Linux进程调度(2)：CFS调度操作

    Linux主要实现了两大类调度算法，CFS(完全公平调度算法）和实时调度算法。宏SCHED_NOMAL和SCHED_BATCH主要用于CFS调度，而SCHED_FIFO和SCHED_RR主要用于实时调度。这几个宏的定义可以在include/linux/sched.h中找到。文件kernel/sched.c包含了内核调度器及相关系统调用的实现。调度的核心函数为sched.c中的schedule()，schedule函数封装了内核调度的框架。细节实现上调用具体的调度算法类中的函数实现，如kernel/sched_fair.c或kernel/sched_rt.c中的实现。
    1、时钟tick中断的处理

    在CFS中，当产生时钟tick中断时，sched.c中scheduler_tick()函数会被时钟中断（定时器timer的代码）直接调用，我们调用它则是在禁用中断时。注意在fork的代码中，当修改父进程的时间片时，也会导致sched_tick的调用。sched_tick函数首先更新调度信息，然后调整当前进程在红黑树中的位置。调整完成后如果发现当前进程不再是最左边的叶子，就标记need_resched标志，中断返回时就会调用scheduler()完成进程切换，否则当前进程继续占用CPU。注意这与以前的调度器不同，以前是tick中断导致时间片递减，当时间片被用完时才触发优先级调整并重新调度。sched_tick函数的代码如下：

void scheduler_tick(void){int cpu = smp_processor_id();struct rq *rq = cpu_rq(cpu);struct task_struct *curr = rq->curr;sched_clock_tick();spin_lock(&rq->lock);update_rq_clock(rq);update_cpu_load(rq);curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0);spin_unlock(&rq->lock);perf_event_task_tick(curr, cpu);#ifdef CONFIG_SMPrq->idle_at_tick = idle_cpu(cpu);trigger_load_balance(rq, cpu);#endif}

    它先获取目前CPU上的运行队列中的当前运行进程，更新runqueue级变量clock，然后通过sched_class中的接口名task_tick，调用CFS的tick处理函数task_tick_fair()，以处理时钟中断。我们看kernel/sched_fair.c中的CFS算法实现。具体的调度类如下：

static const struct sched_class fair_sched_class = {.next= &idle_sched_class,.enqueue_task= enqueue_task_fair,.dequeue_task= dequeue_task_fair,.yield_task= yield_task_fair,.check_preempt_curr= check_preempt_wakeup,.pick_next_task= pick_next_task_fair,.put_prev_task= put_prev_task_fair,#ifdef CONFIG_SMP.select_task_rq= select_task_rq_fair,.load_balance= load_balance_fair,.move_one_task= move_one_task_fair,.rq_online= rq_online_fair,.rq_offline= rq_offline_fair,.task_waking= task_waking_fair,#endif.set_curr_task          = set_curr_task_fair,.task_tick= task_tick_fair,.task_fork= task_fork_fair,.prio_changed= prio_changed_fair,.switched_to= switched_to_fair,.get_rr_interval= get_rr_interval_fair,#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED.task_move_group= task_move_group_fair,#endif};

    task_tick_fair函数用于轮询调度类的中一个进程。实现如下：

static void task_tick_fair(struct rq *rq, struct task_struct *curr, int queued){struct cfs_rq *cfs_rq;struct sched_entity *se = &curr->se;for_each_sched_entity(se) {  /* 考虑了组调度 */cfs_rq = cfs_rq_of(se);entity_tick(cfs_rq, se, queued);}}

    该函数获取各层的调度实体，对每个调度实体获取CFS运行队列，调用entity_tick进程进行处理。kernel/sched_fair.c中的函数entity_tick源代码如下：

static voidentity_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr, int queued){/* * Update run-time statistics of the 'current'. */update_curr(cfs_rq);#ifdef CONFIG_SCHED_HRTICK/* * queued ticks are scheduled to match the slice, so don't bother * validating it and just reschedule. */if (queued) {resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);return;}/* * don't let the period tick interfere with the hrtick preemption */if (!sched_feat(DOUBLE_TICK) &&hrtimer_active(&rq_of(cfs_rq)->hrtick_timer))return;#endifif (cfs_rq->nr_running > 1 || !sched_feat(WAKEUP_PREEMPT))check_preempt_tick(cfs_rq, curr);}

