操作系統(tǒng)的靈魂Linux調(diào)度系統(tǒng)講解

本文主要是講Linux的調(diào)度系統(tǒng)， 由于全部內(nèi)容太多，分三部分來講，調(diào)度可以說是操作系統(tǒng)的靈魂，為了讓CPU資源利用最大化，Linux設(shè)計了一套非常精細(xì)的調(diào)度系統(tǒng)，對大多數(shù)場景都進(jìn)行了很多優(yōu)化，系統(tǒng)擴展性強，我們可以根據(jù)業(yè)務(wù)模型和業(yè)務(wù)場景的特點，有針對性的去進(jìn)行性能優(yōu)化，在保證客戶網(wǎng)絡(luò)帶寬前提下，隔離客戶互相之間的干擾影響，提高CPU利用率，降低單位運算成本，提高市場競爭力。歡迎大家相互交流學(xué)習(xí)！

CPU作為計算資源，一直是云計算廠商比拼的核心競爭力，我們的目標(biāo)是合理安排好計算任務(wù)，充分提高CPU的利用率，預(yù)留更多空間容錯，增強系統(tǒng)穩(wěn)定性，讓任務(wù)更快執(zhí)行，降低無效功耗，節(jié)約成本，從而提高市場競爭力。

CPU 實現(xiàn)的抽象邏輯圖

首先，我們有一個自動計數(shù)器。這個自動計數(shù)器會隨著時鐘主頻不斷地自增，來作為我們的 PC 寄存器；

在這個自動計數(shù)器的后面，我們連上一個譯碼器。譯碼器還要同時連著我們通過大量的 D 觸發(fā)器組成的內(nèi)存。

自動計數(shù)器會隨著時鐘主頻不斷自增，從譯碼器當(dāng)中，找到對應(yīng)的計數(shù)器所表示的內(nèi)存地址，然后讀取出里面的 CPU 指令。

讀取出來的 CPU 指令會通過CPU 時鐘的控制，寫入到一個由 D 觸發(fā)器組成的寄存器，也就是指令寄存器當(dāng)中。

在指令寄存器后面，我們可以再跟一個譯碼器。這個譯碼器的作用不再是用于尋址，而是把拿到的指令解析成opcode 和對應(yīng)的操作數(shù)。

當(dāng)我們拿到對應(yīng)的 opcode 和操作數(shù)，對應(yīng)的輸出線路就要連接 ALU，開始進(jìn)行各種算術(shù)和邏輯運算。對應(yīng)的計算結(jié)果，則會再寫回到 D 觸發(fā)器組成的寄存器或者內(nèi)存當(dāng)中。

這里整個過程就大概是CPU的一條指令的執(zhí)行過程。為了加快CPU指令的執(zhí)行速度，CPU在發(fā)展過程中做了很多優(yōu)化，例如流水線，分支預(yù)測，超標(biāo)量，Hyper-threading，SIMD，多級cache，NUMA架構(gòu)等， 這里主要關(guān)注Linux的調(diào)度系統(tǒng)。

CPU上下文

Linux 是一個多任務(wù)操作系統(tǒng)，它支持遠(yuǎn)大于 CPU 數(shù)量的任務(wù)同時運行。當(dāng)然，這些任務(wù)實際上并不是真的在同時運行，而是因為系統(tǒng)在很短的時間內(nèi)，將 CPU 輪流分配給它們，造成多任務(wù)同時運行的錯覺。

而在每個任務(wù)運行前，CPU 都需要知道任務(wù)從哪里加載、又從哪里開始運行，也就是說，需要系統(tǒng)事先幫它設(shè)置好 CPU 寄存器和程序計數(shù)器（Program Counter，PC）。

CPU 寄存器，是 CPU 內(nèi)置的容量小、但速度極快的內(nèi)存。而程序計數(shù)器，則是用來存儲 CPU 正在執(zhí)行的指令位置、或者即將執(zhí)行的下一條指令位置。它們都是 CPU 在運行任何任務(wù)前，必須的依賴環(huán)境，因此也被叫做 CPU 上下文（執(zhí)行環(huán)境）：

