系統(tǒng)中的latency是如何產(chǎn)生的

在當(dāng)今數(shù)字時代，手機已成為人們?nèi)粘Ｉ钪胁豢苫蛉?，多任?wù)處理和實時響應(yīng)對于用戶體驗越來越重要，搶占(preemption)機制在提升系統(tǒng)性能和用戶體驗方面發(fā)揮了至關(guān)重要的作用。內(nèi)核搶占機制使得系統(tǒng)能夠有效地管理多任務(wù)處理，確保系統(tǒng)對用戶操作的快速響應(yīng)，并在資源緊張的情況下仍能保持穩(wěn)定和流暢的運行。

本篇文檔旨在詳細(xì)探討Linux內(nèi)核中的搶占機制，涵蓋其基本概念、實現(xiàn)細(xì)節(jié)、性能影響以及相關(guān)的調(diào)試方法。通過對搶占機制的深入解析，我們希望能夠幫助讀者更好地理解和優(yōu)化Linux系統(tǒng)的性能，并在實際工作應(yīng)用這些知識。

為了使內(nèi)容組織更清晰，本文檔將使用Linux6.1內(nèi)核，按照以下結(jié)構(gòu)展開：

1.基本概念：首先講解系統(tǒng)中的latency是如何產(chǎn)生的，為什么會產(chǎn)生

2.內(nèi)核搶占的實現(xiàn)機制：從latency的角度說明了為什么需要搶占，什么是搶占，內(nèi)核的搶占模型是怎么樣的，內(nèi)核中搶占點的設(shè)置、搶占計數(shù)的機制，以及如何在內(nèi)核代碼中控制搶占

3.Linux內(nèi)核中的搶占實現(xiàn)：什么是內(nèi)核搶占和實現(xiàn)方式，包括在什么情況下會發(fā)生搶占以及搶占的觸發(fā)條件

4.實例分析：通過實際案例中一個高優(yōu)先級的線程長時間搶占不到資源，來看如何定位類似問題

1. latency in linux

內(nèi)核搶占允許高優(yōu)先級任務(wù)中斷正在執(zhí)行的低優(yōu)先級任務(wù)，從而減少調(diào)度延遲，提高系統(tǒng)響應(yīng)性，那么我們就需要知道對于Linux內(nèi)核中有哪些因素會導(dǎo)致響應(yīng)不及時。首先，我們來看看典型應(yīng)用場景如下：

一個硬件中斷發(fā)生，并通過喚醒一個更高優(yōu)先級的任務(wù)，一段時間后，高優(yōu)先級的任務(wù)才得以執(zhí)行，那么latency是實時響應(yīng)關(guān)注的重點。

接下來細(xì)化該過程，初始狀態(tài)時，進程處于睡眠等待，中斷發(fā)生，到喚醒這個進程，等待選核選到這個任務(wù)，最后發(fā)生上下文切換，直到該進程運行，這個時間經(jīng)歷了以下幾個完整的完成，這個統(tǒng)稱為一次Scheduling latency。

這一次的內(nèi)核調(diào)度延遲 = 中斷延遲(interrupt latency) + 處理程序持續(xù)時間(handler duration) + 調(diào)度程序延遲(scheduler latency) + 調(diào)度程序持續(xù)時間(scheduler duration)，每一個過程都會影響這個高優(yōu)先級任務(wù)的實時響應(yīng)。

1.1 中斷延遲

在T0時刻，外設(shè)中斷發(fā)生，從中斷發(fā)生到linux內(nèi)核響應(yīng)這個中斷，之間有一個延時，稱為中斷延時，中斷延遲的來源主要有以下原因：

1. 內(nèi)核中大量使用了并發(fā)預(yù)防機制之一就是自旋鎖，并且這個是一個common的接口供所有的模塊使用，所以主要的來源就是中斷在內(nèi)核中被disable，如spinlock_irq()和spinlock_irq_irqsave()，此時當(dāng)中斷發(fā)生時候，內(nèi)核處于關(guān)中斷狀態(tài)。

