Linux内核分析之调度算法
Linux内核分析之调度算法
linux调度算法在2.6.32中采用调度类实现模块式的调度方式。这样,能够很好的加入新的调度算法。
linux调度器是以模块方式提供的,这样做的目的是允许不同类型的进程可以有针对性地选择调度算法。这种模块化结构被称为调度器类,他允许多种不同哦可动态添加的调度算法并存,调度属于自己范畴的进程。每个调度器都有一个优先级,调度代码会按照优先级遍历调度类,拥有一个可执行进程的最高优先级的调度器类胜出,去选择下面要执行的那个程序。
linux上主要有两大类调度算法,CFS(完全公平调度算法)和实时调度算法。宏SCHED_NOMAL主要用于CFS调度,而SCHED_FIFO和SCHED_RR主要用于实时调度。如下面的宏定义:
- /*
- * Scheduling policies
- */
- /*支援Real-Time Task的排程,包括有SCHED_FIFO與SCHED_RR.
- */
- /*(也稱為SCHED_OTHER): 主要用以排程
- 一般目的的Task.*/
- #define SCHED_NORMAL 0
- #define SCHED_FIFO 1
- /*task預設的 Time Slice長度為100 msecs*/
- #define SCHED_RR 2
- /*主要用以讓Task可以延長執行的時間
- (Time Slice),減少被中斷發生Task Context-Switch
- 的次數.藉此可以提高 Cache的利用率
- (每次Context-Switch都會導致Cache-Flush). 比
- 較適合用在固定週期執行的Batch Jobs任
- 務主機上,而不適合用在需要使用者互
- 動的產品 (會由於Task切換的延遲,而
- 感覺到系統效能不佳或是反應太慢).*/
- #define SCHED_BATCH 3
- /* SCHED_ISO: reserved but not implemented yet */
- /*為系統中的Idle Task排程.*/
- #define SCHED_IDLE 5
linux调度算法实现的高层数据结构主要有运行实体、调度类、运行队列,下面我们主要看看这几个数据结构的字段和意义。
运行实体,rq结构体每个cpu有一个,主要存储一些基本的用于调度的信息,包括实时调度的和CFS调度的
- /*每个处理器都会配置一个rq*/
- struct rq {
- /* runqueue lock: */
- spinlock_t lock;
- /*
- * nr_running and cpu_load should be in the same cacheline because
- * remote CPUs use both these fields when doing load calculation.
- */
- /*用以记录目前处理器rq中执行task的数量*/
- unsigned long nr_running;
- #define CPU_LOAD_IDX_MAX 5
- /*用以表示处理器的负载,在每个处理器的rq中
- 都会有对应到该处理器的cpu_load参数配置,在每次
- 处理器触发scheduler tick时,都会呼叫函数
- update_cpu_load_active,进行cpu_load的更新。在系统初始化的时候
- 会呼叫函数sched_init把rq的cpu_load array初始化为0.
- 了解他的更新方式最好的方式是通过函数update_cpu_load,公式如下澹?