而這些保存下來的上下文，會存儲在系統(tǒng)內(nèi)核中（堆棧），并在任務(wù)重新調(diào)度執(zhí)行時再次加載進(jìn)來。這樣就能保證任務(wù)原來的狀態(tài)不受影響，讓任務(wù)看起來還是連續(xù)運行。

在Linux中，內(nèi)核空間和用戶空間是兩種工作模式，操作系統(tǒng)運行在內(nèi)核空間，而用戶態(tài)應(yīng)用程序運行在用戶空間，它們代表不同的級別，而對系統(tǒng)資源具有不同的訪問權(quán)限。

這樣代碼（指令）執(zhí)行存在不同的CPU上下文，而進(jìn)行調(diào)度的時候，要進(jìn)行相應(yīng)的CPU上下文切換，Linux系統(tǒng)存在不同堆棧來保存CPU上下文，系統(tǒng)中每個進(jìn)程都會擁有屬于自己的內(nèi)核棧，而系統(tǒng)中每個CPU都將為中斷處理準(zhǔn)備了兩個獨立的中斷棧，分別是hardirq棧和softirq棧：

Linux系統(tǒng)調(diào)用CPU上下文切換堆棧結(jié)構(gòu)：

中斷上下文：中斷代碼運行于內(nèi)核空間，中斷上下文即運行中斷代碼所需要的CPU上下文環(huán)境，需要硬件傳遞過來的這些參數(shù)，內(nèi)核需要保存的一些其他環(huán)境（主要是當(dāng)前被打斷執(zhí)行的進(jìn)程或其他中斷環(huán)境），這些一般都保存在中斷棧中（x86是獨立的，其他可能和內(nèi)核棧共享，這和具體處理架構(gòu)密切相關(guān)），在中斷結(jié)束后，進(jìn)程仍然可以從原來的狀態(tài)恢復(fù)運行。

進(jìn)程上下文：進(jìn)程是由內(nèi)核來管理和調(diào)度的，進(jìn)程的切換發(fā)生在內(nèi)核態(tài)，進(jìn)程的上下文不僅包括了虛擬內(nèi)存、棧、全局變量等用戶空間的資源，還包括了內(nèi)核堆棧、寄存器等內(nèi)核空間的狀態(tài)。

系統(tǒng)調(diào)用上下文：進(jìn)程可以在內(nèi)核空間和用戶空間運行，分別稱為進(jìn)程的用戶態(tài)和進(jìn)程的內(nèi)核態(tài)， 從用戶態(tài)到內(nèi)核態(tài)的轉(zhuǎn)變需要通過系統(tǒng)調(diào)用來完成，需要進(jìn)行CPU上下文切換，在執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用時候，需要保存用戶態(tài)的CPU上下文（用戶態(tài)堆棧）到內(nèi)核堆棧，然后加載內(nèi)核態(tài)的CPU上下文。

CPU處理器總處于以下狀態(tài)中的一種：

１、內(nèi)核態(tài)，運行于進(jìn)程上下文，內(nèi)核代表進(jìn)程運行于內(nèi)核空間；

２、內(nèi)核態(tài)，運行于中斷上下文，內(nèi)核代表硬件運行于內(nèi)核空間；

３、用戶態(tài)，運行于用戶空間。

中斷

中斷是由硬件設(shè)備產(chǎn)生的，而它們從物理上說就是電信號，之后，它們通過中斷控制器發(fā)送給CPU，接著CPU判斷收到的中斷來自于哪個硬件設(shè)備（這定義在內(nèi)核中），最后，由CPU發(fā)送給內(nèi)核，內(nèi)核來處理中斷。