2. 中斷控制器的調(diào)度延遲，現(xiàn)代的中斷控制器支持中斷優(yōu)先級調(diào)度，當(dāng)多個中斷同時發(fā)生時，內(nèi)核會通過比較中斷的優(yōu)先級來決定處理的順序。較高優(yōu)先級的中斷會被優(yōu)先處理，以保證對緊急事件的及時響應(yīng)。因此，它可能會被高優(yōu)先級中斷

3. 中斷處理會切換模式，保存寄存器狀態(tài)等，這個時間很短

4. Shared Interrupt Line：當(dāng)多個設(shè)備共享同一個中斷時，中斷控制器需要識別和區(qū)分不同的中斷源，這個能有效地減少系統(tǒng)中斷線的數(shù)量，節(jié)省硬件成本。然而，它也帶來了一些潛在的問題，其中之一就是中斷延遲的增加

1.2 中斷處理程序持續(xù)時間

在T1時刻，CPU響應(yīng)了這個中斷，在Linux內(nèi)核的中斷處理分為上半部和下半部

1. 上半部分，它在禁用中斷的情況下運行，并且應(yīng)該盡快完成

2. 由上半部分調(diào)度的下半部分，在所有待處理的上半部分完成執(zhí)行后開始，下半部分是開中斷情況下執(zhí)行，可能被其他中斷打斷

如下圖，在處理完中斷A上部分后，其他外設(shè)中斷發(fā)生，CPU轉(zhuǎn)而處理其他中斷，這樣延遲處理中斷A下半部，我們把開始響應(yīng)中斷到這個處理的時間稱為中斷處理延遲，其處理的整個過程如下圖所示 ? ?

對于前面兩個過程，我們在編寫外設(shè)驅(qū)動的時候，要特別注意，里面設(shè)計大量的關(guān)中斷和關(guān)搶占的過程，特別我們在一些自旋鎖以及變體的接口，使用不當(dāng)會導(dǎo)致響應(yīng)不及時，例如中斷響應(yīng)不及時，高優(yōu)先級任務(wù)遲遲得不到調(diào)度，給用戶的直接感受就是卡頓。

1.3 調(diào)度延遲

在T2時刻，中斷處理完后，喚醒了進程。從喚醒進程到進程被調(diào)度器選中的這段延時稱為調(diào)度延時。

其產(chǎn)生調(diào)度延時的主要原因如下：

調(diào)度器選中進程A的時間也是不確定的，可能就緒隊列中有比進程A優(yōu)先級更高的進程

對于這個，就需要了解搶占，盡快的通過搶占來完成任務(wù)的切換工作。對于Linux內(nèi)核是一個支持搶占式操作系統(tǒng)，當(dāng)一個任務(wù)運行在用戶空間并被中斷打斷時，如果中斷處理程序喚醒另外一個任務(wù)，我們從中斷處理返回后可以立即調(diào)度該任務(wù)。對于不同內(nèi)核支持不同的搶占方式，處理方式也會不同，這個后面會詳細(xì)介紹，這里只是作為一個引子，目前存在以下情況會影響調(diào)度延遲

當(dāng)中斷發(fā)生時，linux內(nèi)核正在自旋鎖臨界區(qū)里執(zhí)行，這樣，中斷完成后，不能馬上搶占調(diào)度，必須等待linux內(nèi)核執(zhí)行完自旋鎖臨界區(qū)才能搶占調(diào)度，這也會導(dǎo)致延遲的增加，并且很難被發(fā)現(xiàn)如下圖所示

1.4 調(diào)度持續(xù)時間

在T3時刻，調(diào)度器選中了進程A，還需要進行上下文切換后才能執(zhí)行進程A，上下文切換也是具有一定的延時性

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除了前面詳細(xì)講解的關(guān)鍵路徑之外，Linux的其他非確定性機制也會影響實時任務(wù)的執(zhí)行時間，例如linux是一個基于虛擬內(nèi)存，由MMU提供，因此內(nèi)存是按需分配的。每當(dāng)應(yīng)用程序首次訪問代碼和數(shù)據(jù)時，它都是按需加載的，這也會導(dǎo)致巨大的延時，同時C庫服務(wù)和內(nèi)核服務(wù)在設(shè)計的時候并未考慮實時約束。

