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一、什么叫抢占

所谓抢占，说白了就是进程切换。 linux的用户空间，进程A在执行中，来(硬？)中断打断A，从中断处理程序返回时，如果有更高优先级进程B在排队的话，那么执行进程B。 用户空间下进程总是可抢占的 在linux的内核空间就不一定了，linux 2.4是不可抢占的，实时性就会降低，如下面这个样子：

二、抢占的API preempt_enable()  开启抢占 preempt_disable() 禁止抢占 内核中每个进程数据结构里有一个计数器preempt_count 抢占的开启与禁止，操作当前进程的preempt_count 内核在进行进程调度的时候，只要prempt_count为0，内核就可以进行抢占。     struct thread_info {         struct task_struct *task; /* main task structure */         ............//省略         int     cpu;              /* cpu we're on */         int     preempt_count;    /* 0 => preemptable,  <0 => BUG */     };     #define preempt_enable() \     do { \         preempt_enable_no_resched(); \         barrier(); \         preempt_check_resched(); \     } while (0)     #define preempt_disable() \     do { \         inc_preempt_count(); \         barrier(); \     } while (0)     #define preempt_enable_no_resched() \     do { \         barrier(); \         dec_preempt_count(); \     } while (0)     #define inc_preempt_count() add_preempt_count(1)     #define dec_preempt_count() sub_preempt_count(1)     #define add_preempt_count(val) do { preempt_count() += (val); } while (0)     #define sub_preempt_count(val) do { preempt_count() -= (val); } while (0)     #define preempt_count() (current_thread_info()->preempt_count)三、发生抢占的时机 linux进程调度的核心函数是 schedule(),进程调度就是在这里做的。 schedule的调用分为主动调用和被动调用。 主动调用是指内核显示的直接去调用shedule()，如当前进程调用了可休眠函数，里面会调用schedule 被动调用是指在系统调用、中断处理或异常处理结束之后，由相应的回调函数调用schedule 判断完当前进程是否可抢占，才会接着去调用schedule() 只看了看中断返回时schedule被动调用的情况 至于主动调用的地方就太多了，什么进程结束，pause等等，没耐心看了。。。3.1 从中断返回时 首先是从中断处理程序do_IRQ()返回后，会调用ret_from_except() (看) ret_from_except()里要先check一下，判定前面被中断的执行体是运行在用户空间还是内核空间, 在决定返回到用户空间或内核空间 用户空间的话：（现在知道为什么用户空间程序总是可抢占了吧）  ret_from_except     --> user_exc_return          --> do_work            --> 调用 do_signal 和 schedule 内核空间的话：（编译内核时要打开可抢占选项才行） ret_form_except      --> resume_kernel          --> preempt_schedule_irq            --> schedule

.globl ret_from_except

ret_from_except: LOAD_MSR_KERNEL(r10,MSR_KERNEL)  //将MSR_KERNEL常量设置到MSR,以禁止外部中断 SYNC                             //Some chip revs have problems here... MTMSRD(r10)                      //disable interrupts lwz r3,_MSR(r1)                  //读栈中的MSR[PR]，Returning to user mode? andi. r0,r3,MSR_PR beq resume_kernel user_exc_return:                   //r10 contains MSR_KERNEL here rlwinm r9,r1,0,0,(31-THREAD_SHIFT) //Check current_thread_info()->flags lwz r9,TI_FLAGS(r9) andi. r0,r9,(_TIF_SIGPENDING|_TIF_RESTORE_SIGMASK|_TIF_NEED_RESCHED) bne do_work restore_user: #ifdef CONFIG_PREEMPT b restore resume_kernel: rlwinm r9,r1,0,0,(31-THREAD_SHIFT) /* check current_thread_info->preempt_count */ lwz r0,TI_PREEMPT(r9) cmpwi 0,r0,0                       /* if non-zero, just restore regs and return */ bne restore lwz r0,TI_FLAGS(r9) andi. r0,r0,_TIF_NEED_RESCHED beq+ restore andi. r0,r3,MSR_EE                /* interrupts off? */ beq restore                       /* don't schedule if so */ 1: bl preempt_schedule_irq rlwinm r9,r1,0,0,(31-THREAD_SHIFT) lwz r3,TI_FLAGS(r9) andi. r0,r3,_TIF_NEED_RESCHED bne- 1b #else resume_kernel: #endif /* CONFIG_PREEMPT */ do_work:            /* r10 contains MSR_KERNEL here */     andi.   r0,r9,_TIF_NEED_RESCHED     beq do_user_signal do_resched:         /* r10 contains MSR_KERNEL here */     ori r10,r10,MSR_EE     SYNC     MTMSRD(r10)     /* hard-enable interrupts */     bl  schedule recheck:     LOAD_MSR_KERNEL(r10,MSR_KERNEL)     SYNC     MTMSRD(r10)     /* disable interrupts */     rlwinm  r9,r1,0,0,(31-THREAD_SHIFT)     lwz r9,TI_FLAGS(r9)     andi.   r0,r9,_TIF_NEED_RESCHED     bne-    do_reschedandi.   r0,r9,_TIF_SIGPENDING     beq restore_user do_user_signal:         /* r10 contains MSR_KERNEL here */ asmlinkage void __sched preempt_schedule_irq(void){     struct thread_info *ti = current_thread_info();     BUG_ON(ti->preempt_count || !irqs_disabled());     do {         add_preempt_count(PREEMPT_ACTIVE);         local_irq_enable();         schedule();         local_irq_disable();         sub_preempt_count(PREEMPT_ACTIVE);         barrier();     } while (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED))); } asmlinkage void __sched preempt_schedule(void){     struct thread_info *ti = current_thread_info();     //preempt_cout非0的话，就不调用schedule     if (likely(ti->preempt_count || irqs_disabled()))         return;     do {         add_preempt_count(PREEMPT_ACTIVE);         schedule();         sub_preempt_count(PREEMPT_ACTIVE);         barrier();     } while (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED))); }#########################################################################################;  内核中的执行路径主要有：  1  用户进程的内核态，此时有进程context，主要是代表进程在执行系统调用等。     还包括，内核中自己的进程,如 ksoftirqd 等等  2  中断或者异常或者自陷等，从概念上说，此时没有进程context，不能进行context switch。  3  bottom_half，从概念上说，此时也没有进程context。  4  同时，相同的执行路径还可能在其他的CPU上运行。 Linux2.6中网络代码中的preempt_enable/disable移到softirqd调用的地方原因是这样的. 一、部分softirq是isr处理之后调用的,     对于这部分代码,由于是在底半处理中运行,必须是是在运行进程系统调用之前返回的.     所以实际上preempt_disable(); preempt_enable();代码对于他们来说是没有意义的. 二、部分softirq是在ksoftirqd的内核线程运行的,     因为这个相当于运行在进程的内核空间,由于软中断都是对中断上半部的继续,     所以这些工作都需要尽快的完成.所以在softirqd运行的时候,禁止了preempt,     这样就可以保证softirq运行完之后才会调度下一个进程,因为softirq里面的所有函数都不会睡眠.

本文转自张昺华-sky博客园博客，原文链接：http://www.cnblogs.com/sky-heaven/p/5391887.html，如需转载请自行联系原作者