硬中斷簡單處理流程：

硬中斷實現(xiàn)：中斷控制器+中斷服務(wù)程序

中斷框架設(shè)計（x86）：

X86計算機的 CPU 為中斷只提供了兩條外接引腳：NMI 和 INTR。其中 NMI 是不可屏蔽中斷，它通常用于電源掉電和物理存儲器奇偶校驗；INTR是可屏蔽中斷，可以通過設(shè)置中斷屏蔽位來進(jìn)行中斷屏蔽，它主要用于接受外部硬件的中斷信號，這些信號由中斷控制器傳遞給 CPU。當(dāng)前x86 SMP架構(gòu)主流都是采用多級I/O APIC（高級可編程中斷控制器）中斷系統(tǒng)。

Local APIC：主要負(fù)責(zé)傳遞中斷信號到指定的處理器；

I/O APIC：主要是收集來自 I/O 裝置的 Interrupt 信號且在當(dāng)那些裝置需要中斷時發(fā)送信號到本地 APIC；

中斷分類：

中斷可分為同步（synchronous）中斷和異步（asynchronous）中斷：

同步中斷是當(dāng)指令執(zhí)行時由 CPU 控制單元主動產(chǎn)生，之所以稱為同步，是因為只有在一條指令執(zhí)行完畢后 CPU 才會發(fā)出中斷，而不是發(fā)生在代碼指令執(zhí)行期間，比如系統(tǒng)調(diào)用，根據(jù) Intel 官方資料，同步中斷稱為異常（exception），異?？煞譃楣收希╢ault）、陷阱（trap）、終止（abort）三類。

異步中斷是指由其他硬件設(shè)備依照 CPU 時鐘信號隨機產(chǎn)生，即意味著中斷能夠在指令之間發(fā)生，例如鍵盤中斷，異步中斷被稱為中斷（interrupt），中斷可分為可屏蔽中斷（Maskable interrupt）和非屏蔽中斷（Nomaskable interrupt）。

非屏蔽中斷（Non-maskable interrupts，即NMI）：就像這種中斷類型的字面意思一樣，這種中斷是不可能被CPU忽略或取消的。NMI是在單獨的中斷線路上進(jìn)行發(fā)送的，它通常被用于關(guān)鍵性硬件發(fā)生的錯誤，如內(nèi)存錯誤，風(fēng)扇故障，溫度傳感器故障等。

可屏蔽中斷（Maskable interrupts）：這些中斷是可以被CPU忽略或延遲處理的。當(dāng)緩存控制器的外部針腳被觸發(fā)的時候就會產(chǎn)生這種類型的中斷，而中斷屏蔽寄存器就會將這樣的中斷屏蔽掉。我們可以將一個比特位設(shè)置為0，來禁用在此針腳觸發(fā)的中斷。

處理流程：

區(qū)別：

相同點：

1.最后都是由CPU發(fā)送給內(nèi)核，由內(nèi)核去處理；

2.處理程序的流程設(shè)計上是相似的。

不同點：

1.產(chǎn)生源不相同，陷阱、異常是由CPU產(chǎn)生的，而中斷是由硬件設(shè)備產(chǎn)生的；

2.內(nèi)核需要根據(jù)是異常，陷阱，還是中斷調(diào)用不同的處理程序；

3.中斷不是時鐘同步的，這意味著中斷可能隨時到來；陷阱、異常是CPU產(chǎn)生的，所以，它是時鐘同步的；

4.當(dāng)處理中斷時，處于中斷上下文中；處理陷阱、異常時，處于進(jìn)程上下文中。

中斷親和：

在 SMP 體系結(jié)構(gòu)中，我們可以通過系統(tǒng)調(diào)用和一組相關(guān)的宏來設(shè)置 CPU 親和力（CPU affinity），將一個或多個進(jìn)程綁定到一個或多個處理器上運行。中斷在這方面也毫不示弱，也具有相同的特性。中斷親和力是指將一個或多個中斷源綁定到特定的 CPU 上運行；

在 /proc/irq 目錄中，對于已經(jīng)注冊中斷處理程序的硬件設(shè)備，都會在該目錄下存在一個以該中斷號命名的目錄 IRQ# ，IRQ# 目錄下有一個 smp_affinity 文件（SMP 體系結(jié)構(gòu)才有該文件），它是一個 CPU 的位掩碼，可以用來設(shè)置該中斷的親和力， 默認(rèn)值為 0xffffffff，表明把中斷發(fā)送到所有的 CPU 上去處理。如果中斷控制器不支持 IRQ affinity，不能改變此默認(rèn)值，同時也不能關(guān)閉所有的 CPU 位掩碼，即不能設(shè)置成 0x0；

