schedulelinux

Ⅰ 一文解析linux进程的睡眠和唤醒

在Linux中，进程的睡眠与唤醒是一个关键概念。当进程执行完时间片后，Linux内核会通过调度器选择下一个进程，使之获取CPU控制权。此外，进程也可以主动通过调用`schele()`函数释放CPU控制权，使其他进程运行。当进程需要等待特定事件发生，如设备初始化完成或I/O操作结束时，它会进入睡眠状态，从运行队列移出，加入等待队列。

Linux中的进程睡眠有两种状态：可中断的睡眠与不可中断的睡眠。可中断的睡眠进程在满足特定条件时被唤醒，如硬件中断、系统资源释放或信号传递。而不可中断的睡眠状态较为少见，主要用于进程必须等待特定事件，直到事件发生而不会被中断。

Linux操作系统中，进程通常通过`schele()`函数进入睡眠状态。程序首先存储进程结构指针，然后使用`set_current_state()`将进程状态从执行状态改为睡眠状态。如果`schele()`被处于睡眠状态的进程调用，进程将从运行队列中移出。要唤醒睡眠中的进程，可以使用`wake_up_process()`函数，这将改变进程状态并将其加入运行队列，等待下一次调度。

然而，进程有时可能因竞争条件而进入无效唤醒状态，导致无限期睡眠。这个问题发生在进程检查条件后，状态未被改为睡眠状态之前。解决方法是将判断条件与状态更改合并为一个步骤，消除竞争条件，确保唤醒过程有效。

为了在Linux内核中避免无效唤醒，应使用特定的内核函数进行进程睡眠。例如，`DECLARE_WAITQUEUE()`用于创建等待队列的项，`add_wait_queue()`将进程加入等待队列并更改状态为可中断状态。然后，进程循环检查条件，如果条件满足，设置状态为运行状态并移出等待队列。若条件未满足，调用`schele()`使进程重新调度。这种设计确保进程在条件满足时能够及时退出睡眠状态，避免无效唤醒。

在Linux内核中，代码示例展示了如何通过合理设计避免无效唤醒。通过在检查条件之前设置进程状态为睡眠状态，确保即使在条件满足时进程也不会错误地进入睡眠，从而有效避免了无效唤醒问题。

原文作者：Linux内核那些事

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Ⅱ linux 什么时候调用schele

Linux在众多进程中是怎么进行调度的，这个牵涉到Linux进程调度时机的概念，由Linux内核中Schele（）的函数来决定是否要进行进程的切换，如果要切换的话，切换到哪个进程等等。
Linux进程调度时机主要有：
1、进程状态转换的时刻：进程终止、进程睡眠；
2、当前进程的时间片用完时（current->counter=0）；
3、设备驱动程序
4、进程从中断、异常及系统调用返回到用户态时；
时机1，进程要调用sleep（）或exit（）等函数进行状态转换，这些函数会主动调用调度程序进行进程调度；
时机2，由于进程的时间片是由时钟中断来更新的，因此，这种情况和时机4是一样的。
时机3，当设备驱动程序执行长而重复的任务时，直接调用调度程序。在每次反复循环中，驱动程序都检查need_resched的值，如果必要，则调用调度程序schele()主动放弃CPU。
时机4，如前所述，不管是从中断、异常还是系统调用返回，最终都调用ret_from_sys_call（），由这个函数进行调度标志的检测，如果必要，则调用调用调度程序。那么，为什么从系统调用返回时要调用调度程序呢？这当然是从效率考虑。从系统调用返回意味着要离开内核态而返回到用户态，而状态的转换要花费一定的时间，因此，在返回到用户态前，系统把在内核态该处理的事全部做完。
对于直接执行调度程序的时机，我们不讨论，因为后面我们将会描述调度程序的工作过程。前面我们讨论了时钟中断，知道了时钟中断的重要作用，下面我们就简单看一下每个时钟中断发生时内核要做的工作，首先对这个最频繁的调度时机有一个大体了解，然后再详细讨论调度程序的具体工作过程。
每个时钟中断（timer interrupt）发生时，由三个函数协同工作，共同完成进程的选择和切换，它们是：schele（）、do_timer（）及ret_form_sys_call（）。我们先来解释一下这三个函数：
schele（）：进程调度函数，由它来完成进程的选择（调度）；
do_timer（）：暂且称之为时钟函数，该函数在时钟中断服务程序中被调用，是时钟中断服务程序的主要组成部分，该函数被调用的频率就是时钟中断的频率即每秒钟100次（简称100赫兹或100Hz）；
ret_from_sys_call（）：系统调用返回函数。当一个系统调用或中断完成时，该函数被调用，用于处理一些收尾工作，例如信号处理、核心任务等等。
这三个函数是如何协调工作的呢？
前面我们看到，时钟中断是一个中断服务程序，它的主要组成部分就是时钟函数do_timer（），由这个函数完成系统时间的更新、进程时间片的更新等工作，更新后的进程时间片counter作为调度的主要依据。
在时钟中断返回时，要调用函数ret_from_sys_call（），前面我们已经讨论过这个函数，在这个函数中有如下几行：
cmpl $0, _need_resched
jne reschele
……
restore_all:
RESTORE_ALL

reschele:
call SYMBOL_NAME(schele)
jmp ret_from_sys_call

这几行的意思很明显：检测 need_resched 标志，如果此标志为非0，那么就转到reschele处调用调度程序schele（）进行进程的选择。调度程序schele（）会根据具体的标准在运行队列中选择下一个应该运行的进程。当从调度程序返回时，如果发现又有调度标志被设置，则又调用调度程序，直到调度标志为0，这时，从调度程序返回时由RESTORE_ALL恢复被选定进程的环境，返回到被选定进程的用户空间，使之得到运行。
以上就是时钟中断这个最频繁的调度时机。讨论这个的主要目的使读者对时机4有个大致的了解。
另外，TIF_NEED_RESCHED的设置时机 :
设置这个标志的函数主要有两个: resched_task(),set_tsk_need_resched().主要是resched_task,而resched_task的调用者 check_preempt_curr更是通过:try_to_wake_up/wake_up_new_task/pull_task /__migrate_task 这些被广泛使用的函数, 从而分布在内核中大量的检查点有机会抢占进程.

最后要说明的是，系统调用返回函数ret_from_sys_call（）是从系统调用、异常及中断返回函数通常要调用的函数，但并不是非得调用，对于那些要经常被响应的和要被尽快处理的中断请求信号，为了减少系统开销，处理完成后并不调用 ret_from_sys_call（）（因为很显然的，从这些中断处理程序返回到的用户空间肯定是那个被中断的进程，无需重新选择），并且，它们作的工作要尽可能少，因为响应的频率太高了。
Linux进程调度和其他的UNIX进程调度不同，尤其是在“nice level”优先级的处理上，与优先权调度（priority高的进程最先运行）不同，Linux用的是时间片轮转调度（Round Robing），但同时又保证了高优先级的进程运行的既快、时间又长（both sooner and longer）。而标准的UNIX调度程序都用到了多级进程队列。大多数的实现都用到了二级优先队列：一个标准队列和一个实时（“real time”）队列。一般情况下，如果实时队列中的进程未被阻塞，它们都要在标准队列中的进程之前被执行，并且，每个队列中，“nice level”高的进程先被执行。
总体上，Linux 调度序程在交互性方面表现很出色，当然了，这是以牺牲一部分“吞吐量”为代价的。