1.5優(yōu)先級倒置

內(nèi)核搶占是指操作系統(tǒng)內(nèi)核能夠在某些情況下?lián)屨颊谶\行的任務(wù)并切換到更高優(yōu)先級的任務(wù)。但是在實際的場景中，可能會存在優(yōu)先級翻轉(zhuǎn)的問題導(dǎo)致系統(tǒng)響應(yīng)下降。

例如，低優(yōu)先級的進程可能持有高優(yōu)先級所需要的鎖，從而有效地降低該進程的優(yōu)先級，如果中等優(yōu)先級進程使用CPU，情況可能會更糟。在簡單的情況下，只要低優(yōu)先級任務(wù)（任務(wù) L）持有鎖，高優(yōu)先級任務(wù)（任務(wù) H）就會被阻塞。這被稱為“有界優(yōu)先級反轉(zhuǎn)”，因為反轉(zhuǎn)的時間長度受低優(yōu)先級任務(wù)在臨界區(qū)（持有鎖）中的時間長度的限制。

當(dāng)中等優(yōu)先級任務(wù)（任務(wù) M）在持有鎖時中斷任務(wù) L 時，會發(fā)生無限優(yōu)先級反轉(zhuǎn)。之所以稱為“無界”，是因為任務(wù) M 現(xiàn)在可以有效地阻止任務(wù) H 任意時間，因為任務(wù) M 正在搶占任務(wù) L（它仍然持有鎖）。下面簡化了這種危險的事件序列，其過程如下：

低優(yōu)先級任務(wù)L和高優(yōu)先級的任務(wù)H共享資源，在任務(wù)L獲取資源后不久，任務(wù)H就開始運行。但是任務(wù)H必須等待任務(wù)L完成資源，因此它被掛起

在任務(wù)L完成資源之前，任務(wù)M準(zhǔn)備好運行，搶占任務(wù)L，當(dāng)任務(wù)M（可能還有其他中等優(yōu)先級的任務(wù)）運行時，系統(tǒng)中的最高優(yōu)先級任務(wù)H仍然處于掛起狀態(tài)。

2. 為什么需要內(nèi)核搶占

當(dāng)一個以優(yōu)先級為主的調(diào)度器中，當(dāng)一個新的進程(下圖中的task2)進入到可執(zhí)行(running)的狀態(tài)，核心的調(diào)度器會檢查它的優(yōu)先級，若該進程的優(yōu)先權(quán)比目前正在執(zhí)行的進程(下圖中的task1)還高，核心調(diào)度器便會觸發(fā)搶占(preempt)，使得正在執(zhí)行的進程被打斷，而擁有更高優(yōu)先級的進程會開始執(zhí)行。

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在不支持內(nèi)核搶占模型中，搶占點比較少，對于內(nèi)核搶占，如右圖會在系統(tǒng)中添加很多搶占點，同時會導(dǎo)致執(zhí)行時間會比左圖多一點，可搶占會導(dǎo)致每隔一定時間去檢查是否需要搶占，這樣也會影響cache,pipeline，這樣就會犧牲吞吐量。從上面圖可以看出，操作系統(tǒng)演進過程中，不是新的就一定比舊的好，需要考量場景選擇合適的方案。從這張圖我們可以看出，內(nèi)核搶占主要解決以下問題：

提高系統(tǒng)響應(yīng)實時性和用戶體驗：在不支持內(nèi)核搶占式內(nèi)核中，低優(yōu)先級任務(wù)可能會長時間占用CPU，導(dǎo)致高優(yōu)先級任務(wù)無法及時得到處理，主要解決的是latency問題。這種情況會顯著影響系統(tǒng)的響應(yīng)速度，特別是在實時應(yīng)用中，可能導(dǎo)致嚴(yán)重的性能問題。對于手機場景中，當(dāng)用戶在使用應(yīng)用程序時，內(nèi)核搶占可以確保用戶界面關(guān)鍵線程得到足夠的CPU時間，避免界面卡頓和延遲。

