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目前Linux支持三种进程调度策略分别是SCHED_FIFO 、 SCHED_RR和SCHED_NORMAL而Linux支持两种类型的进程实时进程和普通进程。实时进程可以采用SCHED_FIFO 和SCHED_RR调度策略普通进程则采用SCHED_NORMAL调度策略。从Linux2.6.23内核版本开始普通进程采用调度策略SCHED_NORMAL的进程采用了绝对公平调度算法不再跟踪进程的睡眠时间也不区分是否为交互式进程它将所有的进程都统一对待这就是完全公平的含义。
二、CFS基本原理概述
cfs定义了一种新调度模型它给cfs_rqcfs的run queue中的每一个进程都设置一个虚拟时钟-virtual runtime(vruntime)。如果一个进程得以执行随着执行时间的不断增长其vruntime也将不断增大没有得到执行的进程vruntime将保持不变。 而调度器将会选择最小的vruntime那个进程来执行。这就是所谓的“完全公平”。不同优先级的进程其vruntime增长速度不同优先级高的进程vruntime增长得慢所以它可能得到更多的运行机会。
三、CFS算法设计核心
CFS根据各个进程的权重分配进程运行时间。 进程的运行时间计算公式为: 分配给进程的运行时间 调度周期 * 当前进程权重 / 所有进程权重总和 备注调度周期将所有处于TASK_RUNNING态进程都调度一遍的时间,在O(1)调度算法中就是运行队列中进程运行一遍的时间。所以进程权重与分配给进程的运行时间成正比。 vruntime的计算公式为 vruntime 实际运行时间 * NICE_0_LOAD/ 当前进程权重 (公式3.2)
如果分配给进程的运行时间等于实际运行的时间时将推到出另一vruntime计算公式。把公式3.2中的分配给进程的运行时间 与公式3.1中实际运行时间替换将得出以下结果 vruntime (调度周期 * 当前进程权重 / 所有进程权重总和) * NICE_0_LOAD/ 当前进程权重 调度周期 * NICE_0_LOAD/ 所有进程权重总和 初步结论当分配给进程的运行时间等于实际运行的时间时虽然每个进程的权重不同但是它们的 vruntime增长速度均相同与权重无关。上文已述用vruntime来选择将要运行的进程vruntime值较小表明它以前占用cpu的时间较短受到了“不公平”对待因此下一个运行进程就是它。如此一来既能公平选择进程又能保证高优先级进程获得较多的运行时间。
如果分配给进程的运行时间不等于实际运行的时间时CFS的思想就是让每个调度实体的vruntime增加速度不同权重越大的增加的越慢这样高优先级进程就能获得更多的cpu执行时间而vruntime值较小者也得到执行。
每一个进程或者调度组都对应一个调度的实体每一个进程都通过调度实体与CFS运行对列建立联系每次进行CFS调度的时候都会在CFS运行对列红黑树中选择一个进程vruntime值较小者。cfs_rq代表CFS运行对列它可以找到对应的红黑树。进程task_struct 可以找到对应的调度实体。调度实体sched_entity对应运行对列红黑树上的一个节点。
四、CFS调度器
4.1调度器概述
现代的操作系统是多任务的操作系统硬件的处理器核心和各种资源越来越多CPU也是一个资源。为了保证进程合理的使用CPU资源则需要一个管理单元负责调度进程由管理单元来决定下一刻应该由谁使用CPU这里管理单元就是进程调度器。调度器可以临时分配一个任务在上面执行单位是时间片。进程调度器的任务就是合理分配CPU时间给运行的进程创造一种所有进程并行运行的错觉使得我们同时执行多个程序成为可能可以具有各种需求的用户共享CPU。因此调度器必须在各个进程之间尽可能公平地共享CPU时间, 而同时又要考虑不同的任务优先级。调度器的一个重要目标是有效地分配 CPU 时间片同时提供很好的用户体验。调度器的一般原理是, 按所需分配的计算能力, 向系统中每个进程提供最大的公正性, 或者从另外一个角度上说, 试图确保没有进程被亏待。
4.2调度器的结构
在目前Linux内核中调度器分成两个层级在进程中被直接调用的成为通用调度器或者核心调度器它们作为一个组件和进程其它部分分开而通用调度器和进程并没有直接关系其通过第二层的具体的调度器类来直接管理进程。具体架构如下图 4.2.1调度器类
Linux内核中实现了一个调度器类的框架其中定义了调度器应该实现的函数每一个具体的调度器类都要实现这些函数 。
在Linux版本中3.11.1使用了四个调度器类stop_sched_class、rt_sched_class、fair_sched_class、idle_sched_class,在最新的内核中又添加了一个调度类dl_sched_class。每个进程必然属于一个特定的调度器类Linux会根据不同的需求实现不同的调度器类。各个调度器类之间具备一定的层次关系即在通用调度器选择进程的时候会从最高优先级的调度器类开始选择如果通用调度器类没有可运行的进程就选择下一个调度器类的可用进程这样逐层递减。调度器类的定义 为sched_class的结构体。
struct sched_class {const struct sched_class *next;//向就绪队列添加一个进程该操作发生在一个进程变成就绪态可运行态的时候。void (*enqueue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);//执行enqueue_task的逆操作在一个进程由运行态转为阻塞的时候就会发生该操作。