Linux进程的休眠和唤醒：探究进程状态变化

在Linux系统中，等待CPU时间的进程被归类为就绪进程，它们被置于运行队列中，具有TASK_RUNNING的状态标志。当一个运行中的进程的时间片用完时，Linux内核的调度器将剥夺其CPU控制权，并从运行队列中选择下一个适合运行的进程。

然而，进程也可以主动释放CPU控制权。通过调用schedule()函数，进程可以主动让出CPU控制，使其他进程能够运行。一旦这样的进程重新被调度以获取CPU，它将从上次停止执行的位置继续执行，即从调用schedule()的下一行代码处开始执行。

有时，进程需要等待特定事件发生，比如设备初始化完成、I/O操作完成或定时器到期等。在这种情况下，进程需要从运行队列中移出，并进入休眠状态，等待事件的发生。

在Linux中，进程的休眠状态分为两种：

• 可中断休眠状态，具有状态标志TASK_INTERRUPTIBLE。
• 不可中断休眠状态，具有状态标志TASK_UNINTERRUPTIBLE。

可中断休眠状态的进程会一直等待直到特定条件成立，例如硬件中断的发生、系统资源释放或信号传递等。而不可中断休眠状态与可中断状态类似，但是在接收信号时不会改变其状态，即不会响应唤醒信号。不可中断休眠状态通常较少使用，但在某些情况下仍然非常有用，例如进程需要等待直到特定事件发生而不能被中断。

在现代的Linux操作系统中，通常通过调用schedule()函数使进程进入休眠状态。接下来的代码示例展示了如何将正在运行的进程置于休眠状态。

sleeping_task = current;
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
schedule();
func1();
/* Rest of the code ... */

在第一个语句中，程序存储了一份进程结构指针 sleeping_task，current 是一个宏，它指向正在执行的进程结构。

set_current_state() 将该进程的状态从执行状态 TASK_RUNNING 变成睡眠状态 TASK_INTERRUPTIBLE。如果 schedule() 是被一个状态为 TASK_RUNNING 的进程调度，那么 schedule() 将调度另外一个进程占用CPU。

如果 schedule() 是被一个状态为 TASK_INTERRUPTIBLE 或 TASK_UNINTERRUPTIBLE 的进程调度，那么还有一个附加的步骤将被执行：当前执行的进程在另外一个进程被调度之前会被从运行队列中移出，这将导致正在运行的那个进程进入睡眠，因为它已经不在运行队列中了。

我们可以使用下面的这个函数将刚才那个进入睡眠的进程唤醒。

wake_up_process(sleeping_task);

在调用了 wake_up_process() 以后，这个睡眠进程的状态会被设置为 TASK_RUNNING，而且调度器会把它加入到运行队列中去。当然，这个进程只有在下次被调度器调度到的时候才能真正地投入运行。

无效唤醒

几乎在所有的情况下，进程都会在检查了某些条件之后，发现条件不满足才进入睡眠。可是有的时候进程却会在判定条件为真后开始睡眠，如果这样的话进程就会无限期地休眠下去，这就是所谓的无效唤醒问题。

在操作系统中，当多个进程都企图对共享数据进行某种处理，而 最后的结果又取决于进程运行的顺序时，就会发生竞争条件，这是操作系统中一个典型的问题，无效唤醒恰恰就是由于竞争条件导致的。

设想有两个进程A 和B，A 进程正在处理一个链表，它需要检查这个链表是否为空，如果不空就对链表里面的数据进行一些操作，同时B进程也在往这个链表添加节点。当这个链表是空的时候，由于无数据可操作，这时A进程就进入睡眠，当B进程向链表里面添加了节点之后它就唤醒A 进程，其代码如下：

unsetunsetA进程:unsetunset

1 spin_lock(&list_lock);
2 if (list_empty(&list_head)) {
3     spin_unlock(&list_lock);
4     set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
5     schedule();
6     spin_lock(&list_lock);
7 }
8
9 /* Rest of the code ... */
10 spin_unlock(&list_lock);

unsetunsetB进程:unsetunset

100 spin_lock(&list_lock);
101 list_add_tail(&list_head, new_node);
102 spin_unlock(&list_lock);
103 wake_up_process(processa_task);

这里会出现一个问题，假如当A进程执行到第3行后第4行前的时候，B进程被另外一个处理器调度投入运行。在这个时间片内，B进程执行完了它所有的指令，因此它试图唤醒A进程，而此时的A进程还没有进入睡眠，所以唤醒操作无效。

在这之后，A 进程继续执行，它会错误地认为这个时候链表仍然是空的，于是将自己的状态设置为 TASK_INTERRUPTIBLE 然后调用 schedule() 进入睡 眠。由于错过了B进程唤醒，它将会无限期的睡眠下去，这就是无效唤醒问题，因为即使链表中有数据需要处理，A 进程也还是睡眠了。