避免優(yōu)先級翻轉(zhuǎn)：內(nèi)核搶占結(jié)合優(yōu)先級繼承（Priority Inheritance）等機制，可以有效緩解優(yōu)先級翻轉(zhuǎn)問題。當(dāng)?shù)蛢?yōu)先級任務(wù)持有高優(yōu)先級任務(wù)需要的資源時，內(nèi)核搶占機制可以提高低優(yōu)先級任務(wù)的優(yōu)先級，使其盡快釋放資源，從而減少高優(yōu)先級任務(wù)的等待時間。在Linux中，從2.6開始，rtmutex支持優(yōu)先級繼承，解決優(yōu)先級翻轉(zhuǎn)的問題。

所以需要內(nèi)核搶占的根本原因就是系統(tǒng)在吞吐量和及時響應(yīng)之間進行權(quán)衡的結(jié)果，對于Linux作為一個通用的操作系統(tǒng)，其最初設(shè)計就是為了throughput而非確定性時延而設(shè)計。但是越來越多的場景對及時響應(yīng)的要求越來越高，讓更高優(yōu)先級的任務(wù)和關(guān)鍵的任務(wù)及時得到調(diào)度，特別對于我們手機這種交互式的場景中。

3.搶占模型

將搶占視為減少調(diào)度程序延遲的一種方法可能很有用，但減少延遲通常也會影響吞吐量，因此需要在完成大量工作（高吞吐量）和在任務(wù)準(zhǔn)備好運行時立即調(diào)度任務(wù)（低延遲）之間保持平衡。Linux 內(nèi)核支持多種搶占模型，以便您可以根據(jù)工作負(fù)載調(diào)整搶占行為。為了讓用戶根據(jù)自己的需求進行配置，Linux 提供了 3 種 Preemption Model：

CONFIG_PREEMPT_NONE=y：不允許內(nèi)核搶占，吞吐量最大的 Model，一般用于 Server 系統(tǒng)，其特點如下(紅色:non-preemptible，綠色:preemptible)：

該模式下只支持用戶搶占，系統(tǒng)調(diào)用返回和中斷是唯一的搶占點

CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y：內(nèi)核核心系統(tǒng)的開發(fā)者開始著手做低延遲優(yōu)化，其中一個優(yōu)化點就是如果有高優(yōu)先級進程需要處理器，內(nèi)核代碼也可以被搶占。在一些耗時較長的內(nèi)核代碼中主動調(diào)用cond_resched()讓出CPU，對吞吐量有輕微影響，但是系統(tǒng)響應(yīng)會稍微快一些。主動搶占（voluntary preemption）功能，它為內(nèi)核增加了一個受限的內(nèi)核搶占模式，并且一直使用到現(xiàn)在。

通過向運行在內(nèi)核模式下的幾個代碼添加顯式搶占點，目前內(nèi)核中有近千個搶占點，檢查是否經(jīng)常需要重新調(diào)度，并且通過增加必須使用搶占的頻率，減少搶占延遲。

CONFIG_PREEMPT=y：除了處于持有 spinlock 時的 critical section，其他時候都允許內(nèi)核搶占，響應(yīng)速度進一步提升，吞吐量進一步下降，一般用于 Desktop / Embedded 系統(tǒng)，目前Andorid中使用的這個配置項

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正如搶占選項名稱所暗示的那樣，這些設(shè)置中的每一項都有適當(dāng)?shù)挠美?。服?wù)器搶占可用于吞吐量是最重要的。另一方面，實時搶占應(yīng)該用在嵌入式系統(tǒng)中，其中絕對吞吐量并不重要，但最大體驗延遲才是關(guān)鍵。因此，Linux中不同的搶占級別可以在不同的環(huán)境中提供很大的靈活性

另外，還有一個沒有合并進主線內(nèi)核的 Model: CONFIG_PREEMPT_RT，這個模式幾乎將所有的 spinlock 都換成了 preemptable mutex，只剩下一些極其核心的地方仍然用禁止搶占的 spinlock，所以基本可以認(rèn)為是隨時可被搶占，這部分不在本文討論的范圍之內(nèi)。

