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澳门新葡亰app交互式进程,内核为每一个cpu创建

《奔跑吧linux内核》3.2笔记,不足之处还望大家商量指正

进程调解所运用到的数据结构:

提出阅读博文理解linux cfs调度器

1.就绪队列

  进度大约能够分成交互作用式进度批管理进度实时进度。对于差异的长河选用差别的调治计谋,近些日子Linux内核中私下认可完结了4种调解计谋,分别是deadline、realtime、CFS和idle,分别适用struct sched_class来定义调解类。

水源为每贰个cpu成立二个历程就绪队列,该队列上的历程均由该cpu实行,代码如下(kernel/sched/core.c卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎。

  4种调整类经过next指针串联在一齐,客户空间程序能够利用调治计谋API函数(sched_setscheduler()卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎来设定客商进度的调解计策。

1 DEFINE_PER_CPU_SHARED_ALIGNED(struct rq, runqueues);

标题风流洒脱:请简述对经过调节器的掌握,早起Linux内核调治器(满含O(N)和O(1)卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎调整器是何许做事的?

概念了一个struct rq结构体数组,每一个数组元素是三个伏贴队列,对应二个cpu。下边看下struct rq结构体(kernel/sched/sched.h卡塔 尔(英语:State of Qatar):

  调节器是按自然的不二等秘书技对经过张开调节的生机勃勃种机制,必要为顺序普通进度尽大概公平地分享CPU时间。

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  O(N)调解器发表与1995年,从就绪队列中相比较全体进度的优先级,然后选拔一个参天优先级的历程作为下贰个调渡进程。每三个进程有叁个坚持住时间片,当进程时间片使用完今后,调治器会选用下一个调整进度,当有着进程都运作壹次后再重新分配时间片。这些调解器选用下二个调迈进程前必要遍历整个就绪队列,成本O(N)时间。

  1 struct rq {
  2     /* runqueue lock: */
  3     raw_spinlock_t lock;
  4 
  5     /*
  6      * nr_running and cpu_load should be in the same cacheline because
  7      * remote CPUs use both these fields when doing load calculation.
  8      */
  9     unsigned int nr_running;
 10 #ifdef CONFIG_NUMA_BALANCING
 11     unsigned int nr_numa_running;
 12     unsigned int nr_preferred_running;
 13 #endif
 14     #define CPU_LOAD_IDX_MAX 5
 15     unsigned long cpu_load[CPU_LOAD_IDX_MAX];
 16     unsigned long last_load_update_tick;
 17 #ifdef CONFIG_NO_HZ_COMMON
 18     u64 nohz_stamp;
 19     unsigned long nohz_flags;
 20 #endif
 21 #ifdef CONFIG_NO_HZ_FULL
 22     unsigned long last_sched_tick;
 23 #endif
 24     int skip_clock_update;
 25 
 26     /* capture load from *all* tasks on this cpu: */
 27     struct load_weight load;
 28     unsigned long nr_load_updates;
 29     u64 nr_switches;
 30 
 31     struct cfs_rq cfs;
 32     struct rt_rq rt;
 33     struct dl_rq dl;
 34 
 35 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
 36     /* list of leaf cfs_rq on this cpu: */
 37     struct list_head leaf_cfs_rq_list;
 38 
 39     struct sched_avg avg;
 40 #endif /* CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED */
 41 
 42     /*
 43      * This is part of a global counter where only the total sum
 44      * over all CPUs matters. A task can increase this counter on
 45      * one CPU and if it got migrated afterwards it may decrease
 46      * it on another CPU. Always updated under the runqueue lock:
 47      */
 48     unsigned long nr_uninterruptible;
 49 
 50     struct task_struct *curr, *idle, *stop;
 51     unsigned long next_balance;
 52     struct mm_struct *prev_mm;
 53 
 54     u64 clock;
 55     u64 clock_task;
 56 
 57     atomic_t nr_iowait;
 58 
 59 #ifdef CONFIG_SMP
 60     struct root_domain *rd;
 61     struct sched_domain *sd;
 62 
 63     unsigned long cpu_capacity;
 64 
 65     unsigned char idle_balance;
 66     /* For active balancing */
 67     int post_schedule;
 68     int active_balance;
 69     int push_cpu;
 70     struct cpu_stop_work active_balance_work;
 71     /* cpu of this runqueue: */
 72     int cpu;
 73     int online;
 74 
 75     struct list_head cfs_tasks;
 76 
 77     u64 rt_avg;
 78     u64 age_stamp;
 79     u64 idle_stamp;
 80     u64 avg_idle;
 81 
 82     /* This is used to determine avg_idle's max value */
 83     u64 max_idle_balance_cost;
 84 #endif
 85 
 86 #ifdef CONFIG_IRQ_TIME_ACCOUNTING
 87     u64 prev_irq_time;
 88 #endif
 89 #ifdef CONFIG_PARAVIRT
 90     u64 prev_steal_time;
 91 #endif
 92 #ifdef CONFIG_PARAVIRT_TIME_ACCOUNTING
 93     u64 prev_steal_time_rq;
 94 #endif
 95 
 96     /* calc_load related fields */
 97     unsigned long calc_load_update;
 98     long calc_load_active;
 99 
100 #ifdef CONFIG_SCHED_HRTICK
101 #ifdef CONFIG_SMP
102     int hrtick_csd_pending;
103     struct call_single_data hrtick_csd;
104 #endif
105     struct hrtimer hrtick_timer;
106 #endif
107 
108 #ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
109     /* latency stats */
110     struct sched_info rq_sched_info;
111     unsigned long long rq_cpu_time;
112     /* could above be rq->cfs_rq.exec_clock + rq->rt_rq.rt_runtime ? */
113 
114     /* sys_sched_yield() stats */
115     unsigned int yld_count;
116 
117     /* schedule() stats */
118     unsigned int sched_count;
119     unsigned int sched_goidle;
120 
121     /* try_to_wake_up() stats */
122     unsigned int ttwu_count;
123     unsigned int ttwu_local;
124 #endif
125 
126 #ifdef CONFIG_SMP
127     struct llist_head wake_list;
128 #endif
129 };

