linux操作系统 抢占式,Linux操作系统内核抢占补丁的基本原理(2)
Linux操作系统内核抢占补丁的基本原理(2)
2008-02-23 07:26:45来源:互联网 阅读 ()
int this_cpu, c;
#ifdef CONFIG_PREEMPT
ctx_sw_off();
#endif
if (!current->active_mm) BUG();
need_resched_back:
prev = current;
this_cpu = prev->processor;
if (in_interrupt())
goto scheduling_in_interrupt;
release_kernel_lock(prev, this_cpu);
/* Do "administrative" work here while we don't hold any locks */
if (softirq_active(this_cpu) & softirq_mask(this_cpu))
goto handle_softirq;
handle_softirq_back:
/*
* 'sched_data' is protected by the fact that we can run
* only one process per CPU.
*/
sched_data = & aligned_data[this_cpu].schedule_data;
spin_lock_irq(&runqueue_lock);
/* move an exhausted RR process to be last.. */
if (prev->policy == SCHED_RR)
goto move_rr_last;
move_rr_back:
switch (prev->state) {
case TASK_INTERRUPTIBLE:
if (signal_pending(prev)) {
prev->state = TASK_RUNNING;
break;
}
default:
#ifdef CONFIG_PREEMPT
if (prev->state & TASK_PREEMPTED)
break; 如果是内核抢占调度,则保留运行队列
#endif
del_from_runqueue(prev);
#ifdef CONFIG_PREEMPT
case TASK_PREEMPTED:
#endif
case TASK_RUNNING:
}
prev->need_resched = 0;
/*
* this is the scheduler proper:
*/
repeat_schedule:
/*
* Default process to select..
*/
next = idle_task(this_cpu);
c = -1000;
if (task_on_runqueue(prev))
goto still_running;
still_running_back:
list_for_each(tmp, &runqueue_head) {
p = list_entry(tmp, struct task_struct, run_list);
if (can_schedule(p, this_cpu)) {
int weight = goodness(p, this_cpu, prev->active_mm);
if (weight > c)
c = weight, next = p;
}
}
/* Do we need to re-calculate counters? */
if (!c)
goto recalculate;
/*
* from this point on nothing can prevent us from
* switching to the next task, save this fact in
* sched_data.
*/
sched_data->curr = next;
#ifdef CONFIG_SMP
next->has_cpu = 1;
next->processor = this_cpu;
#endif
spin_unlock_irq(&runqueue_lock);
if (prev == next)
goto same_process;
#ifdef CONFIG_SMP
/*
* maintain the per-process 'last schedule' value.
* (this has to be recalculated even if we reschedule to
* the same process) Currently this is only used on SMP,
* and it's approximate, so we do not have to maintain
* it while holding the runqueue spinlock.
*/
sched_data->last_schedule = get_cycles();
/*
* We drop the scheduler lock early (it's a global spinlock),
* thus we have to lock the previous process from getting
* rescheduled during switch_to().
*/
#endif /* CONFIG_SMP */
kstat.context_swtch ;
/*
* there are 3 processes which are affected by a context switch:
*
* prev == .... ==> (last => next)
*
* It's the 'much more previous' 'prev' that is on next's stack,
* but prev is set to (the just run) 'last' process by switch_to().
* This might sound slightly confusing but makes tons of sense.
*/
prepare_to_switch();
{
struct mm_struct *mm = next->mm;
struct mm_struct *oldmm = prev->active_mm;
if (!mm) {
if (next->active_mm) BUG();
next->active_mm = oldmm;
atomic_inc(&oldmm->mm_count);
enter_lazy_tlb(oldmm, next, this_cpu);
} else {
if (next->active_mm != mm) BUG();
switch_mm(oldmm, mm, next, this_cpu);
}
if (!prev->mm) {
prev->active_mm = NULL;
mmdrop(oldmm);
}
}
/*
* This just switches the register state and the
* stack.
*/
switch_to(prev, next, prev);
__schedule_tail(prev);
same_process:
reacquire_kernel_lock(current);
if (current->need_resched)
goto need_resched_back;
#ifdef CONFIG_PREEMPT
ctx_sw_on_no_preempt();
#endif
return;
recalculate:
{
struct task_struct *p;
spin_unlock_irq(&runqueue_lock);
read_lock(&tasklist_lock);
for_each_task(p)
p->counter = (p->counter >> 1) NICE_TO_TICKS(p->nice);
read_unlock(&tasklist_lock);
spin_lock_irq(&runqueue_lock);
}
goto repeat_schedule;
still_running:
c = goodness(prev, this_cpu, prev->active_mm);
next = prev;
goto still_running_back;
handle_softirq:
do_softirq();
goto handle_softirq_back;
move_rr_last:
if (!prev->counter) {
prev->counter = NICE_TO_TICKS(prev->nice);
move_last_runqueue(prev);
}
goto move_rr_back;
scheduling_in_interrupt:
printk("Scheduling in interrupt\n");
BUG();
return;
}
void schedule_tail(struct task_struct *prev)
{
__schedule_tail(prev);
#ifdef CONFIG_PREEMPT
ctx_sw_on();
#endif
}
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