正常
修法:给任务标「归哪个核」(on_cpu)与诚实边界
修法:给任务标一个「归哪个核」(on_cpu)
根子在于:调度器没法知道「这个任务的上下文是不是已经被存好了」。那就给它一个标记——对齐 Linux 的 task_struct->on_cpu:每个任务一个 on_cpu 字段,-1 表示「没在跑,上下文已存/可安全取」,cpu_id 表示「正在这个核上跑,上下文还在核里」。
cpp
// F4-followup (SMP migration race): a fresh task has never run, so no CPU is
// saving its ctx. on_cpu = -1 ("not running / ctx is saved"); schedule()
// sets a cpu_id before switching to it; pick_next() only picks on_cpu == -1.
task->on_cpu = -1;（task_builder.cpp,TaskBuilder::build() 里给每个新任务初始化。)关键纪律是三个点配合:
存完才放行。 context_switch.S 存完旧任务的 ctx 之后,立刻把它标记为「可取」。这一步必须在汇编里做,不能放到 C 层——因为 context_switch 的「返回」语义是「任务被切回来时」(在切回来的栈上),不是「prev 存完了」。所以「标记 prev 存完」只能在存完 from 的那几条指令之后立即写:
asm
movl $-1, 96(%rdi) # from->on_cpu = -1 (ctx save complete)（context_switch.S:78。%rdi 是 Task 指针,ctx 在 Task+0,on_cpu 在 Task+sizeof(CpuContext)=96。)这是一条 x86 store,配合内存序保证别的核看得到。
取之前先认领。 schedule() 决定切入一个任务前,先把它标记成「归我这个核」,用 release 序写:
cpp
__atomic_store_n(&next->on_cpu, static_cast<int>(percpu()->cpu_id), __ATOMIC_RELEASE);（scheduler.cpp:467,在 schedule() 主路径里。)认领之后才开始恢复它的 ctx。
挑的时候跳过「正在被别核存的」。 pick_next 扫队列时,跳过那些 on_cpu != -1 且不是本核的任务——它们正被别的核存上下文,现在取会撞车:
cpp
// F4-followup (SMP migration race): skip tasks whose on_cpu != -1 -- their
// ctx save is still in flight on the other CPU.（roundrobin.cpp:113。)但有个细节:本核的任务不跳过。这是为了保住单核的语义——单核 yield 时 next == prev,如果不小心跳过了自己,就空转了。所以判据是「on_cpu != -1 && on_cpu != 本核」。
为了不让汇编去猜字段偏移,process.hpp 用 static_assert 把 on_cpu 钉死在 sizeof(CpuContext) 那个偏移上:
cpp
static_assert(offsetof(Task, on_cpu) == sizeof(CpuContext), "on_cpu offset for context_switch.S");（process.hpp:326。)布局一变编译期就炸,汇编里那条 96(%rdi) 才永远对得上。
为什么是「跳过」而不是「死等」
这里有个很容易想到、但会踩坑的方案:既然要等对方存完,那就让 pick_next 自旋等那个 on_cpu 变成 -1 呗?
不行,会死锁。想象两个核:cpu0 想取任务 A(正被 cpu1 存),cpu1 想取任务 B(正被 cpu0 存)。两边都自旋等对方存完——可对方要存完,就得推进自己的 context_switch,而它正卡在 pick_next 里等你存完。环形等待,死锁。
Cinux 的选择是 pick_next 跳过正在被存的任务,挑队列里别的(都没有就 idle)。被跳过的任务留在队列里,等它的 on_cpu 变 -1(存完)之后,下一轮 pick 自然会选它。没人死等,系统一直推进。代价是可能多 idle 一下、调度没那么紧——对 hobby OS 来说,「可调试、不死锁」比「调度延迟最低」重要。生产内核(比如 Linux)会用更精细的 wake/wait 机制把等待的任务唤醒,但那是后续的事。
诚实边界
这是「可调试优先」的取舍,不是最优解。 被跳过的任务不会马上被唤醒,得等下一轮调度轮到。对教学内核够用;真要抠调度延迟,得加 wake 机制(存完 on_cpu=-1 后主动通知在等的核)。
on_cpu 不进 lockdep 锁序图。 它用的是 __atomic 原子存取,不是自旋锁,所以不参与死锁检测的锁序分析。pick_next 里跳过 on_cpu 的判断在 runqueue 既有锁的保护内,没新增锁。
修的是调度竞态根因,不是 QEMU 时序怪癖。 本机 -smp 2 的 AHCI heisenbug 表面是「QEMU 时序」,但根因是调度器的迁移窗口竞态。这个修法堵的是根因——竞态没了,不管 QEMU 时序怎么抖都不会再写花 ctx。
单核不破坏。 on_cpu 纪律在单核下是 no-op:本核的任务不会被 pick_next 跳过,yield 时 next==prev 直接返回的语义保持不变。所以单核 run-kernel-test 仍然全绿,双核 -smp 2 panic 归零。
下一章回到 GUI 卷(054 GUI 解耦、055 xHCI USB)之后的下一条线;这套 SMP 加固到这里先收住。