抢占(PREEMPTION)是如何发生的

进程切换有自愿(Voluntary)和强制(Involuntary)之分，在前文中详细解释了两者的不同，简单来说，自愿切换意味着进程需要等待某种资源，强制切换则与抢占(Preemption)有关。

抢占(Preemption)是指内核强行切换正在CPU上运行的进程，在抢占的过程中并不需要得到进程的配合，在随后的某个时刻被抢占的进程还可以恢复运行。发生抢占的原因主要有：进程的时间片用完了，或者优先级更高的进程来争夺CPU了。

抢占的过程分两步，第一步触发抢占，第二步执行抢占，这两步中间不一定是连续的，有些特殊情况下甚至会间隔相当长的时间：

1. 触发抢占：给正在CPU上运行的当前进程设置一个请求重新调度的标志(TIF_NEED_RESCHED)，仅此而已，此时进程并没有切换。
2. 执行抢占：在随后的某个时刻，内核会检查TIF_NEED_RESCHED标志并调用schedule()执行抢占。

抢占只在某些特定的时机发生，这是内核的代码决定的。

触发抢占的时机

每个进程都包含一个TIF_NEED_RESCHED标志，内核根据这个标志判断该进程是否应该被抢占，设置TIF_NEED_RESCHED标志就意味着触发抢占。

直接设置TIF_NEED_RESCHED标志的函数是 set_tsk_need_resched()；
触发抢占的函数是resched_task()。

TIF_NEED_RESCHED标志什么时候被设置呢？在以下时刻：

• 周期性的时钟中断

时钟中断处理函数会调用scheduler_tick()，这是调度器核心层(scheduler core)的函数，它通过调度类(scheduling class)的task_tick方法 检查进程的时间片是否耗尽，如果耗尽则触发抢占：

void scheduler_tick(void)
{
        ...
        curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0);
        ...
}

Linux的进程调度是模块化的，不同的调度策略比如CFS、Real-Time被封装成不同的调度类，每个调度类都可以实现自己的task_tick方法，调度器核心层根据进程所属的调度类调用对应的方法，比如CFS对应的是task_tick_fair，Real-Time对应的是task_tick_rt，每个调度类对进程的时间片都有不同的定义。

• 唤醒进程的时候

当进程被唤醒的时候，如果优先级高于CPU上的当前进程，就会触发抢占。相应的内核代码中，try_to_wake_up()最终通过check_preempt_curr()检查是否触发抢占。

• 新进程创建的时候

如果新进程的优先级高于CPU上的当前进程，会触发抢占。相应的调度器核心层代码是sched_fork()，它再通过调度类的 task_fork方法触发抢占：

int sched_fork(unsigned long clone_flags, struct task_struct *p)
{
        ...
        if (p->sched_class->task_fork)
                p->sched_class->task_fork(p);
        ...
}

• 进程修改nice值的时候

如果进程修改nice值导致优先级高于CPU上的当前进程，也会触发抢占。内核代码参见 set_user_nice()。

• 进行负载均衡的时候

在多CPU的系统上，进程调度器尽量使各个CPU之间的负载保持均衡，而负载均衡操作可能会需要触发抢占。

不同的调度类有不同的负载均衡算法，涉及的核心代码也不一样，比如CFS类在load_balance()中触发抢占:

load_balance()
{
        ...
        move_tasks();
        ...
        resched_cpu();
        ...
}

RT类的负载均衡基于overload，如果当前运行队列中的RT进程超过一个，就调用push_rt_task()把进程推给别的CPU，在这里会触发抢占。

执行抢占的时机

触发抢占通过设置进程的TIF_NEED_RESCHED标志告诉调度器需要进行抢占操作了，但是真正执行抢占还要等内核代码发现这个标志才行，而内核代码只在设定的几个点上检查TIF_NEED_RESCHED标志，这也就是执行抢占的时机。

抢占如果发生在进程处于用户态的时候，称为User Preemption（用户态抢占）；如果发生在进程处于内核态的时候，则称为Kernel Preemption（内核态抢占）。

执行User Preemption（用户态抢占）的时机

1. 从系统调用(syscall)返回用户态时；

源文件：arch/x86/kernel/entry_64.S
sysret_careful:
        bt $TIF_NEED_RESCHED,%edx
        jnc sysret_signal
        TRACE_IRQS_ON
        ENABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE)
        pushq_cfi %rdi
        call schedule
        popq_cfi %rdi
        jmp sysret_check

2. 从中断返回用户态时。

retint_careful:
        CFI_RESTORE_STATE
        bt    $TIF_NEED_RESCHED,%edx
        jnc   retint_signal
        TRACE_IRQS_ON
        ENABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE)
        pushq_cfi %rdi
        call  schedule
        popq_cfi %rdi
        GET_THREAD_INFO(%rcx)
        DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE)
        TRACE_IRQS_OFF
        jmp retint_check

执行Kernel Preemption（内核态抢占）的时机

Linux在2.6版本之后就支持内核抢占了，但是请注意，具体取决于内核编译时的选项：

• CONFIG_PREEMPT_NONE=y
  不允许内核抢占。这是SLES的默认选项。
• CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y
  在一些耗时较长的内核代码中主动调用cond_resched()让出CPU。这是RHEL的默认选项。
• CONFIG_PREEMPT=y
  允许完全内核抢占。

在 CONFIG_PREEMPT=y 的前提下，内核态抢占的时机是：

1. 中断处理程序返回内核空间之前会检查TIF_NEED_RESCHED标志，如果置位则调用preempt_schedule_irq()执行抢占。preempt_schedule_irq()是对schedule()的包装。

#ifdef CONFIG_PREEMPT
        /* Returning to kernel space. Check if we need preemption */
        /* rcx:  threadinfo. interrupts off. */
ENTRY(retint_kernel)
        cmpl $0,TI_preempt_count(%rcx)
        jnz  retint_restore_args
        bt  $TIF_NEED_RESCHED,TI_flags(%rcx)
        jnc  retint_restore_args
        bt   $9,EFLAGS-ARGOFFSET(%rsp)  /* interrupts off? */
        jnc  retint_restore_args
        call preempt_schedule_irq
        jmp exit_intr
#endif

1. 当内核从non-preemptible（禁止抢占）状态变成preemptible（允许抢占）的时候；
   在preempt_enable()中，会最终调用 preempt_schedule 来执行抢占。preempt_schedule()是对schedule()的包装。