  O(1)调解器用于Linux2.6.23内核以前,它为每一个CPU维护风流罗曼蒂克组经过优先级队列,种种优先级叁个队列,那样在增选下四个进度时,只要查询优先级队列相应的位图就能够以知道道哪个队列中有就绪进程,查询时间常数为O(1)。

struct rq

难题二:请简述进度优先级、nice和权重之间的涉嫌。

该结构体是当地cpu全部进度组成的服服帖帖队列,在linux内核中,进度被分成普通进程和实时进程,那三种进度的调节战术是例外的,因此在31-32行能够观望rq结构体中又内嵌了struct cfs_rq cfs和struct rt_rq rt七个子就绪队列,分别来组织普通进程和实时进度(普通进度将使用完全公平级调动度攻略cfs,而实时进程将应用实时调整计策卡塔尔国,第33行struct dl_rq dl调整空闲进度,暂时不商量。所以,假如大家斟酌的是平常进程的调节,须要关切的正是struct cfs_rq cfs队列;假使商讨的是实时过程,就只关注struct rt_rq rt队列。

  内核使用0~139的数值表示经过的优先级,数值越低优先级越高。优先级0~99给实时进程使用,100~139给日常进度使用。在客商空间由叁个观念的变量nice值映射到日常进度的优先级(100~139)。

1.1日常进度的就绪队列struct cfs_rq(kernel/sched/sched.h)

  nice值从-20~19,进程私下认可的nice值为0。那能够领略为三十八个等第,nice值越高,则优先级越低,反之亦然。(nice每变化1,则对应的经过拿到CPU的时光就改成十分一卡塔尔。

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  权重信息即为调节实体的权重,为了计算方便,内核约定nice值为0的权重值为1024,其余的nice值对应相应的权重值能够通过查表的法子来获得,表即为prio_to_weight。