- cpu_load[0]会直接等待rq中load.weight的值。
- cpu_load[1]=(cpu_load[1]*(2-1)+cpu_load[0])/2
- cpu_load[2]=(cpu_load[2]*(4-1)+cpu_load[0])/4
- cpu_load[3]=(cpu_load[3]*(8-1)+cpu_load[0])/8
- cpu_load[4]=(cpu_load[4]*(16-1)+cpu_load[0]/16
- 呼叫函数this_cpu_load时,所返回的cpu load值是cpu_load[0]
- 而在进行cpu blance或migration时,就会呼叫函数
- source_load target_load取得对该处理器cpu_load index值,
- 来进行计算*/
- unsigned long cpu_load[CPU_LOAD_IDX_MAX];
- #ifdef CONFIG_NO_HZ
- unsigned long last_tick_seen;
- unsigned char in_nohz_recently;
- #endif
- /* capture load from *all* tasks on this cpu: */
- /*load->weight值,会是目前所执行的schedule entity的
- load->weight的总和,也就是说rq的load->weight越高,
- 也表示所负责的排程单元load->weight总和越高
- 表示处理器所负荷的执行单元也越重*/
- struct load_weight load;
- /*在每次scheduler tick中呼叫update_cpu_load时,
- 这个值就增加一,可以用来反馈目前cpu
- load更新的次数*/
- unsigned long nr_load_updates;
- /*用来累加处理器进行context switch的次数,会在
- 函数schedule呼叫时进行累加,并可以通过函数
- nr_context_switches统计目前所有处理器总共的context switch
- 次数,或是可以透过查看档案/proc/stat中的ctxt位得知目前
- 整个系统触发context switch的次数*/
- u64 nr_switches;
- u64 nr_migrations_in;
- /*为cfs fair scheduling class 的rq*/
- struct cfs_rq cfs;
- /*为real-time scheduling class 的rq*/
- struct rt_rq rt;
- /*用以支援可以group cfs tasks的机制*/
- #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
- /* list of leaf cfs_rq on this cpu: */
- /*在有设置fair group scheduling 的环境下,
- 会基于原本cfs rq中包含有若干task的group
- 所成的排程集合,也就是说当有一个group a
- 就会有自己的cfs rq用来排程自己所属的tasks,
- 而属于这group a的tasks所使用到的处理器时间
- 就会以这group a总共所分的的时间为上限。
- 基于cgroup的fair group scheduling 架构,可以创造出
- 有阶层性的task组织,根据不同task的功能群组化
- 在配置给该群主对应的处理器资源,让属于
- 该群主下的task可以透过rq机制排程。使用属于
- 该群主下的资源。
- 这个变数主要是管理CFS RQ list,操作上可以透过函数
- list_add_leaf_cfs_rq把一个group cfs rq加入到list中,或透过
- 函数list_del_leaf_cfs_rq把一个group cfs rq移除,并可以
- 透过for_each_leaf_cfs_rq把一个rq上得所有leaf cfs_rq走一遍
- */
- struct list_head leaf_cfs_rq_list;
- #endif
- /*用以支援可以group real-time tasks的机制*/
- #ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED
- /*类似leaf_cfs_rq_list所扮演的角色,只是这里
- 是针对属于real-time的task,在实际操作上可以
- 透过函数list_add_leaf_rt_rq,list_del_leaf_rt_rq或
- 巨集for_each_leaf_rt_rq*/
- struct list_head leaf_rt_rq_list;
- #endif
- /*
- * This is part of a global counter where only the total sum
- * over all CPUs matters. A task can increase this counter on
- * one CPU and if it got migrated afterwards it may decrease
- * it on another CPU. Always updated under the runqueue lock:
- */
- /*一般来说,linux kernel 的task状态可以为TASK_RUNNING
- TASK_INTERRUPTIBLE(sleep),
- TASK_UNINTERRUPTIBLE(Deactivate Task,此时Task会从rq中
- 移除)或TASK_STOPPED.
- 透过这个变数会统计目前rq中有多少task属于
- TASK_UNINTERRUPTIBLE的状态。当呼叫函数
- active_task时,会把nr_uninterruptible值减一,并透过 该函数
- enqueue_task把对应的task依据所在的scheduling class
- 放在 对应的rq中,并把目前rq中nr_running值加一*/
- unsigned long nr_uninterruptible;
- /*curr:指向目前处理器正在执行的task;
- idle:指向属于idle-task scheduling class 的idle task;
- stop:指向目前最高等级属于stop-task scheduling class
- 的task;*/
- struct task_struct *curr, *idle;