中斷親和好處是，在大量硬件中斷場景，對于文件服務(wù)器、高流量 Web 服務(wù)器這樣的應(yīng)用來說，把不同的網(wǎng)卡 IRQ 均衡綁定到不同的 CPU 上將會減輕某個 CPU 的負(fù)擔(dān)，提高多個 CPU 整體處理中斷的能力；對于數(shù)據(jù)庫服務(wù)器這樣的應(yīng)用來說，把磁盤控制器綁到一個 CPU、把網(wǎng)卡綁定到另一個 CPU 將會提高數(shù)據(jù)庫的響應(yīng)時間，優(yōu)化性能。合理的根據(jù)自己的生產(chǎn)環(huán)境和應(yīng)用的特點來平衡 IRQ 中斷有助于提高系統(tǒng)的整體吞吐能力和性能；

Linux系統(tǒng)常見中斷分類

時鐘中斷：時鐘芯片產(chǎn)生，主要工作是處理和時間有關(guān)的所有信息，決定是否執(zhí)行調(diào)度程序以及處理下半部分。和時間有關(guān)的所有信息包括系統(tǒng)時間、進(jìn)程的時間片、延時、使用CPU的時間、各種定時器，進(jìn)程更新后的時間片為進(jìn)程調(diào)度提供依據(jù)，然后在時鐘中斷返回時決定是否要執(zhí)行調(diào)度程序。下半部分處理程序是Linux提供的一種機制，它使一部分工作推遲執(zhí)行。時鐘中斷要絕對保證維持系統(tǒng)時間的準(zhǔn)確性，“時鐘中斷”是整個操作系統(tǒng)的脈搏。

NMI中斷：外部硬件通過CPU的 NMI Pin 去觸發(fā)（硬件觸發(fā)），或者軟件向CPU系統(tǒng)總線上投遞一個NMI類型中斷（軟件觸發(fā)），NMI中斷的主要用途有兩個：

用來告知操作系統(tǒng)有硬件錯誤（Hardware Failure），如內(nèi)存錯誤，風(fēng)扇故障，溫度傳感器故障等；

用來做看門狗定時器，檢測CPU死鎖等；

硬件IO中斷：

大多數(shù)硬件外設(shè)IO中斷，比如網(wǎng)卡，鍵盤，硬盤，鼠標(biāo)，USB，串口等；

虛擬中斷：

KVM里面一些中斷退出和中斷注入等，軟件模擬中斷；

查看方式：cat /proc/interrupts

Linux系統(tǒng)中斷處理

由于中斷會打斷內(nèi)核中進(jìn)程的正常調(diào)度運行，所以要求中斷服務(wù)程序盡可能的短小精悍；但是在實際系統(tǒng)中，當(dāng)中斷到來時，要完成工作往往需要進(jìn)行大量的耗時處理。因此期望讓中斷處理程序運行得快，并想讓它完成的工作量多，這兩個目標(biāo)相互制約，誕生頂/底半部機制。

中斷上半部分：

中斷處理程序是頂半部——接受中斷，它就立即開始執(zhí)行，但只有做嚴(yán)格時限的工作。能夠被允許稍后完成的工作會推遲到底半部去，此后，在合適的時機，底半部會被開終端執(zhí)行。頂半部簡單快速，執(zhí)行時禁止部分或者全部中斷。

中斷下半部分：

底半部稍后執(zhí)行，而且執(zhí)行期間可以響應(yīng)所有的中斷。這種設(shè)計可以使系統(tǒng)處于中斷屏蔽狀態(tài)的時間盡可能的短，以此來提高系統(tǒng)的響應(yīng)能力。頂半部只有中斷處理程序機制，而底半部的實現(xiàn)有軟中斷，tasklet和工作隊列等實現(xiàn)方式；

