宋宝华： 是谁关闭了Linux抢占，而抢占又关闭了谁？

是谁杀了我,而我又杀了谁。 ——《武林外传》

前言

本人的目的在于解惑，把读者从糊里糊涂的状态解救出来。本文对比分析：

• preempt_disable() 

• local_irq_disable()/local_irq_save(flags)

• spin_lock()

• spin_lock_irq()/spin_lock_irqsave(lock, flags)

哪些关闭了抢占？另外，再说清楚，抢占又关闭了谁。

首先，把这几个API的关系图再勾勒一下。

我们理解，spin_lock()会调用preempt_disable() 导致本核的抢占调度被关闭(preempt_disable函数实际增加preempt_count来达到此效果)，其次我们理解spin_lock_irq()是local_irq_disable()+preempt_disable()的合体。

下面一幅图描述了几个函数之间的包含关系如下：

local_irq_disable()/local_irq_save()的disable和save版的唯一区别是，要不要保存CPU对中断的屏蔽状态。

spin_lock_irq()/spin_lock_irqsave(lock, flags)的唯一区别是，要不要保存CPU对中断的屏蔽状态。

是谁杀了抢占？

Kernel的代码明确显示，执行抢占调度的时候，会同时检测“non-zero preempt_count or interrupts are disabled”：

我们可以进一步展开preemptible()：

对于ARM处理器而言，判断irqs_disabled()，其实就是判断CPSR中的IRQMASK_I_BIT是否被设置。

所以，我们得出一个结论，前言这一节里面，列出的所有函数，都能关闭本核的抢占调度。因为，无论是preempt_count计数状态，还是中断被关闭，都会导致kernel认为无法抢占！

通杀逻辑如下：

杀手的差异在哪里？

既然都关闭了抢占，那么区别在哪里呢？

我们看两段代码，假设下面的代码都发生在NICE为0的普通进程：

preempt_disable()

xxx(1)

preempt_enable()

和

local_irq_disable()

xxx(2)

local_irq_enable()

首先，xxx(1)和xxx(2)里面，都是不可以抢占的。一个搞定了preempt_count，一个搞定了中断。

但是假设xxx(1)内唤醒了一个高优先级的RT任务，那么在preempt_enable()的时刻，直接就是一个抢占点，这个时候，发生schedule，高优先级RT任务进来跑；假设xxx(2)内唤醒了一个高优先级的RT任务，那么在local_irq_enable()的时刻，不是一个抢占点，高优先级RT的任务必须等待下一个抢占点。下一个抢占点，可能是时钟tick处理返回、中断返回、软中断结束、yield()等等多种情况。

在preempt_enable()中，会执行一次preempt_schedule()：

而local_irq_enable()只是单纯的开启CPU对中断的响应，对于ARM而言，它就是：

再来看大boss，spin_lock_irq是同时调用了preempt_disable和local_irq_disable：

而对应的spin_unlock_irq()则同时调用了local_irq_enable()和preempt_enable():

大家想一想，为何preempt_enable()比local_irq_enable()后发生呢？如果代码顺序是这样的：

preempt_enable()

local_irq_enable()

第一句preempt_enable()想执行抢占调度的话，即便调用了preempt_schedule()，但是由于IRQ还是关门的，preempt_schedule()函数会立即返回(详见《是谁杀了抢占？》一节)，所以无法抢占；后一句local_irq_enable()不会执行抢占调度。所以，如果这么干的话，

spin_lock_irq()

xxx(3)

spin_unlock_irq()

如果xxx(3)唤醒了高优先级的RT，在spin_unlock_irq()的时刻，将无法直接抢占！

还好，真正的顺序是：

local_irq_enable()

preempt_enable()

所以，在spin_unlock_irq()的时刻，RT进程就换入执行了。

看小一点的boss，spin_lock()：

spin_lock()

xxx(4)

spin_unlock()

如果xxx(4)唤醒了RT进程，在spin_unlock()的时刻，会立即抢入。因为spin_unlock()会调用preempt_enable()。

而抢占又杀了谁？

理论上，关抢占，并没有彻底的关闭调度器，因为进程还是可以主动地sleep：

上述代码，在spin_lock的区间里面，调用了msleep()，这个时候，不属于抢占，Linux还是会pick下一个task来跑。

不过这样的代码，一般在后期蕴藏着巨大的风险，导致后期的莫名崩溃。所以呢，实际的工程里面，我们是严格地禁止的。

建议大家打开Kernel里面的config里面的DEBUG_ATOMIC_SLEEP,一旦出现这种情况，让kernel去汇报错误。

这种情况下，kernel检测到有人在atomic上下文里面执行可能睡眠的行为，会直接报执行的栈回溯。

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