理解Linux内核抢占模型（最透彻一篇）

本文原文地址：

https://devarea.com/understanding-linux-kernel-preemption/#.XrKLcfnx05k

作者：Liran B.H

译者：宋宝华

当配置Linux内核的时候，我们可以选择一些参数，这些参数能影响系统的行为。你可以用不同的优先级、调度类和抢占模型来工作。正确地选择这些参数是非常重要的。

本文将论述不同的抢占模型如何影响用户和系统的行为。

当你使用 make menuconfig配置内核的时候，你能看到这样的菜单：

为了深入理解这三个抢占模型的区别，我们将写一个案例：

• 2个线程，一个高优先级RT（50），一个低优先级RT（30）

• 高优先级的线程要睡眠3秒

• 低优先级的线程用CPU来做计算

• 3秒后高优先级线程唤醒。

如果低优先级的线程陷入系统调用，高优先级的线程睡眠到期，究竟会发生什么？下面我们来一种模型一种模型地看。

No Forced Preemption

这种情况下，上下文切换发生在系统调用返回用户空间的点。案例如下：

• 2个线程，一个高优先级RT（50），一个低优先级RT（30）

• 高优先级的线程要睡眠3秒

• 低优先级的线程进入系统调用计算5秒

• 5秒后低优先级线程从内核系统调用返回
  

• 高优先级线程将醒来（但是比预期迟了2秒）。

内核代码，简单的字符设备：

#include <asm/uaccess.h>
#include <linux/fs.h>
#include <linux/gfp.h>
#include <linux/cdev.h>
#include <linux/sched.h>
#include <linux/kdev_t.h>
#include <linux/delay.h>
#include <linux/ioctl.h>
#include <linux/slab.h>
#include <linux/mempool.h>
#include <linux/mm.h>
#include <asm/io.h>




static dev_t my_dev;
static struct cdev *my_cdev;




// callback for read system call on the device
static ssize_t my_read(struct file *file, char __user *buf,size_t count,loff_t *ppos)
{
   int len=5;
   if(*ppos > 0)
   {
  return 0;
   }
   mdelay(5000); // busy-wait for 5 seconds
   if (copy_to_user(buf , "hello" , len)) {
      return -EFAULT;
   } else {
       *ppos +=len;
       return len;
   }
}






static struct file_operations my_fops =
{
  .owner = THIS_MODULE,
  .read = my_read,
};








static int hello_init (void)
{


  my_dev = MKDEV(400,0);
  register_chrdev_region(my_dev,1,"demo");


  my_cdev=cdev_alloc();
  if(!my_cdev)
  {
    printk (KERN_INFO "cdev alloc error.\n");
     return -1;    
  }
  my_cdev->ops = &my_fops;
  my_cdev->owner = THIS_MODULE;


  if(cdev_add(my_cdev,my_dev,1))
  {
    printk (KERN_INFO "cdev add error.\n");
     return -1;    
  }




  return 0;


}




static void
hello_cleanup (void)
{
  cdev_del(my_cdev);
  unregister_chrdev_region(my_dev, 1);
}




module_init (hello_init);
module_exit (hello_cleanup);
MODULE_LICENSE("GPL");

读里面delay了5秒， 注意mdelay是一个计算型的busy-loop。

用户空间代码如下：

#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<pthread.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>




void *hi_prio(void *p)
{
  printf("thread1 start time=%ld\n",time(NULL));
  sleep(3);
  printf("thread1 stop time=%ld\n",time(NULL));
  return NULL;
}


void *low_prio(void *p)
{
  char buf[20];
  sleep(1);
  int fd=open("/dev/demo",O_RDWR);  // #mknod /dev/demo c 400 0
  puts("thread2 start");
  read(fd,buf,20);
  puts("thread2 stop");
  return NULL;
}




int main()
{
  pthread_t t1,t2,t3;


  pthread_attr_t attr;


  struct sched_param param;


  pthread_attr_init(&attr);
  pthread_attr_setschedpolicy(&attr, SCHED_RR);


  param.sched_priority = 50;
  pthread_attr_setschedparam(&attr, &param);




  pthread_create(&t1,&attr,hi_prio,NULL);


  param.sched_priority = 30;
  pthread_attr_setschedparam(&attr, &param);


  pthread_create(&t2,&attr,low_prio,NULL);
  sleep(10);
  puts("end test");
  return 0;
}

实验步骤：

• 高优先级线程开始睡眠3秒

• 低优先级线程睡眠1秒然后做系统调用

• 高优先级线程6秒后醒来（stop和start的时间差）

# insmod demo.ko 
# ./app
thread1 start time=182
thread2 start
thread1 stop time=188
thread2 stop
end test

Preemptible Kernel

这种情况内核里面也可以抢占，意味着上述程序里面的高优先级线程3秒后可醒来。

这种情况下，系统会有更多的上下文切换，但是实时性更加好。对于要求软实时的嵌入式系统而言，这个选项是最佳的。但是对于服务器而言，通常第一个选项更好——更少的上下文切换，更多的CPU时间用作有用功。

运行结果（stop、start时间差3秒）：

# insmod ./demo.ko
#./app
thread1 start time=234
thread2 start
thread1 stop time=237
thread2 stop
end test

Voluntary Kernel Preemption

这种情况和第一种情况"no forced preemption"类似，但是内核开发者可以在进行复杂操作的时候，时不时检查一下是否可以reschedule。他们可以调用might_resched()函数。

在下面的代码中，我们添加了一些检查点（check point）

// callback for read system call on the device
static ssize_t my_read(struct file *file, char __user *buf,size_t count,loff_t *ppos)
{
   int len=5;
   if(*ppos > 0)
   {
  return 0;
   }
   mdelay(4000); // busy-wait for 4 seconds
   might_resched();
   delay(3000);  // busy wait for 3 seconds 
   if (copy_to_user(buf , "hello" , len)) {
      return -EFAULT;
   } else {
       *ppos +=len;
       return len;
   }
}

如果我们把might_resched()注释掉，它会delay 7秒。

添加cond_resched()调用将导致系统检查是否有高优先级的任务被唤醒，这样高优先级任务5秒可以醒来（其中1秒在systemcall之前，另外4秒在kernel）。

运行结果：

# insmod ./demo.ko
#./app
thread1 start time=320
thread2 start
thread1 stop time=325
thread2 stop
end test

Full Real Time Preemption

如果我们使能RT补丁，我们会得到一个硬实时的kernel。这意味着任何代码可以抢占任何人。比如一个更加紧急的任务可以抢占中断服务程序ISR。这个patch进行了如下改动：

• 把中断服务程序转化为优先级是50的RT线程
  

• 把softIRQ转化为优先级是49的RT线程
  

• 把所有的spinlock变成mutex
  

• 高精度定时器

• 其他的细小改动

打补丁后会看到2个新增的菜单：

其中 “Preemptible Kernel (Basic RT)” 是为了调试目的的，为了全面使用RT补丁的功能，我们应该选择最后一项 – Fully Preemptible Kernel。这样我们会有更多的上下文切换，但是可以满足RT的实时要求。

(END)

Linux阅码场原创精华文章汇总

更多精彩，尽在"Linux阅码场"，扫描下方二维码关注

转发和在看是最大的支持~