sched_info_switch()

本文介绍了一个内核级的进程调度更新机制,通过sched_info_switch函数实现进程切换时的调度信息更新。该函数针对即将退出的进程prev和即将运行的进程next进行处理,确保调度信息的准确性。
进程prev和进程next切换前更新各自的sched_info:
static inline void sched_info_switch(task_t *prev, task_t *next)
{
    struct runqueue *rq = task_rq(prev);

    if (prev != rq->idle)
        sched_info_depart(prev);

    if (next != rq->idle)
        sched_info_arrive(next);
}


在操作系统中,`sched_unlock` 是用于释放调度器锁的函数,通常与 `sched_lock` 配合使用,以确保对调度器内部共享资源的访问是互斥的。其核心作用在于结束临界区的保护,允许任务切换和中断恢复,从而避免系统死锁或资源竞争问题。 ### `sched_unlock` 在临界区的作用 `sched_unlock` 的主要作用是释放由 `sched_lock` 获取的自旋锁,并恢复内核抢占和中断状态[^1]。在调度器执行过程中,当一段代码进入临界区时,需要通过 `sched_lock` 禁用抢占并获取锁,防止其他任务或中断处理程序同时访问共享资源(如运行队列、任务状态等)。完成操作后,调用 `sched_unlock` 来释放锁并重新启用抢占,使得系统可以继续正常的任务调度和中断响应。 这种机制确保了在多处理器环境下,多个 CPU 不会同时修改相同的调度器数据结构,从而避免数据竞争和不一致的状态。例如,在调度器选择下一个任务并进行上下文切换时,必须保证当前运行队列的修改是原子的,否则可能会导致任务状态丢失或队列损坏。 ### `sched_unlock` 的使用方式 `sched_unlock` 通常与 `sched_lock` 成对出现,构成一个完整的临界区保护逻辑。它们的使用方式类似于标准的自旋锁操作,但在底层可能结合了中断屏蔽机制,以确保中断处理程序不会打断临界区的执行[^1]。 以下是一个典型的使用示例: ```c unsigned long flags; // 进入临界区:加锁并禁用中断 raw_spin_lock_irqsave(&cpu_rq(this_cpu)->lock, flags); // 执行调度器相关操作,如更新运行队列、选择下一个任务等 struct task_struct *next = pick_next_task(); // 切换上下文 context_switch(current, next); // 退出临界区:释放锁并恢复中断 raw_spin_unlock_irqrestore(&cpu_rq(this_cpu)->lock, flags); ``` 在这段代码中,`raw_spin_lock_irqsave` 和 `raw_spin_unlock_irqrestore` 分别对应 `sched_lock` 和 `sched_unlock` 的底层实现。它们不仅负责获取和释放自旋锁,还通过保存和恢复中断状态来屏蔽中断,确保临界区的完整性[^1]。 ### 为什么需要配对使用 由于 `sched_lock` 和 `sched_unlock` 操作涉及内核抢占和中断状态的修改,因此必须严格配对使用。如果只调用 `sched_lock` 而未调用 `sched_unlock`,将导致系统无法恢复抢占和中断,进而引发死锁或系统挂起。同样,如果在没有持有锁的情况下调用 `sched_unlock`,可能会破坏内核状态,导致不可预测的行为。 此外,`sched_lock` 和 `sched_unlock` 的使用还需要考虑嵌套调用的问题。某些情况下,同一个临界区可能会被多次进入,此时应使用支持嵌套的锁机制(如递归锁),或者确保每次调用都正确匹配解锁操作。 ### 实时内核中的变化 在实时内核补丁的支持下,传统自旋锁的行为发生了变化。原本在非实时内核中,自旋锁会禁用内核抢占,而在实时内核中,自旋锁的操作被替换为可调度的互斥锁(mutex),允许内核抢占发生,从而减少调度延迟。这也引入了优先级翻转问题,需要通过优先级继承机制来解决。尽管如此,`sched_unlock` 仍然承担着释放锁和恢复调度状态的关键职责[^3]。 ###
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