軟中斷

軟中斷作為下半部機制的代表，是隨著SMP（share memory processor）的出現(xiàn)應(yīng)運而生的，它也是tasklet實現(xiàn)的基礎(chǔ)（tasklet實際上只是在軟中斷的基礎(chǔ)上添加了一定的機制）。軟中斷一般是“可延遲函數(shù)”的總稱，有時候也包括了tasklet（請讀者在遇到的時候根據(jù)上下文推斷是否包含tasklet）。它的出現(xiàn)就是因為要滿足上面所提出的上半部和下半部的區(qū)別，使得對時間不敏感的任務(wù)延后執(zhí)行，而且可以在多個CPU上并行執(zhí)行，使得總的系統(tǒng)效率可以更高。它的特性包括：產(chǎn)生后并不是馬上可以執(zhí)行，必須要等待內(nèi)核的調(diào)度才能執(zhí)行。軟中斷不能被自己打斷（即單個cpu上軟中斷不能嵌套執(zhí)行），只能被硬件中斷打斷（上半部）， 可以并發(fā)運行在多個CPU上（即使同一類型的也可以）。所以軟中斷必須設(shè)計為可重入的函數(shù)（允許多個CPU同時操作），因此也需要使用自旋鎖來保護其數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

軟中斷的調(diào)度時機：

do_irq完成I/O中斷時調(diào)用irq_exit。

系統(tǒng)使用I/O APIC，在處理完本地時鐘中斷時。

local_bh_enable，即開啟本地軟中斷時。

SMP系統(tǒng)中，cpu處理完被CALL_FUNCTION_VECTOR處理器間中斷所觸發(fā)的函數(shù)時。

ksoftirqd/n線程被喚醒時。

軟中斷內(nèi)核線程

在 Linux 中，中斷具有最高的優(yōu)先級。不論在任何時刻，只要產(chǎn)生中斷事件，內(nèi)核將立即執(zhí)行相應(yīng)的中斷處理程序，等到所有掛起的中斷和軟中斷處理完畢后才能執(zhí)行正常的任務(wù)，因此有可能造成實時任務(wù)得不到及時的處理。中斷線程化之后，中斷將作為內(nèi)核線程運行而且被賦予不同的實時優(yōu)先級，實時任務(wù)可以有比中斷線程更高的優(yōu)先級。這樣，具有最高優(yōu)先級的實時任務(wù)就能得到優(yōu)先處理，即使在嚴(yán)重負(fù)載下仍有實時性保證。但是，并不是所有的中斷都可以被線程化，比如時鐘中斷，主要用來維護系統(tǒng)時間以及定時器等，其中定時器是操作系統(tǒng)的脈搏，一旦被線程化，就有可能被掛起，后果將不堪設(shè)想，所以不應(yīng)當(dāng)被線程化。

軟中斷優(yōu)先在 irq_exit（） 中執(zhí)行，如果超過時間等條件轉(zhuǎn)為 softirqd 線程中執(zhí)行。滿足以下任一條件軟中斷在 softirqd 線程中執(zhí)行：

在 irq_exit（）-》__do_softirq（） 中運行，時間超過 2ms。

在 irq_exit（）-》__do_softirq（） 中運行，輪詢軟中斷超過 10 次。

在 irq_exit（）-》__do_softirq（） 中運行，本線程需要被調(diào)度。

注：調(diào)用 raise_softirq（） 喚醒軟中斷時，不在中斷環(huán)境中。

TASKLET

由于軟中斷必須使用可重入函數(shù)，這就導(dǎo)致設(shè)計上的復(fù)雜度變高，作為設(shè)備驅(qū)動程序的開發(fā)者來說，增加了負(fù)擔(dān)。而如果某種應(yīng)用并不需要在多個CPU上并行執(zhí)行，那么軟中斷其實是沒有必要的。因此誕生了彌補以上兩個要求的tasklet。它具有以下特性：