 1 /* CFS-related fields in a runqueue */
 2 struct cfs_rq {
 3     struct load_weight load;
 4     unsigned int nr_running, h_nr_running;
 5 
 6     u64 exec_clock;
 7     u64 min_vruntime;
 8 #ifndef CONFIG_64BIT
 9     u64 min_vruntime_copy;
10 #endif
11 
12     struct rb_root tasks_timeline;
13     struct rb_node *rb_leftmost;
14 
15     /*
16      * 'curr' points to currently running entity on this cfs_rq.
17      * It is set to NULL otherwise (i.e when none are currently running).
18      */
19     struct sched_entity *curr, *next, *last, *skip;
20 
21 #ifdef    CONFIG_SCHED_DEBUG
22     unsigned int nr_spread_over;
23 #endif
24 
25 #ifdef CONFIG_SMP
26     /*
27      * CFS Load tracking
28      * Under CFS, load is tracked on a per-entity basis and aggregated up.
29      * This allows for the description of both thread and group usage (in
30      * the FAIR_GROUP_SCHED case).
31      */
32     unsigned long runnable_load_avg, blocked_load_avg;
33     atomic64_t decay_counter;
34     u64 last_decay;
35     atomic_long_t removed_load;
36 
37 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
38     /* Required to track per-cpu representation of a task_group */
39     u32 tg_runnable_contrib;
40     unsigned long tg_load_contrib;
41 
42     /*
43      *   h_load = weight * f(tg)
44      *
45      * Where f(tg) is the recursive weight fraction assigned to
46      * this group.
47      */
48     unsigned long h_load;
49     u64 last_h_load_update;
50     struct sched_entity *h_load_next;
51 #endif /* CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED */
52 #endif /* CONFIG_SMP */
53 
54 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
55     struct rq *rq;    /* cpu runqueue to which this cfs_rq is attached */
56 
57     /*
58      * leaf cfs_rqs are those that hold tasks (lowest schedulable entity in
59      * a hierarchy). Non-leaf lrqs hold other higher schedulable entities
60      * (like users, containers etc.)
61      *
62      * leaf_cfs_rq_list ties together list of leaf cfs_rq's in a cpu. This
63      * list is used during load balance.
64      */
65     int on_list;
66     struct list_head leaf_cfs_rq_list;
67     struct task_group *tg;    /* group that "owns" this runqueue */
68 
69 #ifdef CONFIG_CFS_BANDWIDTH
70     int runtime_enabled;
71     u64 runtime_expires;
72     s64 runtime_remaining;
73 
74     u64 throttled_clock, throttled_clock_task;
75     u64 throttled_clock_task_time;
76     int throttled, throttle_count;
77     struct list_head throttled_list;
78 #endif /* CONFIG_CFS_BANDWIDTH */
79 #endif /* CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED */
80 };

标题三:请简述CFS调治器是怎么着行事的。

struct cfs_rq

  CFS调节器扬弃在此之前固定时期片和定点调节周期的算法,接纳进程权重值的比重来量化和计量实际运营时刻。引入设想时钟的概念,每一种进程的假造时间是实际上运维时刻相对nice值为0的权重的比例值。进程依据分级分化的速率比在大意石英钟节拍内提升。nice值小的进度,优先级高且权重大,其伪造石英钟比实际时钟跑得慢,不过可以收获超多的周转时刻;反之,nice值大的经过,优先级低,权重也低,其假造时钟比实际石英钟跑得快,获得比非常少的运作时刻。CFS调节器总是接受虚构石英钟跑得慢的进度,肖似几个雨后冬笋手动变速箱,nice值为0的经过是标准化齿轮,其余各样进程在不一致变速比下相互作用竞逐,进而到达公正正义。

cfs_rq就绪队列是以红黑树的花样来协会调节实体。第12行tasks_timeline成员就是红黑树的树根。第13行rb_leftmost指向了红黑树最侧边的左孩子(下二个可调解的实业卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎。第19行curr指向当下正运维的实体,next指向将被唤醒的进程,last指向唤醒next进度的进度,next和last用法后面会提到。第55行rq指向了该cfs_rq就绪队列所属的rq队列。

难点四:CFS调解器中的vruntime是何等计算的?

1.2实时进度的就绪队列struct rt_rq(kernel/sched/sched.h)

  vruntime=(delta_exec*nice_0_weight)/weight。其中,delta_exec为实际运作时刻,nice_0_weight为nice为0的权重值,weight表示该进度的权重值。在update_curr()函数中,完结了该值的推测,那个时候,为了总计高效,将总括形式成为了乘法和活动vruntime=(delta_exec*nice_0_weight*inv_weight)>>shift,其中inv_weight=2^32/weight,是先行总括好寄存在prio_to_wmult中的。

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难题五:vruntime是几时更新的?