    该函数用kernel/sched_fair.c:update_curr()更新当前进程的运行时统计信息，然后调用kernel/sched_fair.c:check_preempt_tick()，检测是否需要重新调度，用下一个进程来抢占当前进程。update_curr()实现记账功能,由系统定时器周期调用，实现如下：

static inline void__update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr,      unsigned long delta_exec){unsigned long delta_exec_weighted;schedstat_set(curr->exec_max, max((u64)delta_exec, curr->exec_max));curr->sum_exec_runtime += delta_exec; /* 总运行时间更新 */schedstat_add(cfs_rq, exec_clock, delta_exec); /* 更新cfs_rq的exec_clock */    /* 用优先级和delta_exec来计算weighted，以用于更新vruntime */delta_exec_weighted = calc_delta_fair(delta_exec, curr);curr->vruntime += delta_exec_weighted; /* 更新当前进程的vruntime */update_min_vruntime(cfs_rq);}static void update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq){struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr;u64 now = rq_of(cfs_rq)->clock_task;  /* now计时器 */unsigned long delta_exec;if (unlikely(!curr))return;/* * 获取从最后一次修改负载后当前进程所占用的运行总时间， * 即计算当前进程的执行时间 */delta_exec = (unsigned long)(now - curr->exec_start);if (!delta_exec)  /* 如果本次没有执行过，不用重新更新了 */return;/* 根据当前可运行进程总数对运行时间进行加权计算 */__update_curr(cfs_rq, curr, delta_exec);curr->exec_start = now;  /* 将exec_start属性置为now */if (entity_is_task(curr)) {  /* 下面为关于组调度的 */struct task_struct *curtask = task_of(curr);trace_sched_stat_runtime(curtask, delta_exec, curr->vruntime);cpuacct_charge(curtask, delta_exec);account_group_exec_runtime(curtask, delta_exec);}}

    这里delta_exec获得从最后一次修改负载后当前进程所占用的运行总时间，即计算当前进程的执行时间。然后调用__update_curr()更新进程的vruntime。更新前需要计算weighted，这由sched_fair.c:calc_delta_fair()实现，如下：

static inline unsigned longcalc_delta_fair(unsigned long delta, struct sched_entity *se){if (unlikely(se->load.weight != NICE_0_LOAD))delta = calc_delta_mine(delta, NICE_0_LOAD, &se->load);return delta;}

    在calc_delta_fair中，如果进程的优先级为0,那么就是返回delta，如果不为0,就要调用kernel/sched.c中的calc_delta_mine对delta值进行修正，如下：

#if BITS_PER_LONG == 32# define WMULT_CONST(~0UL)#else# define WMULT_CONST(1UL << 32)#endif#define WMULT_SHIFT32/* * Shift right and round: */#define SRR(x, y) (((x) + (1UL << ((y) - 1))) >> (y))/* * delta *= weight / lw */static unsigned longcalc_delta_mine(unsigned long delta_exec, unsigned long weight,struct load_weight *lw){u64 tmp;if (!lw->inv_weight) {if (BITS_PER_LONG > 32 && unlikely(lw->weight >= WMULT_CONST))lw->inv_weight = 1;elselw->inv_weight = 1 + (WMULT_CONST-lw->weight/2)/ (lw->weight+1);}tmp = (u64)delta_exec * weight;/* * Check whether we'd overflow the 64-bit multiplication: */if (unlikely(tmp > WMULT_CONST))tmp = SRR(SRR(tmp, WMULT_SHIFT/2) * lw->inv_weight,WMULT_SHIFT/2);elsetmp = SRR(tmp * lw->inv_weight, WMULT_SHIFT);return (unsigned long)min(tmp, (u64)(unsigned long)LONG_MAX);}

    CFS允许每个进程运行一段时间、循环轮转、选择运行最少的进程作为下一个运行进程，而不再采用分配给每个进程时间片的做法了，CFS在所有可运行进程总数基础上计算出一个进程应该运行多久，而不是依靠nice值来计算时间片。nice值在CFS中被作为进程获得的处理器运行比的权重，越高的nice值（越低的优先级）进程获得更低的处理器使用权重，这是相对默认nice值进程的进程而言的；相反，更低的nice值（越高的优先级）的进程获得更高的处理器使用权重。
    这里delta的计算有如下关系: delta=delta* NICE_0_LOAD/se->load。se->load值是怎么来的呢？可以跟踪sys_nice()，就可以发现se->load其实就是表示nice对应的load值，nice越低，值越大。据此就可以得到一个结论，在执行相同时间的条件下(delta相同)，高优先的进程计算出来的delta值会比低优先级的进程计算出来的低。应此高优先的进程就会位于rb_tree的左边，在下次调度的时候就会优先调度。
    回到entity_tick，我们看check_preempt_tick()的实现，它用来检测是否需要重新调度下一个进程。如下：

static voidcheck_preempt_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr){unsigned long ideal_runtime, delta_exec;ideal_runtime = sched_slice(cfs_rq, curr);delta_exec = curr->sum_exec_runtime - curr->prev_sum_exec_runtime;if (delta_exec > ideal_runtime) {resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);/* * The current task ran long enough, ensure it doesn't get * re-elected due to buddy favours. */clear_buddies(cfs_rq, curr);return;}/* * Ensure that a task that missed wakeup preemption by a * narrow margin doesn't have to wait for a full slice. * This also mitigates buddy induced latencies under load. */if (!sched_feat(WAKEUP_PREEMPT))return;if (delta_exec < sysctl_sched_min_granularity)return;if (cfs_rq->nr_running > 1) { /* 用于组调度 */struct sched_entity *se = __pick_next_entity(cfs_rq);s64 delta = curr->vruntime - se->vruntime;if (delta > ideal_runtime)resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);}}