void (*dequeue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);//进程自愿放弃控制权的时候void (*yield_task) (struct rq *rq);bool (*yield_to_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, bool preempt);void (*check_preempt_curr) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);//挑选下一个可运行的进程发生在进程调度的时候struct task_struct * (*pick_next_task) (struct rq *rq);void (*put_prev_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p);#ifdef CONFIG_SMPint (*select_task_rq)(struct task_struct *p, int sd_flag, int flags);void (*migrate_task_rq)(struct task_struct *p, int next_cpu);void (*pre_schedule) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);void (*post_schedule) (struct rq *this_rq);void (*task_waking) (struct task_struct *task);void (*task_woken) (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//当进程的调度策略发生变化时需要执行此函数void (*set_curr_task) (struct rq *rq);//在每次激活周期调度器时由周期调度器调用void (*task_tick) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int queued);//建立fork系统调用和调度器之间的关联每次新进程建立后就调用该函数通知调度器void (*task_fork) (struct task_struct *p);void (*switched_from) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);void (*switched_to) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);void (*prio_changed) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task,int oldprio);unsigned int (*get_rr_interval) (struct rq *rq,struct task_struct *task);#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHEDvoid (*task_move_group) (struct task_struct *p, int on_rq);
#endif
};4.2.2周期调度器
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周期调度器根据频率自动调用scheduler_tick函数。其主要作用就是根据进程运行时间触发调度在进程遇到资源等待被阻塞也可以显示的调用调度器函数进行调度另外在有内核空间返回到用户空间时会判断当前是否需要调度在进程对应的thread_info结构中有一个flag该flag字段的第二位从0开始作为一个重调度标识TIF_NEED_RESCHED当被设置的时候表明此时有更高优先级的进程需要执行调度。另外目前的内核支持内核抢占功能在适当的时机可以抢占内核的运行。周期性调度器并不直接调度至多设置进程的重调度位TIF_NEED_RESCHED在返回用户空间的时候仍然由主调度器执行调度。
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
}4.2.3主调度器
主调度器是通过schedule()函数来完成进程的选择和切换。
static void __sched __schedule(void)
{struct task_struct *prev, *next;unsigned long *switch_count;struct rq *rq;int cpu;need_resched://禁止内核抢占preempt_disable();cpu smp_processor_id();//获取CPU 的调度队列rq cpu_rq(cpu);rcu_note_context_switch(cpu);//保存当前进程任务prev rq-curr;schedule_debug(prev);if (sched_feat(HRTICK))hrtick_clear(rq);/** Make sure that signal_pending_state()-signal_pending() below* cant be reordered with __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)* done by the caller to avoid the race with signal_wake_up().*/smp_mb__before_spinlock();raw_spin_lock_irq(rq-lock);switch_count prev-nivcsw;/* 当内核态没有被抢占, 并内核抢占有效时即同时满足以下条件1 该进程处于停止状态2 该进程没有在内核态被抢占 */if (prev-state !(preempt_count() PREEMPT_ACTIVE)) {if (unlikely(signal_pending_state(prev-state, prev))) {prev-state TASK_RUNNING;} else {deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP);prev-on_rq 0;/** If a worker went to sleep, notify and ask workqueue* whether it wants to wake up a task to maintain* concurrency.