a）一種特定類型的tasklet只能運行在一個CPU上，不能并行，只能串行執(zhí)行。

b）多個不同類型的tasklet可以并行在多個CPU上。

c）軟中斷是靜態(tài)分配的，在內(nèi)核編譯好之后，就不能改變。但tasklet就靈活許多，可以在運行時改變（比如添加模塊時）。

tasklet是在兩種軟中斷類型的基礎(chǔ)上實現(xiàn)的，因此如果不需要軟中斷的并行特性，tasklet就是最好的選擇。也就是說tasklet是軟中斷的一種特殊用法，即延遲情況下的串行執(zhí)行。

tasklet有兩種，tasklet 和 hi-tasklet：

前者對應(yīng)softirq_vec［TASKLET_SOFTIRQ］；

后者對應(yīng)softirq_vec［HI_SOFTIRQ］。只是后者排在softirq_vec［］的第一個，所以更早被執(zhí)行;

/proc/softirqs 提供了軟中斷的運行情況

# cat /proc/softirqs CPU0 HI： 1 //高優(yōu)先級TASKLET軟中斷 TIMER： 12571001 //定時器軟中斷 NET_TX： 826165 //網(wǎng)卡發(fā)送軟中斷 NET_RX： 6263015 //網(wǎng)卡接收軟中斷 BLOCK： 1403226 //塊設(shè)備處理軟中斷 BLOCK_IOPOLL： 0 //塊設(shè)備處理軟中斷 TASKLET： 3752 //普通TASKLET軟中斷 SCHED： 0 //調(diào)度軟中斷 HRTIMER： 0 //當(dāng)前已經(jīng)沒有使用 RCU： 9729155 //RCU處理軟中斷，主要是callback函數(shù)處理

工作隊列

工作隊列（work queue）是Linux kernel中將工作推后執(zhí)行的一種機制。軟中斷運行在中斷上下文中，因此不能阻塞和睡眠，而tasklet使用軟中斷實現(xiàn)，當(dāng)然也不能阻塞和睡眠，工作隊列可以把工作推后，交由一個內(nèi)核線程去執(zhí)行—這個下半部分總是會在進(jìn)程上下文執(zhí)行，因此工作隊列的優(yōu)勢就在于它允許重新調(diào)度甚至睡眠。

workqueue 中幾個角色關(guān)系：

work ：工作/任務(wù)。

workqueue ：工作的集合。workqueue 和 work 是一對多的關(guān)系。

worker ：工人。在代碼中 worker 對應(yīng)一個work_thread（） 內(nèi)核線程。

worker_pool：工人的集合。worker_pool 和 worker 是一對多的關(guān)系。

pwq（pool_workqueue）：中間人 / 中介，負(fù)責(zé)建立起 workqueue 和 worker_pool 之間的關(guān)系。workqueue 和 pwq 是一對多的關(guān)系，pwq 和 worker_pool 是一對一的關(guān)系。

通常，在工作隊列和軟中斷/tasklet中作出選擇，可使用以下規(guī)則：

如果推后執(zhí)行的任務(wù)需要睡眠，那么只能選擇工作隊列。

如果推后執(zhí)行的任務(wù)需要延時指定的時間再觸發(fā)，那么使用工作隊列，因為其可以利用timer延時（內(nèi)核定時器實現(xiàn)）。

如果推后執(zhí)行的任務(wù)需要在一個tick之內(nèi)處理，則使用軟中斷或tasklet，因為其可以搶占普通進(jìn)程和內(nèi)核線程，同時不可睡眠。

如果推后執(zhí)行的任務(wù)對延遲的時間沒有任何要求，則使用工作隊列，此時通常為無關(guān)緊要的任務(wù)。

實際上，工作隊列的本質(zhì)就是將工作交給內(nèi)核線程處理，因此其可以用內(nèi)核線程替換。但是內(nèi)核線程的創(chuàng)建和銷毀對編程者的要求較高，而工作隊列實現(xiàn)了內(nèi)核線程的封裝，不易出錯，推薦使用工作隊列。