4. 什么是內(nèi)核搶占

說起這個搶占，在 Linux 內(nèi)核的 2.4 時代，除非主動調(diào)度schedule，否則通常只允許從 system call 或者 interrupt 返回用戶態(tài)的時候發(fā)生搶占（即產(chǎn)生中斷前，也在用戶態(tài)），這可稱之為 "User Preemption"。對于用戶搶占，只支持程序執(zhí)行在用戶態(tài)空間的時候，才可以被搶占，如果進程在Kernel空間執(zhí)行（系統(tǒng)調(diào)用），是不允許搶占的。其執(zhí)行過程如下：

如上圖一，假設(shè)周期性中斷發(fā)生在進程A用戶空間，此時進入到內(nèi)核空間，在周期性調(diào)度器實現(xiàn)函數(shù)中設(shè)置了進程A的TIF_NEED_RESCHED標(biāo)記位，則在時鐘中斷處理程序返回用戶空間前夕，將調(diào)用schedule()函數(shù)執(zhí)行進程調(diào)度

如上圖二，假設(shè)周期性中斷發(fā)生在進程A在內(nèi)核空間運行之時，時鐘中斷返回前并不會執(zhí)行進程調(diào)度，因為這時返回的是內(nèi)核空間，而不是用戶空間。在進程A從內(nèi)核空間返回用戶空間前的工作中，才會檢測TIF_NEED_RESCHED標(biāo)記位，置位則執(zhí)行進程調(diào)度

何為內(nèi)核搶占？簡單地說就是當(dāng)進程進入內(nèi)核空間運行時，能否被搶占，被剝奪CPU控制權(quán)，執(zhí)行進程調(diào)度，從而運行其它進程。還是以中斷和異常為例，對比其差異

如上圖一，假設(shè)周期時鐘中斷發(fā)生在進程A用戶空間，此時的處理與不支持內(nèi)核搶占時相同，在中斷處理程序返回用戶空間前夕的工作中，執(zhí)行進程調(diào)度。

如上圖二，假設(shè)周期時鐘中斷發(fā)生在進程A在內(nèi)核空間運行時，在時鐘中斷處理程序返回內(nèi)核空間前的工作中就可能會執(zhí)行進程調(diào)度（搶占計數(shù)需為0）。如果在中斷處理程序返回內(nèi)核空間前沒有執(zhí)行進程調(diào)度，則在返回用戶空間前執(zhí)行，與不支持內(nèi)核搶占時相同。

5.Linux搶占標(biāo)志位--TIF_NEED_RESCHED

首先，我們從數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)開始，我們會詳細(xì)探討thread_info數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和它在Linux搶占中的作用和關(guān)系

這個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)與搶占的發(fā)展歷程也有關(guān)系，其提供功能如下：

調(diào)度標(biāo)志位設(shè)置：早期的Linux，只需要調(diào)用set_tsk_need_resched 給當(dāng)前任務(wù)設(shè)置 struct thread_info 的 TIF_NEED_RESCHED 標(biāo)志，所以就提供了一個thread_info的flags中有一個是TIF_NEED_RESCHED，后面會詳細(xì)介紹

搶占計數(shù)：為了實現(xiàn)內(nèi)核搶占，新加入preempt_count，這筆提交請參考arm64: preempt: Provide our own implementation of asm/preempt.h，可以發(fā)現(xiàn)它是一個共用體，內(nèi)核某些路徑使用preempt_count，有的是preempt，為何會使用這么奇怪的定義呢？后面將詳細(xì)揭曉答案

內(nèi)核如何檢查一個進程是否需要被調(diào)度呢？早期的Linux，在即將返回用戶空間時，檢查進程是否需要重新調(diào)度，如果設(shè)置了，就會發(fā)生調(diào)度，內(nèi)核主要是在thread_info的flag重設(shè)置標(biāo)識來標(biāo)記進程是否需要被調(diào)度，即重新調(diào)度need_resched標(biāo)識TI_NEED_RESCHED，其主要的接口函數(shù)為