 1 /* Real-Time classes' related field in a runqueue: */
 2 struct rt_rq {
 3     struct rt_prio_array active;
 4     unsigned int rt_nr_running;
 5 #if defined CONFIG_SMP || defined CONFIG_RT_GROUP_SCHED
 6     struct {
 7         int curr; /* highest queued rt task prio */
 8 #ifdef CONFIG_SMP
 9         int next; /* next highest */
10 #endif
11     } highest_prio;
12 #endif
13 #ifdef CONFIG_SMP
14     unsigned long rt_nr_migratory;
15     unsigned long rt_nr_total;
16     int overloaded;
17     struct plist_head pushable_tasks;
18 #endif
19     int rt_queued;
20 
21     int rt_throttled;
22     u64 rt_time;
23     u64 rt_runtime;
24     /* Nests inside the rq lock: */
25     raw_spinlock_t rt_runtime_lock;
26 
27 #ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED
28     unsigned long rt_nr_boosted;
29 
30     struct rq *rq;
31     struct task_group *tg;
32 #endif
33 };

  创建新进程,参与就绪队列,调解tick等都会更新当前vruntime值。

struct rt_rq

主题材料六:CFS调节器中的min_vruntime有啥样功能?

2.调治实体(include/linux/sched.h卡塔尔国

  min_vruntime在CFS就绪队列数据结构中,单步依次增加,用于跟踪该就绪队列红黑树中细小的vruntime。

2.1不足为道进度的调整实体sched_entity

主题素材七:CFS调治器对新成立的经过和刚唤醒的经过有什么照管?

 1 struct sched_entity {
 2     struct load_weight    load;        /* for load-balancing */
 3     struct rb_node        run_node;
 4     struct list_head    group_node;
 5     unsigned int        on_rq;
 6 
 7     u64            exec_start;
 8     u64            sum_exec_runtime;
 9     u64            vruntime;
10     u64            prev_sum_exec_runtime;
11 
12     u64            nr_migrations;
13 
14 #ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
15     struct sched_statistics statistics;
16 #endif
17 
18 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
19     int            depth;
20     struct sched_entity    *parent;
21     /* rq on which this entity is (to be) queued: */
22     struct cfs_rq        *cfs_rq;
23     /* rq "owned" by this entity/group: */
24     struct cfs_rq        *my_q;
25 #endif
26 
27 #ifdef CONFIG_SMP
28     /* Per-entity load-tracking */
29     struct sched_avg    avg;
30 #endif
31 };

  对于睡眠进度,其vruntime在睡觉时期不抓实,在提醒后假设还用原本的vruntime值,会进展报复性满载运营,所以要改善vruntime,具体在enqueue_entity()函数中,总结公式为vruntime+=min_vruntime,vruntime=MAX(vruntime, min_vruntime-sysctl_sched_lantency/2)。

各样进程描述符中均富含贰个该结构体变量,内核使用该结构体来将普通进度组织到利用完全公平级调动度计策的就绪队列中(struct rq中的cfs队列中,上边提到过卡塔尔国,该结构体有多少个作用,一是带有有经过调整的新闻(举个例子进度的运作时刻,睡眠时间等等,调解程序参谋那几个音讯决定是或不是调解进度卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,二是应用该结构体来协会过程,第3行的struct rb_node类型结构体变量run_node是红黑树节点,因而struct sched_entity调解实体将被协会成红黑树的情势,同时期表日常进程也被集团成红黑树的花样。第18-25行是和组调解有关的成员,必要开启组调治。第20行parent看名就会猜到其意义指向了日前实体的上一级实体,前边再介绍。第22行的cfs_rq指向了该调解实体所在的服性格很顽强在荆棘载途或巨大压力面前不屈帖帖队列。第24行my_q指向了本实体具有的服性格很顽强在荆棘塞途或巨大压力面前不屈帖帖队列(调治组卡塔尔国,该调节组(满含组员实体卡塔 尔(英语:State of Qatar)归属下一个等第,和本实体不在同三个等第,该调整组中颇有成员实体的parent域指向了本实体,那就表达了上边的parent,别的,第19行depth代表了此行列(调节组卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎的深浅,各样调治组都比其parent调治组深度大1。内核依赖my_q域达成组调解。

  对于新创造的进程,供给丰富一个调治周期的虚拟是时间(sched_vslice())。首先在task_fork_fair()函数中,place_entity()扩展了调治周期的虚构时间,也正是查办,se->vruntime=sched_vslice()。接着新进程在拉长到就绪队列时,wake_up_new_task()->activate_task()->enqueue_entity()函数里,se->vruntime+=cfs_rq->min_vruntime。

2.2实时进度的调解实体 sched_rt_entity

难题八:怎么样总结普通进度的平分负载load_avg_contrib?runnable_avg_sum和runnable_avg_period分别代表了什么样意义?

