本人的目的在于解惑，把讀者從糊里糊涂的狀態(tài)解救出來。本文對比分析：

preempt_disable()?

local_irq_disable()/local_irq_save(flags)

spin_lock()

spin_lock_irq()/spin_lock_irqsave(lock, flags)

哪些關(guān)閉了搶占？另外，再說清楚，搶占又關(guān)閉了誰。

首先，把這幾個(gè)API的關(guān)系圖再勾勒一下。

我們理解，spin_lock()會(huì)調(diào)用preempt_disable() 導(dǎo)致本核的搶占調(diào)度被關(guān)閉(preempt_disable函數(shù)實(shí)際增加preempt_count來達(dá)到此效果)，其次我們理解spin_lock_irq()是local_irq_disable()+preempt_disable()的合體。

下面一幅圖描述了幾個(gè)函數(shù)之間的包含關(guān)系如下：

local_irq_disable()/local_irq_save()的disable和save版的唯一區(qū)別是，要不要保存CPU對中斷的屏蔽狀態(tài)。

spin_lock_irq()/spin_lock_irqsave(lock, flags)的唯一區(qū)別是，要不要保存CPU對中斷的屏蔽狀態(tài)。

是誰殺了搶占？

Kernel的代碼明確顯示，執(zhí)行搶占調(diào)度的時(shí)候，會(huì)同時(shí)檢測“non-zero preempt_count or interrupts are disabled”：

我們可以進(jìn)一步展開preemptible()：

對于ARM處理器而言，判斷irqs_disabled()，其實(shí)就是判斷CPSR中的IRQMASK_I_BIT是否被設(shè)置。

所以，我們得出一個(gè)結(jié)論，前言這一節(jié)里面，列出的所有函數(shù)，都能關(guān)閉本核的搶占調(diào)度。因?yàn)椋?strong>無論是preempt_count計(jì)數(shù)狀態(tài)，還是中斷被關(guān)閉，都會(huì)導(dǎo)致kernel認(rèn)為無法搶占！

通殺邏輯如下：

殺手的差異在哪里？

既然都關(guān)閉了搶占，那么區(qū)別在哪里呢？

我們看兩段代碼，假設(shè)下面的代碼都發(fā)生在NICE為0的普通進(jìn)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，都是不可以搶占的。一個(gè)搞定了preempt_count，一個(gè)搞定了中斷。

但是假設(shè)xxx(1)內(nèi)喚醒了一個(gè)高優(yōu)先級(jí)的RT任務(wù)，那么在preempt_enable()的時(shí)刻，直接就是一個(gè)搶占點(diǎn)，這個(gè)時(shí)候，發(fā)生schedule，高優(yōu)先級(jí)RT任務(wù)進(jìn)來跑；假設(shè)xxx(2)內(nèi)喚醒了一個(gè)高優(yōu)先級(jí)的RT任務(wù)，那么在local_irq_enable()的時(shí)刻，不是一個(gè)搶占點(diǎn)，高優(yōu)先級(jí)RT的任務(wù)必須等待下一個(gè)搶占點(diǎn)。下一個(gè)搶占點(diǎn)，可能是時(shí)鐘tick處理返回、中斷返回、軟中斷結(jié)束、yield()等等多種情況。

在preempt_enable()中，會(huì)執(zhí)行一次preempt_schedule()：

而local_irq_enable()只是單純的開啟CPU對中斷的響應(yīng)，對于ARM而言，它就是：

再來看大boss，spin_lock_irq是同時(shí)調(diào)用了preempt_disable和local_irq_disable：

而對應(yīng)的spin_unlock_irq()則同時(shí)調(diào)用了local_irq_enable()和preempt_enable():

大家想一想，為何preempt_enable()比local_irq_enable()后發(fā)生呢？如果代碼順序是這樣的：

preempt_enable()

local_irq_enable()

第一句preempt_enable()想執(zhí)行搶占調(diào)度的話，即便調(diào)用了preempt_schedule()，但是由于IRQ還是關(guān)門的，preempt_schedule()函數(shù)會(huì)立即返回(詳見《是誰殺了搶占？》一節(jié))，所以無法搶占；后一句local_irq_enable()不會(huì)執(zhí)行搶占調(diào)度。所以，如果這么干的話，

spin_lock_irq()

xxx(3)

spin_unlock_irq()

如果xxx(3)喚醒了高優(yōu)先級(jí)的RT，在spin_unlock_irq()的時(shí)刻，將無法直接搶占！

還好，真正的順序是：

local_irq_enable()

preempt_enable()

所以，在spin_unlock_irq()的時(shí)刻，RT進(jìn)程就換入執(zhí)行了。

看小一點(diǎn)的boss，spin_lock()：

spin_lock()

xxx(4)

spin_unlock()

如果xxx(4)喚醒了RT進(jìn)程，在spin_unlock()的時(shí)刻，會(huì)立即搶入。因?yàn)閟pin_unlock()會(huì)調(diào)用preempt_enable()。

而搶占又殺了誰？

理論上，關(guān)搶占，并沒有徹底的關(guān)閉調(diào)度器，因?yàn)檫M(jìn)程還是可以主動(dòng)地sleep：

上述代碼，在spin_lock的區(qū)間里面，調(diào)用了msleep()，這個(gè)時(shí)候，不屬于搶占，Linux還是會(huì)pick下一個(gè)task來跑。

不過這樣的代碼，一般在后期蘊(yùn)藏著巨大的風(fēng)險(xiǎn)，導(dǎo)致后期的莫名崩潰。所以呢，實(shí)際的工程里面，我們是嚴(yán)格地禁止的。

建議大家打開Kernel里面的config里面的DEBUG_ATOMIC_SLEEP,一旦出現(xiàn)這種情況，讓kernel去匯報(bào)錯(cuò)誤。

這種情況下，kernel檢測到有人在atomic上下文里面執(zhí)行可能睡眠的行為，會(huì)直接報(bào)執(zhí)行的棧回溯。



審核編輯：劉清