當(dāng)內(nèi)核的某個路徑設(shè)置重新調(diào)度標(biāo)志（如時鐘中斷tick 時），會調(diào)用到resched_curr 來設(shè)置重新調(diào)度標(biāo)志：可以看到除了設(shè)置任務(wù)的flags 的TIF_NEED_RESCHED 標(biāo)志外，還設(shè)置了preempt.need_resched 為0

清搶占標(biāo)志，__schedule 中pick到下一個任務(wù)后會清除搶占標(biāo)志，其代碼實現(xiàn)為：

6. 搶占計數(shù)preempt_count

在像Linux這樣的多任務(wù)系統(tǒng)中，任何執(zhí)行線程都不能保證只要它想運行就可以獨占訪問處理器。內(nèi)核總是有能力(多數(shù)情況下)搶占一個正在運行的線程，而選擇一個優(yōu)先級更高的線程來執(zhí)行。新線程可能是另一個不同的進程，但也可能是一個硬件中斷，或者其他外部事件。

為了正確協(xié)調(diào)系統(tǒng)中所有任務(wù)能正確運行，內(nèi)核必須跟蹤當(dāng)前的執(zhí)行狀態(tài)，包括已經(jīng)被搶占或可能阻止線程被搶占的各種情況。用來進行這個追蹤記錄的基礎(chǔ)，就是在系統(tǒng)中每個任務(wù)里存儲的 preemption counter。這個計數(shù)器是通過 preempt_count() 函數(shù)來訪問的，它的通用定義是這樣的：

這個 counter 可以用來指示當(dāng)前線程的狀態(tài)、它是否可以被搶占，以及它是否被允許睡眠。要實現(xiàn)這個功能的話，就必須在這個 counter 里面記錄若干種不同狀態(tài)，因此這個 preempt_count 也被分成了幾個字段（sub-fields）：

最低位的這個 byte 是用來記錄 preempt_disable()嵌套調(diào)用的次數(shù)，也就是到目前為止 preemption 被 disable 的次數(shù)。

SOFTIRQ：當(dāng)CPU進入軟中處理程序時，對該位域加1，退出時減1

HARDIRQ：當(dāng)CPU進入硬件中斷處理函數(shù)時，對該位域加1，退出時減1，位域數(shù)值表示中斷嵌套層級

NMI：CPU進入不可屏蔽中斷處理函數(shù)時，此位置1，退出時清0。

最后，最高位表示內(nèi)核是否已經(jīng)決定當(dāng)前進程需要在后面執(zhí)行時一有機會就馬上被調(diào)度出去，讓給其他任務(wù)。

接下來，我們看看內(nèi)核是如何定義這塊的，其定義在include/linux/preempt.h

其每個bit的定義如下：

這里需要特別注意，preempt_count是允許嵌套的，在進入臨界區(qū)，被中斷打斷，軟中斷都會存在preempt_count。下圖展示了preempt_count相關(guān)的操作函數(shù)

這里要特別注意irq這個，它包含了NMI、IRQ和SOFTIRQ ? ?

下圖是preempt_count相關(guān)的條件判斷函數(shù)，這個在搶占中會頻繁用到

以下接口函數(shù)用于檢測preempt_count成員相應(yīng)位域值，用于檢測CPU是否處于硬件中斷、軟中斷等處理函數(shù)中（include/linux/preempt.h）：

in_irq()：當(dāng)前CPU是否處于硬件中斷處理程序內(nèi)，返回HARDIRQ計數(shù)值。

in_softirq()：當(dāng)前CPU是否處于軟中斷處理函數(shù)內(nèi)或禁止軟中斷，返回SOFTIRQ計數(shù)值。

in_serving_softirq()：當(dāng)前CPU是否處于軟中斷處理函數(shù)內(nèi)。

in_nmi()：CPU是否處于不可屏蔽中斷處理程序內(nèi)，返回NMI計數(shù)值。

in_interrupt()：CPU是否處于中斷處理程序內(nèi)（或禁止軟中斷狀態(tài)），包括硬件中斷、軟中斷和不可屏蔽中斷。

只要看一下 preempt_count 的值，內(nèi)核就可知道當(dāng)前的情況如何。比如，preempt_count 是非零值，就表示當(dāng)前線程不能被 scheduler 搶占：要么是 preemption 已經(jīng)被明確 disable 了，要么是 CPU 當(dāng)前正在處理某種中斷。

