<audio id="audio" title="17 | 调度（下）：抢占式调度是如何发生的？" controls="" preload="none"><source id="mp3" src="https://static001.geekbang.org/resource/audio/e9/87/e9701600d287e4fb9aea3b6c1d342b87.mp3"></audio>

上一节，我们讲了主动调度，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。那这个定律在这一节还是要继续起作用。

## 抢占式调度

上一节我们讲的主动调度是第一种方式，第二种方式，就是抢占式调度。什么情况下会发生抢占呢？

最常见的现象就是**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。

时钟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-&gt;curr;
......
	curr-&gt;sched_class-&gt;task_tick(rq, curr, 0);
	cpu_load_update_active(rq);
	calc_global_load_tick(rq);
......
}

```

这个函数先取出当前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。我们来看一下它的实现。

```
static void task_tick_fair(struct rq *rq, struct task_struct *curr, int queued)
{
	struct cfs_rq *cfs_rq;
	struct sched_entity *se = &amp;curr-&gt;se;


	for_each_sched_entity(se) {
		cfs_rq = cfs_rq_of(se);
		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。

```
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-&gt;nr_running &gt; 1)
		check_preempt_tick(cfs_rq, curr);
}

```

在entity_tick里面，我们又见到了熟悉的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。

```
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-&gt;sum_exec_runtime - curr-&gt;prev_sum_exec_runtime;
	if (delta_exec &gt; ideal_runtime) {
		resched_curr(rq_of(cfs_rq));
		return;
	}
......
	se = __pick_first_entity(cfs_rq);
	delta = curr-&gt;vruntime - se-&gt;vruntime;
	if (delta &lt; 0)
		return;
	if (delta &gt; 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。ideal_runtime是一个调度周期中，该进程运行的实际时间。

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-&gt;prev_sum_exec_runtime = se-&gt;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。

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

```

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，也不是直接踢走当前进程，而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-&gt;state = TASK_RUNNING;
	trace_sched_wakeup(p);

```

到这里，你会发现，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。

你可以想象，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

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。

前面讲系统调用的时候，64位的系统调用的链路位do_syscall_64-&gt;syscall_return_slowpath-&gt;prepare_exit_to_usermode-&gt;exit_to_usermode_loop，当时我们还没关注exit_to_usermode_loop这个函数，现在我们来看一下。

```
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 &amp; _TIF_NEED_RESCHED)
			schedule();
......
	}
}

```

现在我们看到在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。

对于用户态的进程来讲，从中断中返回的那个时刻，也是一个被抢占的时机。

在arch/x86/entry/entry_64.S中有中断的处理过程。又是一段汇编语言代码，你重点领会它的意思就行，不要纠结每一行都看懂。

```
common_interrupt:
        ASM_CLAC
        addq    $-0x80, (%rsp) 
        interrupt do_IRQ
ret_from_intr:
        popq    %rsp
        testb   $3, CS(%rsp)
        jz      retint_kernel
/* Interrupt came from user space */
GLOBAL(retint_user)
        mov     %rsp,%rdi
        call    prepare_exit_to_usermode
        TRACE_IRQS_IRETQ
        SWAPGS
        jmp     restore_regs_and_iret
/* Returning to kernel space */
retint_kernel:
#ifdef CONFIG_PREEMPT
        bt      $9, EFLAGS(%rsp)  
        jnc     1f
0:      cmpl    $0, PER_CPU_VAR(__preempt_count)
        jnz     1f
        call    preempt_schedule_irq
        jmp     0b

```

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。这个通过注释也能看出来。

咱们先来看返回用户态这一部分，先不管返回内核态的那部分代码，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

用户态的抢占时机讲完了，接下来我们看内核态的抢占时机。

对内核态的执行中，被抢占的时机一般发生在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是否可以被抢占。如果可以，就调用preempt_schedule-&gt;preempt_schedule_common-&gt;__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 &amp;&amp;
			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())

```

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。

## 总结时刻

好了，抢占式调度就讲到这里了。我这里画了一张脑图，将整个进程的调度体系都放在里面。

这个脑图里面第一条就是总结了进程调度第一定律的核心函数__schedule的执行过程，这是上一节讲的，因为要切换的东西比较多，需要你详细了解每一部分是如何切换的。

第二条总结了标记为可抢占的场景，第三条是所有的抢占发生的时机，这里是真正验证了进程调度第一定律的。

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## 课堂练习

通过对于内核中进程调度的分析，我们知道，时间对于调度是很重要的，你知道Linux内核是如何管理和度量时间的吗？

欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。

<img src="https://static001.geekbang.org/resource/image/8c/37/8c0a95fa07a8b9a1abfd394479bdd637.jpg" alt="">