- /*基于处理器的jiffies值,用以记录下次进行处理器
- balancing 的时间点*/
- unsigned long next_balance;
- /*用以存储context-switch发生时,前一个task的memory management
- 结构并可用在函数finish_task_switch中,透过函数mmdrop释放前一个
- task的记忆体资源*/
- struct mm_struct *prev_mm;
- /*用以记录目前rq的clock值,基本上该值会等于透过sched_clock_cpu
- (cpu_of(rq))的回传值,并会在每次呼叫scheduler_tick时透过
- 函数update_rq_clock更新目前rq clock值。
- 在实作部分,函数sched_clock_cpu会透过sched_clock_local或
- ched_clock_remote取得对应的sched_clock_data,而处理的sched_clock_data
- 值,会透过函数sched_clock_tick在每次呼叫scheduler_tick时进行更新;
- */
- u64 clock;
- /*用以记录目前rq中有多少task处于等待i/o的sleep状态
- 在实际的使用上,例如当driver接受来自task的调用,但处于等待i/o
- 回复的阶段时,为了充分利用处理器的执行资源,这时
- 就可以在driver中呼叫函数io_schedule,此时
- 就会把目前rq中的nr_iowait加一,并设定目前task的io_wait为1
- 然后触发scheduling 让其他task有机会可以得到处理器执行时间*/
- atomic_t nr_iowait;
- #ifdef CONFIG_SMP
- /*root domain是基于多核心架构下的机制,
- 会由rq结构记住目前采用的root domain,其中包括了
- 目前的cpu mask(包括span,online rt overload), reference count 跟cpupri
- 当root domain有被rq参考到时,refcount 就加一,反之就减一。而cpu
- mask span表示rq可挂上的cpu mask,noline为rq目前已经排程的
- cpu mask cpu上执行real-time task.可以参考函数pull_rt_task,当一个rq中属于
- real-time的task已经执行完毕,就会透过函数pull_rt_task从该
- rq中属于rto_mask cpu mask 可以执行的处理器上,找出是否有一个处理器
- 有大于一个以上的real-time task,若有就会转到目前这个执行完成
- real-time task 的处理器上
- 而cpupri不同于Task本身有区分140個(0-139)
- Task Priority (0-99為RT Priority 而 100-139為Nice值 -20-19).
- CPU Priority本身有102個Priority (包括,-1 為Invalid,
- 0為Idle,1為Normal,2-101對應到Real-Time Priority 0-99).
- 參考函式convert_prio, Task Priority如果是 140就會對應到
- CPU Idle,如果是大於等於100就會對應到CPU Normal,
- 若是Task Priority介於0-99之間,就會對應到CPU Real-Time Priority 101-2之間.)
- 在實際的操作上,例如可以透過函式cpupri_find
- 帶入一個要插入的Real-Time Task,此時就會依據cpupri中
- pri_to_cpu選擇一個目前執行Real-Time Task且該Task
- 的優先級比目前要插入的Task更低的處理器,
- 並透過CPU Mask(lowest_mask)返回目前可以選擇的處理器Mask.
- 實作的部份可以參考檔案kernel/sched_cpupri.c.
- 在初始化的過程中,會透過函式sched_init呼叫函式init_defrootdomain,
- 對Root Domain與 CPU Priority機制進行初始化.
- */
- struct root_domain *rd;
- /*Schedule Domain是基於多核心架構下的機制.
- 每個處理器都會有一個基礎的Scheduling Domain,
- Scheduling Domain可以有階層性的架構,透過parent
- 可以找到上一層的Domain,或是透過child找到
- 下一層的 Domain (NULL表示結尾.).並可透過span
- 栏位,表示這個Domain所能涵蓋的處理器範圍.
- 通常Base Domain會涵蓋系統中所有處理器的個數,
- 而Child Domain所能涵蓋的處理器個數不超過它的
- Parent Domain. 而當在進行Scheduling Domain 中的Task Balance
- 時,就會以該Domain所能涵蓋的處理器為最大範圍.
- 同時,每個Schedule Domain都會包括一個或一個以上的
- CPU Groups (結構為struct sched_group),並透過next變數把
- CPU Groups串連在一起(成為一個單向的Circular linked list),
- 每個CPU Group都會有變數cpumask來定义這個CPU Group
- 所涵蓋的處理器範圍.並且CPU Group所包括的處理器
- 範圍,必需涵蓋在所屬的Schedule Domain處理器範圍中.
- 當進行Scheduling Domain的Balancing時,會以其下的CPU Groups
- 為單位,根據cpu_power (會是該Group所涵蓋的處理器
- Tasks Loading的總和)來比較不同的CPU Groups的負荷,
- 以進行Tasks的移動,達到Balancing的目的.
- 在有支援SMP的架構下,會在函式sched_init中,呼叫open_softirq,
- 註冊 SCHED_SOFTIRQ Software IRQ与其对应的 Callback函式
- run_rebalance_domains. 並會在每次呼叫函式scheduler_tick時,
- 透過函式trigger_load_balance确认是否目前的jiffies值已經
- 大於RunQueue下一次要觸發Load Balance的next_balance時間值,
- 並透過函式raise_softirq觸發SCHED_SOFTIRQ Software IRQ.