同理，非零值也表示當(dāng)前線程不能睡眠，因為它此刻在運行的上下文必須要持續(xù)執(zhí)行完成。"reschedule needed" 這個 bit 告訴內(nèi)核，當(dāng)前有一個優(yōu)先級較高的進程應(yīng)該在第一時間獲得 CPU。必須要在 preempt_count 為非零值的情況下，才會設(shè)置這個 bit。否則的話，內(nèi)核早就可以直接對這個進程進行 prempt 搶占，而不是設(shè)置此 bit 并等待。

那么哪些情況下，會操作preempt_count，下面是preempt_count相關(guān)操作函數(shù)

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對于這些接口以及相關(guān)變體，都是內(nèi)核中通用的接口API，所以系統(tǒng)實時性會受驅(qū)動中如何使用這些接口的影響。這里我們來看看經(jīng)常討論的中斷上下文、進程上下文和atomic上下文的關(guān)系，首先我們來看看代碼實現(xiàn)：

所以總結(jié)一下，對于內(nèi)核什么時候不允許搶占，在哪些時機是不可調(diào)度的，想要搞清這個問題，首先需要介紹一下linux中的四類區(qū)間：

中斷

軟中斷

進程上下文中的spin_lock

進程上下文中的其他區(qū)域

上述四類區(qū)間中，只有第四類區(qū)間支持搶占調(diào)度，對于1,2,3也就是atomic上下文。當(dāng)可以調(diào)度的事情發(fā)生在前3類區(qū)間中，即如果在這3類區(qū)間中喚醒了高優(yōu)先級的可以搶占的task，實際上卻不能搶占，直到這3類區(qū)間結(jié)束。那么對于4類區(qū)間是不是一定能發(fā)生搶占呢？

7. preempt_enable

為了支持內(nèi)核搶占 而引入了 preempt_count ，如果為 0，就允許 Kernel Preemption，否則就不允許。內(nèi)核函數(shù)preempt_enable/preempt_disable用來內(nèi)核代碼臨界區(qū)動態(tài)關(guān)閉和打開內(nèi)核搶占，詳細(xì)的用法請參考preempt-locking。

內(nèi)核代碼中preempt_disable()和preempt_enable()函數(shù)總是成對出現(xiàn)的，用于保證進程在執(zhí)行這兩個函數(shù)之間的代碼時，不會發(fā)生進程調(diào)度（當(dāng)前進程不會被搶占，不被搶占不是說不能被中斷，硬件中斷還是允許的，只是中斷還是返回原進程）

preempt_disable()函數(shù)用于禁止內(nèi)核搶占，函數(shù)定義如下（include/linux/preempt.h）

這個比較簡單，preempt_count加一，然后做了一個內(nèi)存屏障，增加搶占計數(shù)器以防止重新調(diào)度，不管處于哪種搶占模式，都不允許搶占。

內(nèi)核搶占函數(shù)preempt_enable()定義在include/linux/preempt.h頭文件內(nèi)：

preempt_enable()函數(shù)內(nèi)對搶占計數(shù)值減1，如果減1后為0，并且進程TIF_NEED_RESCHED標(biāo)記置位了，則調(diào)用__preempt_schedule()函數(shù)執(zhí)行進程調(diào)度（搶占當(dāng)前進程）。

對于ARM64，使用64位的preempt_count，通過將其劃分為count和need_resched來管理，判斷 preempt_count 和 TIF_NEED_RESCHED 看是否可以被搶占

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這個首先來檢查若當(dāng)前CPU處于關(guān)中斷狀態(tài)和preempt_count不為0，就禁止搶占，反之就執(zhí)行搶占。

