任務調度與上下文切換

1． 任務調度概述：

任務調度（schedulers）是內核的主要職責，實際上它就是一個法官，決定當前由哪個任務占用CPU，多數實時內核都是基于優先級調度算法的，每個任務根據其重要程度的不同被賦予一定的優先級。基于此算法，CPU總是讓處于就緒而且優先級最高的任務優先運行，然而何時高優先級任務能夠得到CPU使用權，由內核的類型而定。基于優先級的內核有兩種：

不可搶占型和搶占型。

1) 不可搶占型內核：

不可搶占型內核要求每個任務主動放棄CPU的使用權，其間不能被高優先級任務搶占。它的特點是：

• A. 由于不需要在中斷返回進行任務切換，所以中斷響應快。
• B. 在任務級中可以調用不可重入函數而不必擔心造成數據破壞。
• C. 幾乎不需要信號量來保護共享數據，也就是說，在任務運行過程中，數據是獨享的。

但它的最大缺點是：響應時間不確定，當有更高優先級任務就緒后，不知道什么時候才能得到執行，這在實時系統中是致命的缺陷。所以不可搶占型內核主要用于前后臺系統中。

2) 搶占型內核：

在嵌入式系統中，進程（任務）都是搶占型的，通過給每個進程（任務）設置一個優先級，當系統中有優先級比當前運行的進程（任務）的優先級更高的進程（任務）時，當前的進程（任務）執行被中斷，并調用調度程序選擇優先級高的進程（任務）運行。利用搶占式內核，可以保證高優先級的進程（任務）被優先執行，從而保證系統的實時響應。

2． 任務調度：

在多任務系統中，都會提供一個系統函數來進行進程（任務）間切換，綜合來說，他們有兩種進程（任務）切換方式：

1) 由進程（任務）本身直接調用任務切換函數進行進程（任務）切換：

在當前進程（任務）因為不能獲得必須的資源而立即被堵塞時，就由進程（任務）本身直接調用進程（任務）切換函數進行進程（任務）間調度。 在Linux中可以直接調用schedule()函數來實現。 在UCos中，通過調用OSSched（）來完成。

2) 延遲調用任務切換函數進行進程（任務）切換：

此方式是把當前進程（任務）設置一調度標志而以延遲方式調用任務切換函數進行進程（任務）切換。 在Linux系統中，總是在恢復用戶態進程執行之前，檢查這一調度標志，在這里標志是：TIF_NEED_RESCHED，如果有這一標志，就調用調度函數進行進程切換。此種情況主要包括以下幾種：

• A. 當前進程用完了它的CPU時間片，有scheduler_tick()函數完成 schedule()的延遲調用。
• B.當一個被喚醒進程的優先級比當前進程優先級高時，由try_to_wake_up()函數完成schedule()的延遲調用。
• C.當發出系統調用sched_setscheduler()時。

在這些情況中，主要由于系統調用或中斷而進入內核態，或者當前進程本來在內核態時，返回用戶態時發生的。 在UCOS中，所有的任務有不同的優先級，不會出現同一優先級上有多個任務的情況，而且也沒有系統調用的概念，所以任務調度的延遲調用只能出現在中斷處理完成返回時，在OSIntExt()函數中，檢查是否有高優先級的任務就緒，如果有高優先級的任務就緒，進行任務切換。

3． 調度算法：

在Linux系統中，選用了比較復雜的調度算法，按照調度類型可以分為以下幾種：

SCHED_FIFO:此算法主要應用于實時進程，當調度程序把CPU分配給當前進程后，如果沒有更高優先級的進程可以運行時，此進程會一直占用CPU直到此進程退出或者自愿放棄CPU，即使此時有其他相同優先級的進程存在。

SCHED_RR:時間片輪詢的實時進程，對于不同優先級的進程會調度優先級高的進程運行，對具有相同優先級的進程，會根據時間片來調度，當當前進程的時間片用完后，會調度相同優先級的其他進程運行，從而保證相同優先級進程的CPU調度公平性。

SCHED_NORMAL:此算法主要用于普通進程，利用分時進行調度。

在UCOS系統中，所有的任務都是實時任務，所以沒有普通任務調度機制，而且為了簡化調度算法，不同的任務有不同的優先級，不可能出現同一優先級有多個任務的情況，實際上它的調度算法就只有Linux中SCHED_FIFO這一種，即優先級高的任務搶占優先級低任務。

4． 上下文切換：

上下文切換是多任務調度的核心內容，也是我們感覺在一個CPU上并行運行多個程序的基礎。

任務上下文(Task Context)： 任務上下文是指任務運行的環境。例如，針對x86的CPU，任務上下文可包括程序計數器、堆棧指針、通用寄存器的內容。 上下文切換（Context Switching）：在多任務系統中，上下文切換是指CPU的控制權由運行任務轉移到另外一個就緒任務時所發生的事件，當前運行任務轉為就緒（或者掛起、刪除）狀態，另一個被選定的就緒任務成為當前任務。上下文切換包括保存當前任務的運行環境，恢復將要運行任務的運行環境。上下文的內容依賴于具體的CPU。

對于不同的硬件體系結構，上下文切換的內容不一樣，本質上有下面兩步：

• A. 如果有虛擬內存，則切換頁全局目錄以安裝一個新的地址空間。
• B. 切換內核堆棧和硬件上下文，因為硬件上下文提供了內核執行新進程所需要的所有信息，包括CPU信息。

在搶占式內核中，利用中斷來實現上下文切換是一個非常理想的機制。中斷發生時，中斷會強制CPU把控制權交給操作系統，也就相當于一次上下文切換。這樣不僅可以減少程序出錯的后果，而且提高切換的效率。UCOS就是利用中斷機制進行上下文切換的典型例子。 在UCOS中，如果調度程序決定任務需要切換，就會調用上下文切換OS_TASK_SW()進行實際的上下文切換。OS_TASK_SW()是宏調用，含有微處理器的軟中斷指令，利用此中斷來實現任務之間的上下文切換。所以OS_TASK_SW()是一個體系結構相關的宏，對于不同的硬件體系機構，有不同的實現方式，這也是UCOS在不同硬件體系結構中移植的一個要點。

由于UCOS不支持虛擬內存，所以不需要進行頁目錄切換，其他許多實時多任務嵌入式系統的一個特征，也是區別Linux系統的一個重要方面。

在2.6 Linux kernel中，引入了一個全新的調度機制O(1)調度器，它能在固定的時間內完成進程切換。如果調度程序決定任務需要切換，就會調用上下文切換函數context_switch()函數進行上下文切換，此函數會調用switch_mm()切換頁全局目錄以安裝一個新的地址空間，然后調用switch_to()切換具體硬件上下文。

總結:

這里主要介紹了多任務系統中的任務調度及其算法，比較了Linux系統和UCOS系統中的上下文切換，具體實現可以參考Linux內核源代碼和UCOS源代碼。

參考：

• 1． Linux kernel Primer
• 2． Understanding the Linux kernel
• 3． 嵌入式實時操作系統uC/OS-II
• 4． 嵌入式計算機系統設計原理

相關閱讀：uc/os操作系統簡介

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