- 在Software IRQ觸發後,就會呼叫函式run_rebalance_domains,
- 並在函式rebalance_domains中,進行后续處理器上的
- Scheduling Domain Load Balance動作.
- 有關Scheduling Domain進一步的內容,也可以參考
- Linux Kernel文件 Documentation/scheduler/sched-domains.txt.
- */
- struct sched_domain *sd;
- /*這值會等於函式idle_cpu的返回值,如果為1表示
- 目前CPU RunQueue中執行的為Idle Task. 反之為0,
- 則表示處理器執行的不是Idle Task (也就是說
- 處理器正在忙碌中.).*/
- unsigned char idle_at_tick;
- /* For active balancing */
- /*若這值不為0,表示會有在Schedule排程動作
- 結束前,要呼叫的收尾函式. (实作為inline函式
- post_schedule in kernel/sched.c),目前只有Real-Time Scheduling
- Class有支援這個機制(會呼叫函式has_pushable_tasks
- in kernel/sched_rt.c).*/
- int post_schedule;
- /*當RunQueue中此值為1,表示這個RunQueue正在進行
- Fair Scheduling的Load Balance,此時會呼叫stop_one_cpu_nowait
- 暫停該RunQueue所屬處理器的排程,並透過函式
- active_load_balance_cpu_stop,把Tasks從最忙碌的處理器,
- 移到Idle的處理器上執行.*/
- int active_balance;
- /*用以儲存目前進入Idle且負責進行 Load Balance
- 流程的處理器ID. 呼叫的流程為,在呼叫函式schedule時,
- 若該處理器RunQueue的nr_running為0 (也就是目前沒有
- 正在執行的Task),就會呼叫idle_balance,並觸發後續Load
- Balance流程.*/
- int push_cpu;
- /* cpu of this runqueue: */
- /*用以儲存目前运作這個RunQueue的處理器ID*/
- int cpu;
- /*為1表示目前此RunQueue有在對應的處理器掛上
- 並執行.*/
- int online;
- /*如果RunQueue中目前有Task正在執行,這個值會
- 等於目前該RunQueue的Load Weight除以目前RunQueue
- 中Task數目的均值.
- (rq->avg_load_per_task = rq->load.weight / nr_running;).*/
- unsigned long avg_load_per_task;
- struct task_struct *migration_thread;
- struct list_head migration_queue;
- /*這個值會由Real-Time Scheduling Class呼叫函式
- update_curr_rt,用以統計目前Real-Time Task執行時間的
- 均值,在這函式中會以目前RunQueue的clock_task
- 減去目前Task執行的起始時間,取得執行時間的
- Delta值. (delta_exec = rq->clock_task – curr->se.exec_start; ).
- 在透過函式sched_rt_avg_update把這Delta值跟原本
- RunQueue中的rt_avg值取平均值. 以運作的週期來看,
- 這個值可反應目前系統中Real-Time Task平均被
- 分配到的執行時間值.*/
- u64 rt_avg;
- /*這個值主要在函式sched_avg_update更新,以笔者手中
- 的Linux Kernel 2.6.38.6的實作來說,當RunQueue Clock
- 減去age_stamp大於 0.5秒 (=sched_avg_period),就會把這值
- 累加0.5秒 (單位都是nanoseconds). 從函式scale_rt_power
- 的實作來說,age_stamp值離RunQueue Clock越遠,表示total
- 值越大,available值也越大,而函式scale_rt_power返回的
- div_u64計算結果也越大,最終 RunQueue的cpu_power
- 與Scheduling Domain中的Scheduling Group的cpu_power
- 值也就越大. (可參考函式update_cpu_power的實作).*/
- u64 age_stamp;
- /*這值會在觸發Scheduling時,若判斷目前處理器
- RunQueue沒有正在運作的Task,就會透過函式
- idle_balance更新這值為為目前RunQueue的clock值.