 1 struct sched_rt_entity {
 2     struct list_head run_list;
 3     unsigned long timeout;
 4     unsigned long watchdog_stamp;
 5     unsigned int time_slice;
 6 
 7     struct sched_rt_entity *back;
 8 #ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED
 9     struct sched_rt_entity    *parent;
10     /* rq on which this entity is (to be) queued: */
11     struct rt_rq        *rt_rq;
12     /* rq "owned" by this entity/group: */
13     struct rt_rq        *my_q;
14 #endif
15 };

  load_avg_contrib=runnable_avg_sum*weight/runnable_avg_period。

该结构体和上个结构体是临近的,只可是用来公司实时进程,实时进程被公司到struct rq中的rt队列中,上边有提到。每一个进程描述符中也包罗二个该结构体。该结构体中绝非满含struct rb_node类型结构体变量,而在第1行现身了struct list_head类型结构体变量run_list,因而可以看出实时进度的妥帖队列是双向链表格局,实际不是红黑数的格局。

  runnable_avg_sum为调节实体的可运维意况下总衰减累积时间。

3.调度类(kernel/sched/sched.h)

  runnable_avg_period记录的是上二遍创新时的总周期数(一个周期是1024us卡塔尔,即调节实体在调节器中的总衰减累计时间。

 1 struct sched_class {
 2     const struct sched_class *next;
 3 
 4     void (*enqueue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);
 5     void (*dequeue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);
 6     void (*yield_task) (struct rq *rq);
 7     bool (*yield_to_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, bool preempt);
 8 
 9     void (*check_preempt_curr) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);
10 
11     /*
12      * It is the responsibility of the pick_next_task() method that will
13      * return the next task to call put_prev_task() on the @prev task or
14      * something equivalent.
15      *
16      * May return RETRY_TASK when it finds a higher prio class has runnable
17      * tasks.
18      */
19     struct task_struct * (*pick_next_task) (struct rq *rq,
20                         struct task_struct *prev);
21     void (*put_prev_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
22 
23 #ifdef CONFIG_SMP
24     int  (*select_task_rq)(struct task_struct *p, int task_cpu, int sd_flag, int flags);
25     void (*migrate_task_rq)(struct task_struct *p, int next_cpu);
26 
27     void (*post_schedule) (struct rq *this_rq);
28     void (*task_waking) (struct task_struct *task);
29     void (*task_woken) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);
30 
31     void (*set_cpus_allowed)(struct task_struct *p,
32                  const struct cpumask *newmask);
33 
34     void (*rq_online)(struct rq *rq);
35     void (*rq_offline)(struct rq *rq);
36 #endif
37 
38     void (*set_curr_task) (struct rq *rq);
39     void (*task_tick) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int queued);
40     void (*task_fork) (struct task_struct *p);
41     void (*task_dead) (struct task_struct *p);
42 
43     void (*switched_from) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);
44     void (*switched_to) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);
45     void (*prio_changed) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task,
46                  int oldprio);
47 
48     unsigned int (*get_rr_interval) (struct rq *rq,
49                      struct task_struct *task);
50 
51 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
52     void (*task_move_group) (struct task_struct *p, int on_rq);
53 #endif
54 };

  runnable_avg_sum越接近runnable_avg_period,则平均负载越大,表示该调治实体平昔在挤占CPU。

根本表明了八个调节类sched_class的构造体类型,用来促成不相同的调治计策,能够看看该结构体成员都以函数指针,这个指针指向的函数正是调节战略的具体落实,全数和经过调整有关的函数都一贯或然直接调用了那几个成员函数,来促成进度调治。别的,每个进程描述符中都包罗三个针对性该组织体类型的指针sched_class,指向了所利用的调节类。下边大家看下完全公平级调动度计策类的概念和早先化(kernel/sched/fair.c卡塔尔。