    该函数先获取当前进程的理想运行时间，如果当前执行时间超过理想时间，调用kernel/sched.c:resched_task()设置need_resched标志，完成设置的函数为resched_task()--->set_tsk_need_resched(p)，表示需要重新调度进程。
    从上面分析可以看出，通过调用链sched_tick()--->task_tick_fair()--->entity_tick()--->［update_curr()--->__update_curr()--->calc_delta_fair()--->calc_delta_mine()] 和 [check_preempt_tick()--->resched_task()]，最终会更新调度信息，设置need_resched调度标志。当中断返回时，就会调用schedule()进行抢占式调度。
    2、CFS调度操作
    在sched_fair.c中，CFS实现了用红黑树对运行队列进行管理的相关操作。

    （1）进程插入enqueue_task_fair：更新调度信息，调用enqueue_entity()--->__enqueue_entity()将调度实体插入到红黑树中。它会在nr_running递增之前被调用。插入时，会找到右边的空间并进行插入，然后缓存最左边的节点。对于组调度，会对组中的所有进程进行操作。如下：

static void __enqueue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se){struct rb_node **link = &cfs_rq->tasks_timeline.rb_node;struct rb_node *parent = NULL;struct sched_entity *entry;s64 key = entity_key(cfs_rq, se); /* key为被插入进程的vruntime */int leftmost = 1;/* * Find the right place in the rbtree: */while (*link) {parent = *link;entry = rb_entry(parent, struct sched_entity, run_node);/* * We dont care about collisions. Nodes with * the same key stay together. */if (key < entity_key(cfs_rq, entry)) {link = &parent->rb_left;} else {link = &parent->rb_right;leftmost = 0;}}/* * Maintain a cache of leftmost tree entries (it is frequently * used): */if (leftmost)cfs_rq->rb_leftmost = &se->run_node;rb_link_node(&se->run_node, parent, link);rb_insert_color(&se->run_node, &cfs_rq->tasks_timeline);}

    可见CFS的运行队列布局是放在红黑树里面的，而这颗红黑树的排序方式是按照运行实体的vruntime来的。vruntime的计算方式在上面已经做了分析。在前面“Linux进程管理”的几节介绍中，我们可以看到fork()在创建子进程时最后就会调用enqueue_task_fair()，将新创建的进程插入到红黑树中。
    （2）进程选择pick_next_task_fair：CFS调度算法的核心是选择具有最小vruntine的任务。运行队列采用红黑树方式存放，其中节点的键值便是可运行进程的虚拟运行时间。CFS调度器选取待运行的下一个进程，是所有进程中vruntime最小的那个，他对应的便是在树中最左侧的叶子节点。实现选择的函数为 pick_next_task_fair。如下：

static struct task_struct *pick_next_task_fair(struct rq *rq){struct task_struct *p;struct cfs_rq *cfs_rq = &rq->cfs;struct sched_entity *se;if (unlikely(!cfs_rq->nr_running))return NULL;do {   /* 此循环为了考虑组调度 */se = pick_next_entity(cfs_rq);set_next_entity(cfs_rq, se);  /* 设置为当前运行进程 */cfs_rq = group_cfs_rq(se);} while (cfs_rq);p = task_of(se);hrtick_start_fair(rq, p);return p;}

    该函数调用pick_next_entity()--->__pick_next_entity()完成获取下一个进程的工作，这个函数如下：

static struct sched_entity *__pick_next_entity(struct cfs_rq *cfs_rq){struct rb_node *left = cfs_rq->rb_leftmost;if (!left)return NULL;return rb_entry(left, struct sched_entity, run_node);}

    该函数并不会遍历红黑树来找到最左叶子节点（是所有进程中vruntime最小的那个），因为该值已经缓存在rb_leftmost字段中。它通过rb_entry函数返回这个缓存的节点进程。完成实质工作的调用为include/linux/rbtree.h:rb_entry()--->include/linux/kernel.h:container_of()，这是一个宏定义。
    （3）进程删除dequeue_task_fair：从红黑树中删除进程，并更新调度信息。它会在nr_running递减之前被调用。完成实质工作的函数为dequeue_entity()--->__dequeue_entity()。如下：

static void __dequeue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se){if (cfs_rq->rb_leftmost == &se->run_node) {struct rb_node *next_node;next_node = rb_next(&se->run_node);cfs_rq->rb_leftmost = next_node;}rb_erase(&se->run_node, &cfs_rq->tasks_timeline);}

    该函数会删除当前进程，并从红黑树中选出下一个具体最小vruntime值的节点，作为新的最左边节点缓存起来。