避免无效唤醒

如何避免无效唤醒问题呢？

我们发现无效唤醒主要发生在检查条件之后和进程状态被设置为睡眠状态之前，本来B进程的 wake_up_process() 提供了一次将A进程状态置为 TASK_RUNNING 的机会，可惜这个时候A进程的状态仍然是 TASK_RUNNING，所以 wake_up_process() 将A进程状态从睡眠状态转变为运行状态的努力 没有起到预期的作用。

要解决这个问题，必须使用一种保障机制使得判断链表为空和设置进程状态为睡眠状态成为一个不可分割的步骤才行，也就是必须消除竞争条 件产生的根源，这样在这之后出现的 wake_up_process() 就可以起到唤醒状态是睡眠状态的进程的作用了。

找到了原因后，重新设计一下A进程的代码结构，就可以避免上面例子中的无效唤醒问题了。

unsetunsetA进程:unsetunset

1 set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
2 spin_lock(&list_lock);
3 if (list_empty(&list_head)) {
4     spin_unlock(&list_lock);
5     schedule();
6     spin_lock(&list_lock);
7 }
8 set_current_state(TASK_RUNNING);
9
10 /* Rest of the code ... */
11 spin_unlock(&list_lock);

可以看到，这段代码在测试条件之前就将当前执行进程状态转设置成 TASK_INTERRUPTIBLE 了，并且在链表不为空的情况下又将自己置为 TASK_RUNNING 状态。

这样一来如果B进程在A进程进程检查了链表为空以后调用 wake_up_process()，那么A进程的状态就会自动由原来 TASK_INTERRUPTIBLE 变成 TASK_RUNNING，此后即使进程又调用了 schedule()，由于它现在的状态是 TASK_RUNNING，所以仍然不会被从运行队列中移出，因而不会错误的进入睡眠，当然也就避免了无效唤醒问题。

Linux内核的例子

在Linux操作系统中，内核的稳定性至关重要，为了避免在Linux操作系统内核中出现无效唤醒问题，Linux内核在需要进程睡眠的时候应该使用类似如下的操作：

/* q 是我们希望睡眠的等待队列 */
DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);
add_wait_queue(q, &wait);
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
/* condition 是等待的条件 */
while (!condition) {
    schedule();
}
set_current_state(TASK_RUNNING);
remove_wait_queue(q, &wait);

上面的操作，使得进程通过下面的一系列步骤安全地将自己加入到一个等待队列中进行睡眠：首先调用 DECLARE_WAITQUEUE() 创建一个等待队列的项，然后调用 add_wait_queue() 把自己加入到等待队列中，并且将进程的状态设置为 TASK_INTERRUPTIBLE 或者 TASK_INTERRUPTIBLE。

然后循环检查条件是否为真：如果是的话就没有必要睡眠，如果条件不为真，就调用 schedule()。当进程检查的条件满足后，进程又将自己设置为 TASK_RUNNING 并调用 remove_wait_queue() 将自己移出等待队列。

从上面可以看到，Linux的内核代码维护者也是在进程检查条件之前就设置进程的状态为睡眠状态，然后才循环检查条件。如果在进程开始睡眠之前条件就已经达成了，那么循环会退出并用 set_current_state() 将自己的状态设置为就绪，这样同样保证了进程不会存在错误的进入睡眠的倾向，当然也就不会导致出现无效唤醒问题。

下面让我们用 Linux 内核中的实例来看看其是如何避免无效睡眠的，这段代码出自 Linux2.6 的内核 (/kernel/sched.c):

/* Wait for kthread_stop */
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
while (!kthread_should_stop()) {
    schedule();
    set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
}
__set_current_state(TASK_RUNNING);
return 0;

上面的这些代码属于迁移服务线程 migration_thread，这个线程不断地检查 kthread_should_stop()，直到 kthread_should_stop() 返回 1 它才可以退出循环，也就是说只要 kthread_should_stop() 返回 0 该进程就会一直睡眠。

从代码中我们可以看出，检查 kthread_should_stop() 确实是在进程的状态被置为 TASK_INTERRUPTIBLE 后才开始执行的。因此，如果在条件检查之后但是在 schedule() 之前有其他进程试图唤醒它，那么该进程的唤醒操作不会失效。

小结

通过上面的讨论，可以发现在 Linux 中避免进程的无效唤醒的关键是在进程检查条件之前就将进程的状态置为 TASK_INTERRUPTIBLE 或 TASK_UNINTERRUPTIBLE，并且如果检查的条件满足的话就应该将其状态重新设置为 TASK_RUNNING。

这样无论进程等待的条件是否满足，进程都不会因为被移出就绪队列而错误地进入睡眠状态，从而避免了无效唤醒问题。

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