标题九:内核代码中定义了多少个表,请分别说出它们的含义,比如prio_to_weight、prio_to_wmult、runnable_avg_yN_inv、runnable_avg_yN_sum。

1 const struct sched_class fair_sched_class;

  prio_to_weight表记录的是nice值对应的权重值。

概念了八个大局的调治计策变量。初步化如下:

  prio_to_wmult表记录的是nice值对应的权重值倒转后的值inv_weight=2^32/weight。

 1 const struct sched_class fair_sched_class = {
 2     .next            = &idle_sched_class,
 3     .enqueue_task        = enqueue_task_fair,
 4     .dequeue_task        = dequeue_task_fair,
 5     .yield_task        = yield_task_fair,
 6     .yield_to_task        = yield_to_task_fair,
 7 
 8     .check_preempt_curr    = check_preempt_wakeup,
 9 
10     .pick_next_task        = pick_next_task_fair,
11     .put_prev_task        = put_prev_task_fair,
12 
13 #ifdef CONFIG_SMP
14     .select_task_rq        = select_task_rq_fair,
15     .migrate_task_rq    = migrate_task_rq_fair,
16 
17     .rq_online        = rq_online_fair,
18     .rq_offline        = rq_offline_fair,
19 
20     .task_waking        = task_waking_fair,
21 #endif
22 
23     .set_curr_task          = set_curr_task_fair,
24     .task_tick        = task_tick_fair,
25     .task_fork        = task_fork_fair,
26 
27     .prio_changed        = prio_changed_fair,
28     .switched_from        = switched_from_fair,
29     .switched_to        = switched_to_fair,
30 
31     .get_rr_interval    = get_rr_interval_fair,
32 
33 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
34     .task_move_group    = task_move_group_fair,
35 #endif
36 };

  runnable_avg_yN_inv表是为了防止CPU做浮点计算,提前计算了公式2^32*实则衰减因子(第32ms约为0.5卡塔尔的值,有33个下标,对应过去0~32ms的负载进献的衰减因子。

可以看看该结构体变量中等学园函授数成员相当多,它们贯彻了区别的成效,待会用届期大家再做剖判。

  runnable_avg_yN_sum表为1024*(y+y^2+…+y^n卡塔尔,y为实在衰减因子,n取1~32。(实际衰减因子下图所示卡塔尔

4.经过描述符task_struct(include/linux/sched.h)

澳门新葡亰官网APP 7图 实际衰减因子

 1 struct task_struct {
 2     volatile long state;    /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
 3     .....
 4     int on_rq;
 5 
 6     int prio, static_prio, normal_prio;
 7     unsigned int rt_priority;
 8     const struct sched_class *sched_class;
 9     struct sched_entity se;
10     struct sched_rt_entity rt;
11 #ifdef CONFIG_CGROUP_SCHED
12     struct task_group *sched_task_group;
13 #endif
14     struct sched_dl_entity dl;
15     .....
16     .....
17     unsigned int policy;
18     .....
19     .....
20     struct sched_info sched_info;
21     .....
22     .....
23 };

主题素材十:如若一个平淡无奇进度在就绪队列里等待了不短日子才被调整,那么它的平分负载该怎么总结?

只列出了和进度调治有关的积极分子。第6行多少个变量代表了日常进度的多个优先级,第7行的变量代表了实时进度的预先级。关于进度优先级的定义,大家能够看看《深远领悟linux内核架构》那本书的经过管理章节。第8-10行正是我们下面提到的那二个结构体在经过描述符中的概念。第17行的policy代表了近来经过的调节计谋,内核给出了宏定义,它可以在此些宏中取值,关于详细的授课依旧去看《深切明白linux内核架构》那本书的历程管理一些。policy取了怎样值,sched_class也应有取相应的调整类指针。

   二个进程等待十分短日子今后(过了无数个period卡塔尔国,原来的runnable_avg_sum和runable_ave_period值衰减后或然产生0,相当于事先的总计值被清0。

过程调迈进程深入分析:

进度调迈进度分成两部分,一是对经过音信实行改换,主若是改善和调解相关的音信,比如进度的周转时刻,睡眠时间,进度的动静,cpu的负荷等等,二是进度的切换。和经过调整相关的富有函数中,唯有schedule函数是用来进展进度切换的,别的函数都以用来校勘革程的调节音信。schedule函数我们在后面包车型大巴博文中早已索求过了,这里不再深入分析。对于别的函数,大家将依照其作用,逐类来解析。