- 可用以表示這個處理器是何時進入到Idle的
- 狀態*/
- u64 idle_stamp;
- /*會在有Task運作且idle_stamp不為0 (表示前一個
- 狀態是在Idle)時以目前RunQueue的clock減去
- idle_stmp所計算出的Delta值為依據,更新這個值
- . 可反應目前處理器進入Idle狀態的時間長短*/
- u64 avg_idle;
- #endif
- /* calc_load related fields */
- /*用以記錄下一次計算CPU Load的時間,初始值
- 為目前的jiffies加上五秒與1次的Scheduling Tick的
- 間隔 (=jiffies + LOAD_FREQ,且LOAD_FREQ=(5*HZ+1))*/
- unsigned long calc_load_update;
- /*會等於RunQueue中nr_running與nr_uninterruptible的
- 總和.(可參考函式calc_load_fold_active).*/
- long calc_load_active;
- #ifdef CONFIG_SCHED_HRTICK
- #ifdef CONFIG_SMP
- /*在函式init_rq_hrtick初始化RunQueue High-Resolution
- Tick時,此值預設為0.
- 在函式hrtick_start中,會判斷目前觸發的RunQueue
- 跟目前處理器所使用的RunQueue是否一致,
- 若是,就直接呼叫函式hrtimer_restart,反之就會
- 依據RunQueue中hrtick_csd_pending的值,如果
- hrtick_csd_pending為0,就會透過函式
- __smp_call_function_single讓RunQueue所在的另一個
- 處理器執行rq->hrtick_csd.func 所指到的函式
- __hrtick_start. 並等待該處理器執行完畢後,
- 才重新把hrtick_csd_pending設定為1.
- 也就是說, RunQueue的hrtick_csd_pending是用來作為
- SMP架構下,由處理器A觸發處理器B執行
- _hrtick_start函式的一個保護機制.而有關在
- SMP下如何由一個處理器觸發另一個處理器
- 執行函式的機制,可以參考kernel/smp.c中
- 相關smp_call_function_xxxxxxx的實作.s*/
- int hrtick_csd_pending;
- /*用以儲存hrtick機制中,要跨處理器執行的
- 函式結構.*/
- struct call_single_data hrtick_csd;
- #endif
- /*為High-Resolution Tick的结构,會透過函式
- hrtimer_init初始化.*/
- struct hrtimer hrtick_timer;
- #endif
- #ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
- /* latency stats */
- /*為Scheduling Info.的統計結構,可以參考
- include/linux/sched.h中的宣告. 例如在每次觸發
- Schedule時,呼叫函式schedule_debug對上一個Task
- 的lock_depth進行確認(Fork一個新的Process 時,
- 會把此值預設為-1就是No-Lock,當呼叫
- Kernel Lock時, 就會把Current Task的lock_depth加一.),
- 若lock_depth>=0,就會累加Scheduling Info.的bkl_count值,
- 用以代表Task Blocking的次數.*/
- struct sched_info rq_sched_info;
- /*可用以表示RunQueue中的Task所得到CPU執行
- 時間的累加值.
- 在發生Task Switch時,會透過sched_info_switch呼叫
- sched_info_arrive並以目前RunQueue Clock值更新
- Task 的sched_info.last_arrival時間,而在Task所分配時間
- 結束後,會在函式sched_info_depart中以現在的
- RunQueue Clock值減去Task的sched_info.last_arrival
- 時間值,得到的 Delta作為變數rq_cpu_time的累
- 加值.*/
- unsigned long long rq_cpu_time;
- /* could above be rq->cfs_rq.exec_clock + rq->rt_rq.rt_runtime ? */
- /* sys_sched_yield() stats */
- /*用以統計呼叫System Call sys_sched_yield的次數.*/
- unsigned int yld_count;
- /* schedule() stats */
- unsigned int sched_switch;
- /*可用以統計觸發Scheduling的次數. 在每次觸發
- Scheduling時,會透過函式schedule呼叫schedule_debug,
- 呼叫schedstat_inc對這變數進行累加.*/
- unsigned int sched_count;
- /*可用以統計進入到Idle Task的次數. 會在函式
- pick_next_task_idle中,呼叫schedstat_inc對這變數進行
- 累加.*/
- unsigned int sched_goidle;
- /* try_to_wake_up() stats */
- /*用以統計Wake Up Task的次數.*/
- unsigned int ttwu_count;
- /*用以統計Wake Up 同一個處理器Task的次數.*/
- unsigned int ttwu_local;
- /* BKL stats */
- unsigned int bkl_count;
- #endif
- };
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