內(nèi)核代碼里面通常直接調(diào)用preempt_enable比較少，但是調(diào)用鎖的地方比較多，例如常見的spinlock等，目前內(nèi)核的這種鎖機制又是一個處于泛濫的趨勢，所以可以認(rèn)為每次調(diào)用spinlock結(jié)束時默認(rèn)都會發(fā)起一次隱式搶占

8. Linux內(nèi)核中的搶占實現(xiàn)

在當(dāng)前進程被搶占的場景下，調(diào)度并不是立刻發(fā)生，而是延遲執(zhí)行，具體的方法是設(shè)定當(dāng)前進程的need_resched等于1，然后靜靜的等待最近一個調(diào)度點的來臨，當(dāng)調(diào)度點到來的時候，內(nèi)核會調(diào)用schedule函數(shù)，搶占當(dāng)前task的執(zhí)行。這部分的內(nèi)容比較多，有興趣的同學(xué)可以自行查看源碼，大致梳理了一個相關(guān)知識的導(dǎo)圖。

9. 案例分析

對于性能開發(fā)的同學(xué)，經(jīng)常會遇到這種runnable很長的問題，那么我們以下面這個為例，crtc_commit的RT線程長時間runnable，為什么沒搶占cfs的線程

首先，我們來看看結(jié)合梳理下整個流程是如何的，有什么影響因素，關(guān)鍵問題卡在哪個環(huán)節(jié)

結(jié)合目前的ftrace下相關(guān)tracepoint，大致就可以有一個分析問題的思路

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首先從日志來看，當(dāng)喚醒的時刻，這個crtc_commit線程會發(fā)生選核，從選核邏輯上看，這個線程選擇了cpu1，而后差不多6ms后被做了loadbalance遷移到cpu4上

為什么會出現(xiàn)在選核完成后，沒有第一時間內(nèi)搶占cpu1上的HwBinder:1844_1這個線程，為什么沒有發(fā)生正常的一次調(diào)度？如何看這個問題？還有這個線程為什么能運行這么久？

目前對于內(nèi)核ftrace提供分析的方法

這個代碼的實現(xiàn)如下，詳細(xì)的可以參考代碼和ftrace.txt

那我們就可以通過這個方法來看看，這個HwBinder:1844_1在選核的時候發(fā)生了什么情況？可以看到這個時候中斷被關(guān)閉了，同時preempt也被disable了

同時arch定時器中斷也有延遲，通常至少需要 4ms 會出現(xiàn) arch 定時器中斷，而出現(xiàn)問題這段時間內(nèi)，系統(tǒng)arch_timer也出現(xiàn)問題

下一步就需要去排查驅(qū)動中是哪里會關(guān)這么長時間的中斷，可以開啟preemptirq和preemptirq_long相關(guān)的tracepoint進行復(fù)現(xiàn)debug，所以在寫內(nèi)核代碼的時候，需要關(guān)注preempt_count相關(guān)操作函數(shù)及其變體函數(shù)，這個會切身影響到系統(tǒng)的實時性。

10. 總結(jié)

本文檔主要探討了Linux 6.1內(nèi)核中搶占特性的原理和實現(xiàn)，重點關(guān)注latency產(chǎn)生原因、內(nèi)核搶占模型與機制以及實例分析，而目前遇到的痛點問題是搶占造成資源競爭，以及鎖和中斷延遲對于實時性的影響，特別目前鎖是一個通用的API接口，任何驅(qū)動都可以隨便使用，導(dǎo)致得不到及時搶占。

Linux內(nèi)核的搶占機制與中斷、鎖機制之間的矛盾是提高系統(tǒng)實時性和系統(tǒng)優(yōu)化的的一大挑戰(zhàn)，也希望PREEMPT_RT的實時補丁能盡快合進內(nèi)核主線，增強了Linux內(nèi)核的實時性能，通過減少不可搶占的臨界區(qū)和優(yōu)化中斷處理來提高搶占性。

審核編輯：彭菁