一、引出

在在嵌入式操作系统中，很多线程都可以为实时任务，因为毕竟这些线程很少和人接触，而是面向任务的。所有就有一个抢占的时机问题。特别是2.6内核中引入了新的内核态抢占任务，所以就可以说一下这个内核态抢占的实现。

内核态抢占主要发生在两个时机，一个是主动的检测是否需要抢占，另一个就是在异常处理完之后的异常判断。

#define preempt_enable() \
do { \
 preempt_enable_no_resched(); \
 barrier(); \
 preempt_check_resched(); \
} while (0)

这一点和用户态的pthread_setcanceltype中也有使用，也就是如果禁止线程的异步取消，在使能之后的第一时间判断线程是不是已经被取消，包括内核态对信号的处理也是如此，例如，当sigprocmask开启一个信号屏蔽之后，也需要在第一时间来判断系统中是否有未处理的信号，如果有则需要及时处理，这个操作是在sys_sigprocmask--->>>recalc_sigpending--->>>set_tsk_thread_flag(t, TIF_SIGPENDING)中完成。

另一个就是内核线程无法预测的中断或者异常处理结束之后的判断。

linux-2.6.21\arch\i386\kernel\entry.S:  ret_from_exception（ret_from_intr）--->>>>

#ifdef CONFIG_PREEMPT
ENTRY(resume_kernel)
 DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_ANY)
 cmpl $0,TI_preempt_count(%ebp) # non-zero preempt_count ?首先判断线程是否禁止了抢占，如果禁止抢占，则不检测是否重新调度标志。
 jnz restore_nocheck
need_resched:
 movl TI_flags(%ebp), %ecx # need_resched set ?
 testb $_TIF_NEED_RESCHED, %cl检测是否需要重新调度。
 jz restore_all
 testl $IF_MASK,PT_EFLAGS(%esp) # interrupts off (exception path) ?
 jz restore_all
 call preempt_schedule_irq 这里就是第二个抢占发生的时机，就是内核线程不可预测的时候发生的。
 jmp need_resched
END(resume_kernel)

在preempt_schedule_irq中引入了一个比较常见的概念，就是这个PREEMPT_ACTIVE，

add_preempt_count(PREEMPT_ACTIVE);

/*
 * We use bit 30 of the preempt_count to indicate that kernel
 * preemption is occurring.  See include/asm-arm/hardirq.h.
 */
#define PREEMPT_ACTIVE 0x40000000

这个标志位在内核中的线程抢占统计中将会用到，在schedule函数中

switch_count = &prev->nivcsw;
 if (prev->state && !(preempt_count() & PREEMPT_ACTIVE)) {这里判断的是抢占标志是否被置位，如果没有置位，也就是如果不是被抢占，则认为是自愿放弃CPU，也就是Voluntary释放CPU，否则认为是被抢占。
  switch_count = &prev->nvcsw;
  if (unlikely((prev->state & TASK_INTERRUPTIBLE) &&
    unlikely(signal_pending(prev))))
   prev->state = TASK_RUNNING;
  else {
   if (prev->state == TASK_UNINTERRUPTIBLE)
    rq->nr_uninterruptible++;
   deactivate_task(prev, rq);
  }
 }

通过/proc/$PID/status可以看到这个切换次数记录。

static inline void task_context_switch_counts(struct seq_file *m,
      struct task_struct *p)
{
 seq_printf(m, "voluntary_ctxt_switches:\t%lu\n"
   "nonvoluntary_ctxt_switches:\t%lu\n",
   p->nvcsw,
   p->nivcsw);
}

从调度的代码中可以看到，如果线程禁止了抢占，那么线程是不能执行调度的，这样可以推出线程在关掉抢占之后不能睡眠，如果需要等待，应该应该用spinlock，在asmlinkage void __sched schedule(void)的开始有这个判断

if (unlikely(in_atomic() && !current->exit_state)) {
  printk(KERN_ERR "BUG: scheduling while atomic: "
   "%s/0x%08x/%d\n",
   current->comm, preempt_count(), current->pid);
  debug_show_held_locks(current);
  if (irqs_disabled())
   print_irqtrace_events(current);
  dump_stack();
 }

也就是，如果 线程是禁止抢占之后进行调度，后果是很严重的，直接内核就dump_stack了(但是没有panic，至少对386是如此)。这一点也容易理解，因为在自愿和非自愿的两个抢占判断中，都判断了线程的preempt_count的值，如果非零就退出，所以应该是不能走到这一步的。