中斷上下文

中斷代碼運行于內(nèi)核空間，中斷上下文即運行中斷代碼所需要CPU上下文環(huán)境，需要硬件傳遞過來的這些參數(shù)，內(nèi)核需要保存的一些其他環(huán)境（主要是當(dāng)前被打斷執(zhí)行的進(jìn)程或其他中斷環(huán)境），這些一般都保存在中斷棧中（x86是獨立的，其他可能和內(nèi)核棧共享，這和具體處理架構(gòu)密切相關(guān)），在中斷結(jié)束后，進(jìn)程仍然可以從原來的狀態(tài)恢復(fù)運行。

是否處于中斷中，在Linux中是通過preempt_count來判斷的，具體如下：

#define in_irq（） （hardirq_count（）） //在處理硬中斷中

#define in_softirq（） （softirq_count（）） //在處理軟中斷中

#define in_interrupt（） （irq_count（）） //在處理硬中斷或軟中斷中

#define in_atomic（） （（preempt_count（） & ~PREEMPT_ACTIVE） ！= 0） //包含以上所有情況

總結(jié)和注意的點：

1.Linux kernel的設(shè)計者制定了規(guī)則：

中斷上下文不是調(diào)度實體，task才是【進(jìn)程（主線程）或者線程】;

優(yōu)先級順序：硬中斷上下文 》 軟中斷上下文 》 進(jìn)程上下文 ;

中斷上下文（hardirq和softirq context）并不參與調(diào)度（暫不考慮中斷線程化），它們是異步事件的處理機制，目標(biāo)就是盡快完成處理，返回現(xiàn)場。因此，所有中斷上下文的優(yōu)先級都是高于進(jìn)程上下文的。也就是說，對于用戶進(jìn)程（無論內(nèi)核態(tài)還是用戶態(tài)）或者內(nèi)核線程，除非disable了CPU的本地中斷，否則一旦中斷發(fā)生，它們是沒有任何能力阻擋中斷上下文搶占當(dāng)前進(jìn)程上下文的執(zhí)行的。

2.Linux 將中斷處理過程分成了兩個階段，也就是上半部和下半部：

上半部用來快速處理中斷，它在中斷禁止模式下運行，主要處理跟硬件緊密相關(guān)的或時間敏感的工作，需要快速執(zhí)行；

下半部用來延遲處理上半部未完成的工作，通常以軟中斷方式運行，可以延遲執(zhí)行。

3. 硬中斷和軟中斷（只要是中斷上下文）執(zhí)行的時候都不允許內(nèi)核搶占（本文后續(xù)章節(jié)會講內(nèi)核搶占）。因為在中斷上下文中，唯一能打斷當(dāng)前中斷handler的只有更高優(yōu)先級的中斷，它不會被進(jìn)程打斷（這點對于softirq，tasklet也一樣，因此這些bottom half也不能睡眠）；如果在中斷上下文中睡眠，則沒有辦法喚醒它，因為所有的wake_up_xxx都是針對某個進(jìn)程而言的，而在中斷上下文中，沒有進(jìn)程的概念，沒有相應(yīng)task_struct（這點對于softirq和tasklet一樣），因此真的睡眠了，比如調(diào)用了會導(dǎo)致阻塞的例程，內(nèi)核幾乎會掛。

4.硬中斷可以被另一個優(yōu)先級比自己高的硬中斷“中斷”，不能被同級（同一種硬中斷）或低級的硬中斷“中斷”，更不能被軟中斷“中斷”。軟中斷可以被硬中斷“中斷”，但是不會被另一個軟中斷“中斷”。在一個CPU上，軟中斷總是串行執(zhí)行。所以在單處理器上，對軟中斷的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)進(jìn)行訪問不需要加任何同步原語。

5.關(guān)中斷不會丟失中斷，但是對于期間到來的多個相同的中斷會合并成一個，即只處理一次；時鐘中斷中需要更新jieffis計數(shù)值，如果多個中斷合成一個，為了減少影響jieffis值準(zhǔn)確性，需要其他硬件時鐘來矯正。

本期結(jié)束，我們下期再見?。?/p>

原文標(biāo)題：Linux 調(diào)度系統(tǒng)全景指南（上篇）

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