺点有：
+
+*	不能直接使用不可重入型函数。调用不可重入函数时，要满足互斥条件，这点可以使用互斥型信号量来实现。如果调用不可重入型函数时，低优先级的任务CPU的使用权被高优先级任务剥夺，不可重入型函数中的数据有可能被破坏。
+
+
+
+#Linux下的用户态抢占和内核态抢占
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+
+
+CPU抢占分两种情况, **用户抢占**, **内核抢占**
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+其中内核抢占是在Linux2.5.4版本发布时加入, 同SMP(Symmetrical Multi-Processing, 对称多处理器), 作为内核的可选配置。
+
+
+##用户抢占
+-------
+
+###用户抢占的概念
+-------
+
+当内核即将返回用户空间时, 内核会检查need_resched是否设置, 如果设置, 则调用schedule()，此时，发生用户抢占.
+
+
+###用户抢占的发生时机
+
+一般来说，用户抢占发生几下情况：
+
+1.	从系统调用返回用户空间；
+
+2.	从中断(异常)处理程序返回用户空间
+
+从这里我们可以看到, 用户抢占是发生在用户空间的抢占现象.
+
+###need_resched标识
+-------
+
+内核如何检查一个进程是否需要被调度呢?
+
+内核在即将返回用户空间时检查进程是否需要重新调度，如果设置了，就会发生调度, 这被称为**用户抢占**, 因此**内核在thread_info的flag中设置了一个标识来标志进程是否需要重新调度, 即重新调度need_resched标识TIF_NEED_RESCHED**
+
+并提供了一些设置可检测的函数
+
+
+| 函数 | 描述 | 定义 |
+| ------- |:-------:|:-------:|
+| set_tsk_need_resched | 设置指定进程中的need_resched标志 | [include/linux/sched.h, L2920](http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/sched.h?v=4.6#L2920) |
+| clear_tsk_need_resched | 清除指定进程中的need_resched标志 | [include/linux/sched.h, L2926](http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/sched.h?v=4.6#L2931) |
+| test_tsk_need_resched | 检查指定进程need_resched标志 | [include/linux/sched.h, L2931](http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/sched.h?v=4.6#L2931) |
+
+而我们内核中调度时常用的need_resched()函数检查进程是否需要被重新调度其实就是通过test_tsk_need_resched实现的, 其定义如下所示
+
+```c
+// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/sched.h?v=4.6#L3093
+static __always_inline bool need_resched(void)
+{
+	return unlikely(tif_need_resched());
+}
+
+// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/thread_info.h?v=4.6#L106
+#define tif_need_resched() test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)
+```
+
+
+##内核抢占
+-------
+
+###内核抢占的概念
+-------
+
+对比用户抢占, 顾名思义, 内核抢占就是指一个在内核态运行的进程, 可能在执行内核函数期间被另一个进程取代.
+
+
+###为什么linux需要内核抢占
+-------
+
+linux系统中, 进程在系统调用后返回用户态之前, 或者是内核中某些特定的点上, 都会调用调度器. 这确保除了一些明确指定的情况之外, 内核是无法中断的, 这不同于用户进程. 
+
+如果内核处于相对耗时的操作中, 比如文件系统或者内存管理相关的任务, 这种行为可能会带来问题. 这种情况下, 内核代替特定的进程执行相当长的时间, 而其他进程无法执行, 无法调度
+== ======================================
+
+
+内核抢占主要是为实时系统来设计的, 当然在非实时系统中的确也能提高系统的响应速度, 但也不是在所有情况下都是最优的，因为抢占也需要调度和同步开销，在某些情况下甚至要关闭内核抢占, 比如前面我们将主调度器的时候, linux内核在完成调度的过程中是关闭了内核抢占的.
+
+
+##内核抢占的发生时机
+-------
+
+内核抢占发生的时机，一般发生在：
+
+1.	当从中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前。
+
+2.	当内核代码再一次具有可抢占性的时候，如解锁（spin_unlock_bh）及使能软中断(local_bh_enable)等。
+
+3.	如果内核中的任务显式的调用schedule()。
+
+4.	如果内核中的任务阻塞(这同样也会导致调用schedule())
+
+内核抢占，并不是在任何一个地方都可以发生，以下情况不能发生
+
+1.	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)，在中断例程中不允许进行进程调度。进程调度函数schedule()会对此作出判断，如果是在中断中调用，会打印出错信息。
+
+2.	内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断下半部，即软中断)处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。如果此时正在执行其它软中断，则不再执行该软中断。
+
+3.	内核的代码段正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等锁，处干这些锁的保护状态中。内核中的这些锁是为了在SMP系统中短时间内保证不同CPU上运行的进程并发执行的正确性。当持有这些锁时，内核不应该被抢占。
+
+4.	内核正在执行调度程序Scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。
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+5.	内核正在对每个CPU“私有”的数据结构操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，对于per-CPU数据结构未用spinlocks保护，因为这些数据结构隐含地被保护了(不同的CPU有不一样的per-CPU数据，其他CPU上运行的进程不会用到另一个CPU的per-CPU数据)。但是如果允许抢占，但一个进程被抢占后重新调度，有可能调度到其他的CPU上去，这时定义的Per-CPU变量就会有问题，这时应禁抢占。
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+##内核抢占的实现
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+http://blog.csdn.net/li4850729/article/details/28136643
+http://blog.csdn.net/xiaofei0859/article/details/8113211
+http://blog.sina.com.cn/s/blog_502c8cc401012pxj.html
+http://www.cnblogs.com/hustcat/archive/2009/08/31/1557507.html
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