今天纠正了一个由来已久的认识错误:一个进程的时间片用完之后,当再次发生时钟中断时内核会调用schedule()来进行调度,把当前的进程上下文切出CPU,并把选定的下一个进程切换进来运行。我一直以为schedule()函数是在时钟中断处理函数中被调用的。其实不是,如果真是这样的话,那么在第一次这样的调度完成之后,时钟中断可能就要被mute掉了,系统从此失去“心跳”。

我之前那样理解是基于这样两点考虑:

  1. 在时钟中断发生时会更新进程的时间片(对于CFS调度器来说,就是更新进程的虚拟运行时间virtual run-time)。 更新完这个时间信息之后,立刻运行schedule()顺理成章,调度就应该在这个时机发生;
  2. 中断发生之后,(以arm架构为例)系统会从IRQ模式迅速切换成SVC模式,并且在此后的中断处理过程中,中断是关闭的,只有在切换回USR模式(其中还经过IRQ模式)时,才回再把中断打开。如果在中断处理函数中调用schedule()并不会带来中断无法再次打开的问题,因为最后总是要切换到USR模式的,那时时钟中断也总是有机会能重新打开的。

但是我没有注意到一个问题,就是ARM中断控制器(VIC)的mask/unmask操作。在进入中断响应函数之前,需要先对相应的中断设计掩码,即把正在处理的这个中断mask掉,在响应完后再把它unmask回来,好让中断能够继续发生。这段代码在kernel/irq/chip.c中(以下是经简化的示例代码):

void handle_level_irq(unsigned int irq, struct irq_desc *desc)
{
......
mask_ack_irq(desc, irq);
......
action_ret = handle_IRQ_event(irq, action);
......
unmask_irq(desc, irq);
......
}

注:中断的mask/unmask与enable/disable是两个层次的概念:enable/disable是对所有中断而言,如果disable的话任何中断都不会发生;而mask/unmask是对一个特定的中断而言的,mask之后,指定的中断不会再发生了,但并不影响其它的中断。

所以,基于这种设计,在中断响应过程中,只能更新进程的时间片,却不可以进行调度。如果一旦在上述的handle_IRQ_event()里面调用了schedule()函数,就会立刻切换到其它进程(SVC模式,内核态),接下来的unmask_irq()执行不到,时钟中断就再也没有机会打开。切换到下一个进程之后,因为没有时钟中断,系统也就失去了心跳。

正确的方法是在中断处理快要结束时调用schedule():

在中断处理的汇编代码中(arm架构下主要看__irq_usr),主要的中断处理过程都完成之后,会跑到ret_to_user处准备返回用户模式。这时就会检查进程的thread_info结构中是否置有“_TIF_NEED_RESCHED”标志,如果是的话,说明需要进行进程调度,这时再调用函数schedule()。在这个时间点上,中断控制器中相应的位已经被unmask过,接下来只要开中断即可。

上面提到的汇编代码比较零散,这里就不贴了,都在文件arch/arm/kernel/entry-armv.S和entry-common.S中。

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