*/if (prev-flags PF_WQ_WORKER) {struct task_struct *to_wakeup;to_wakeup wq_worker_sleeping(prev, cpu);if (to_wakeup)try_to_wake_up_local(to_wakeup);}}switch_count prev-nvcsw;}pre_schedule(rq, prev);if (unlikely(!rq-nr_running))idle_balance(cpu, rq);//通知调度器prev进程将被调度出去put_prev_task(rq, prev);//选择下一个可运行进程next pick_next_task(rq);//清除pre的TIF_NEED_RESCHED标志clear_tsk_need_resched(prev);rq-skip_clock_update 0;//如果next和当前进程不一致时可以调度if (likely(prev ! next)) {rq-nr_switches;//设置当前调度进程为nextrq-curr next;*switch_count;//切换进程上下文context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq *//** The context switch have flipped the stack from under us* and restored the local variables which were saved when* this task called schedule() in the past. prev current* is still correct, but it can be moved to another cpu/rq.*/cpu smp_processor_id();rq cpu_rq(cpu);} elseraw_spin_unlock_irq(rq-lock);post_schedule(rq);sched_preempt_enable_no_resched();if (need_resched())goto need_resched;
}4.2.4上下文切换
上下文切换主要由context_switch函数完成主要做了两件事情切换地址空间、切换寄存器域和栈空间。整个切换过程需要加锁和关中断首先切换的是地址空间mm 和active_mm分别代表调度和被调度的进程的 mm_struct如果mm为空则表明next是内核线程内核线程没有自己独立的地址空间所以其mm为null运行的时候使用prev的active_mm即可。如果非空则是用户进程那么可以直接切换这里调用switch_mm函数进行切换如果prev为内核线程由于其没有独立地址空间所以需要设置其active_mm为null。最后进程切换的部分调用switch_to来切换寄存器域和栈。switch_to是一个宏由汇编代码实现有能力者可深入学习
static inline void
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,struct task_struct *next)
{struct mm_struct *mm, *oldmm;//进程切换准备工作加锁和关中断最后调用finish_task_switchprepare_task_switch(rq, prev, next);mm next-mm;oldmm prev-active_mm;/** For paravirt, this is coupled with an exit in switch_to to* combine the page table reload and the switch backend into* one hypercall.*/arch_start_context_switch(prev);//如果要执行的是内核线程if (!mm) {next-active_mm oldmm;atomic_inc(oldmm-mm_count);enter_lazy_tlb(oldmm, next);} elseswitch_mm(oldmm, mm, next);//如果被调度的是内核线程if (!prev-mm) {prev-active_mm NULL;rq-prev_mm oldmm;}/** Since the runqueue lock will be released by the next* task (which is an invalid locking op but in the case* of the scheduler its an obvious special-case), so we* do an early lockdep release here:*/
#ifndef __ARCH_WANT_UNLOCKED_CTXSWspin_release(rq-lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);
#endifcontext_tracking_task_switch(prev, next);/* Here we just switch the register state and the stack. *///切换寄存器域和栈switch_to(prev, next, prev);barrier();/** this_rq must be evaluated again because prev may have moved* CPUs since it called schedule(), thus the rq on its stack* frame will be invalid.*/finish_task_switch(this_rq(), prev);