二、多核中的运行队列

这个在大型服务器中是比较有用的一个概念，就是线程在CPU之间的均匀分配或者非均匀分配问题。目的就是让各个CPU尽量负载平衡，不要忙的忙死，闲的闲死。按照计算机的原始概念，CPU可以作为一个资源，然后等待使用这个资源的线程就需要排队。如果要排队，就需要有一个约定的地点让大家在这里排队，这样便于管理，比如说先来先服务，然后优先级的判断等。

在内核里，这个队列就是每个CPU都定义的一个为struct rq 结构的runqueue变量，这个是每个CPU的一个排队区，可以认为是CPU的一个私有资源，并且是静态分配，每个CPU有天生拥有这么一个队列，拿*的角度看，这个也就是CPU的一个基本权利，并且是一个内置权利。当CPU存在之后，它的runqueue就存在了。注意：这是一个容器，它是用来存放它的客户线程的，所以的线程在这里进行汇集和等待；对每个CPU来说，它的这个结构本身是不会变化的，变化的只是这个队列中的线程，一个线程可以在这个CPU队列里等待并运行，也可以在另一个CPU中运行，当然不能同时运行。这个变量的定义为

static DEFINE_PER_CPU(struct rq, runqueues);

现在，一个CPU需要服务的所有的线程都在这个结构里，所以也就包含了实时线程组和非实时线程组，它们在rq的体现为两个成员。

 struct cfs_rq cfs;
 struct rt_rq rt;

同一个CPU上的两个运行队列采用不同的调度策略，实时策略也就是内核中希望实现的O(1)调度器，所以它的内容中包含了100个实时队列结构。这个结构也和信号相同，首先有一个位图，表示这个优先级是否有可运行线程，然后有一个指针数组，指向各个优先级的就绪线程，前者用于快速判断最高优先级队列下表，后者用于真正取出该优先级的线程。

对于cfs调度，它一般是为了保证系统中线程对用户的及时响应，也就是说这个线程和用户交互，不能让用户感觉到某个任务有“卡”的感觉。保证这个流畅的方法就是快速切换，从而在某个时间段内所有的cfs任务都可以被运行一次。也就是不会出现某个任务跑的很欢乐，另外某个跑的很苦逼。

这个的实现就是大家经常说的内核红黑树结构，很多地方都有说明。这里注意红黑树是一个有序树，有序就需要有键值，并且有键值的比较方法。在内核中这个键值就是每个线程的一个调度实体的vruntime成员，在linux-2.6.37.1\kernel\sched_fair.c中我们看到的键值比较为put_prev_task_fair--->>>put_prev_entity--->>>__enqueue_entity--->>>entity_key

static inline s64 entity_key(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
{
 return se->vruntime - cfs_rq->min_vruntime;
}
而这个调度实体是一个抽象的概念，它可能考虑到了任务组的调度吧。实时任务和cfs任务的调度实体结构并不相同，并且这个两个在task_struct结构中两个并不是一个union，而是实实在在两个独立的实体，在task_struct结构中可以看到：

 struct sched_entity se;
 struct sched_rt_entity rt;

这个可能是为了保证线程的优先级可以在运行时通过sys_sched_setscheduler来动态修改而设置的吧。

对于一个runqueue，它对应一个CPU，由于一个CPU上只能同时运行一个线程，所以一个runqueue只有一个curr，因为我们可以看到一个rq有一个curr结构

 struct task_struct *curr, *idle, *stop;
注意的是，同一时间真正使用CPU的线程只有一个，但是一个CPU上可以有多个线程都是处于就绪状态，也就是running状态，我们可以看到这个running在rq、rt_rq、cfs_rq中都有相应的成员(nr_running)。这里说的running并不是他们在运行，而是可运行，他们是用来进行CPU之间负载均衡的，和是否正在CPU上运行没有直接关系。反过来，一个线程是否处于可运行状态，是通过p->se.on_rq 来判断的。

我们看一下系统唤醒一个线程时的操作：

wake_up_new_task--->>>activate_task--->>enqueue_task

p->se.on_rq = 1; 这里可以看到，实时任务也是用了task_struct中的struct sched_entity se;成员，所以可以认为这是一个线程固有的成员，而struct sched_rt_entity rt;是为rt线程专门另外设置的一个附加成员，它们不是互斥或者说可替代的，而是基础和附加属性的关系。

而对于某个CPU上正在运行的线程的判断则使用的是

static inline int task_current(struct rq *rq, struct task_struct *p)
{
 return rq->curr == p;
}

而对于nr_running的设置为

wake_up_new_task--->>>activate_task--->>inc_nr_running(rq);

static void inc_nr_running(struct rq *rq)
{
 rq->nr_running++;
}