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 };
调度类,sched_class为对模块编程的上层支持,对于每个linux新添加进来的调度算法都需要有自己的调度类实例。
/*CFS排程機制在設計時,考慮到排程機制的 彈性,定義了Scheduler Class的機制,讓排程機制 可以根據設計的需求,延伸不同的排程模 組進來,每個新加入的排程機制都必須要 提供Scheduler Class的實作,結構為 struct sched_class*/ struct sched_class { /*會指向下一個Scheduling Class,以筆者所採用 的Linux Kernel 2.6.38.6而言,Scheduling Class的順序為 stop_sched_class->rt_sched_class->fair_sched_class->idle_sched_class*/ const struct sched_class *next; /*當Task屬於Runnable狀態時,就會呼叫這個函式 把Task配置到RunQueue RBTree中,進行排程動作, 並呼叫inc_nr_running將RunQueue中nr_running的值 加一.(nr_running用以代表目前RunQueue有多少 Runnable Task進行排程)*/ void (*enqueue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int wakeup); /*當Task不需要執行時,就會呼叫這個函式 把Task從RunQueue RBTree中移除,並呼叫 dec_nr_running將RunQueue中nr_running的值減一.*/ void (*dequeue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int sleep); /*用以暫停目前正在執行中的Task,如果 sysctl_sched_compat_yield有設定,就會找出目前 RBTree中最右邊的Task(也就是vrruntime最多 的Task),讓目前Task的vrruntime值等於最右邊 Task值的vrruntime加一(可參考: se->vruntime = rightmost->vruntime + 1),如此在下次 排程觸發時就會透過函式put_prev_task把目前 的Task放到RBTree的最右邊,也就等同於暫停 Task,讓該Task下次被執行到的機會最低.*/ void (*yield_task) (struct rq *rq); /*用以決定一個Task是否可以中斷目前正在 運作的Task,取得執行權.以CFS本身的實作來說 (in sched_fair.c).如果想要取代目前Task的Task本身 的Scheduling Policy為 Batch或是Idle時,會直接返回, 不會用來取代目前正在執行中的Task.反之, 如果目前正在執行中的Task的Scheduling Policy 為Idle,就會直接由所傳入的Task取代目前正 在執行的Task.*/ void (*check_preempt_curr) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags); /*用以在排程觸發時,從RunQueue RBTree中, 取出符合目前Scheduling邏輯的下一個要 被執行的Task.*/ struct task_struct * (*pick_next_task) (struct rq *rq); /*用以在排程觸發時,把上一個執行完畢的 Task放到目前RunQueue RBTree中對應的位置.*/ void (*put_prev_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p); #ifdef CONFIG_SMP /*通常用在執行一個新的程序,或是WakeUp 一個Task時,會根據目前SMP下每個處理器的 負荷,決定Task是否要切換到另一個處理器 的RunQueue去執行,執行時會返回最後目標 處理器的值.*/ int (*select_task_rq)(struct task_struct *p, int sd_flag, int flags); unsigned long (*load_balance) (struct rq *this_rq, int this_cpu, struct rq *busiest, unsigned long max_load_move, struct sched_domain *sd, enum cpu_idle_type idle, int *all_pinned, int *this_best_prio); int (*move_one_task) (struct rq *this_rq, int this_cpu, struct rq *busiest, struct sched_domain *sd, enum cpu_idle_type idle); void (*pre_schedule) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task); void (*post_schedule) (struct rq *this_rq); void (*task_wake_up) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task); void (*set_cpus_allowed)(struct task_struct *p, const struct cpumask *newmask); void (*rq_online)(struct rq *rq); void (*rq_offline)(struct rq *rq); #endif /*這個函式用以改變Task目前所屬的Scheduling Class與改變Task Group.*/ void (*set_curr_task) (struct rq *rq); /*這是Scheduler的 Timer Tick來源,系統中觸發的 Scheduling Tick會呼叫這個函式 (看HZ設定多少, 100就是每秒呼叫這函式100次,1000就是每秒 呼叫這函式1000次), 用以讓排程機制可以決定哪些Task應該要配 執行與哪些Task應該要被移出RunQueue.*/ void (*task_tick) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int queued); void (*task_new) (struct rq *rq, struct task_struct *p); void (*switched_from) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task, int running); void (*switched_to) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task, int running); void (*prio_changed) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task, int oldprio, int running); unsigned int (*get_rr_interval) (struct task_struct *task); #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED void (*moved_group) (struct task_struct *p); #endif };
调度实体,调度实体用于调度时间记账,linux中CFS和实时调度使用不同的调度实体。调度运行队列,对于不用的调度算法同样运用不用的运行队列,对于CFS调度,运用的是红黑树,而对于实时调度为组链表。在后面具体的调度算法介绍中我们会看到他们的运用。