1.scheduler_tick(kernel/sched/core.c )

 1 void scheduler_tick(void)
 2 {
 3     int cpu = smp_processor_id();
 4     struct rq *rq = cpu_rq(cpu);
 5     struct task_struct *curr = rq->curr;
 6 
 7     sched_clock_tick();
 8 
 9     raw_spin_lock(&rq->lock);
10     update_rq_clock(rq);
11     curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0);
12     update_cpu_load_active(rq);
13     raw_spin_unlock(&rq->lock);
14 
15     perf_event_task_tick();
16 
17 #ifdef CONFIG_SMP
18     rq->idle_balance = idle_cpu(cpu);
19     trigger_load_balance(rq);
20 #endif
21     rq_last_tick_reset(rq);
22 }

该函数被机械钟中断管理程序调用,将近来cpu的负荷处境记载到运维队列struct rq的一点成员中,并更新当前经过的时间片。第3行取伏贴前的cpu号,第4行拿到当前cpu的妥贴队列(每种cpu有叁个卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎rq,第5行从就绪队列中获取当前运作进度的描述符,第10行更新就绪队列中的clock和clock_task成员值,代表当前的时光,日常我们会用到clock_task。第11行步入当前历程的调治类的task_tick函数中,更新当前进程的日子片,分化调治类的该函数达成差别,待会大家分析下完全公平调治类的该函数。第12行更新就绪队列的cpu负载音信。第18行判定当前cpu是还是不是是空闲的,是的话idle_cpu重临1,不然再次回到0。第19行挂起SCHED_SOFTI凯雷德Q软中断函数,去做周期性的负载平衡操作。第21行将前卫的石英手表滴答数jiffies存入就绪队列的last_sched_tick域中。再来看下task_tick_fair函数(kernel/sched/fair.c):

 1 static void task_tick_fair(struct rq *rq, struct task_struct *curr, int queued)
 2 {
 3     struct cfs_rq *cfs_rq;
 4     struct sched_entity *se = &curr->se;
 5 
 6     for_each_sched_entity(se) {
 7         cfs_rq = cfs_rq_of(se);
 8         entity_tick(cfs_rq, se, queued);
 9     }
10 
11     if (numabalancing_enabled)
12         task_tick_numa(rq, curr);
13 
14     update_rq_runnable_avg(rq, 1);
15 }

倘诺某些进度的调节类应用完全公平调节类的话,那么上个函数scheduler_tick第11行所施行的task_tick函数指针,就针对了本函数。能够回头看看完全公平级调动度对象的开端化,第24行的赋值语句.task_tick

task_tick_fair。回到本函数,第4行取伏贴前进程的普通调整实体,将指针存放到se中,第6-8行遍历当前调节实体的上超级实体,以致上上一流实体,依此类推,然后在entity_tick函数中更新调整实体的运作时刻等音信。在这里间用循环来遍历的从头至尾的经过是当打开了组调解后,调治实体的parent域就存款和储蓄了它的上顶级节点,该实体和它parent指向的实体不是同拔尖别,由此使用循环就把从当下品级(组卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎到最顶层的等第遍历完了;假使未选择组辅助,则循环只实行二遍,仅对最近调解实体进行更新。上边看下entity_tick的代码(kernel/sched/fair.c):

 1 static void
 2 entity_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr, int queued)
 3 {
 4     /*
 5      * Update run-time statistics of the 'current'.
 6      */
 7     update_curr(cfs_rq);
 8 
 9     /*
10      * Ensure that runnable average is periodically updated.
11      */
12     update_entity_load_avg(curr, 1);
13     update_cfs_rq_blocked_load(cfs_rq, 1);
14     update_cfs_shares(cfs_rq);
15 
16 #ifdef CONFIG_SCHED_HRTICK
17     /*
18      * queued ticks are scheduled to match the slice, so don't bother
19      * validating it and just reschedule.
20      */
21     if (queued) {
22         resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);
23         return;
24     }
25     /*
26      * don't let the period tick interfere with the hrtick preemption
27      */
28     if (!sched_feat(DOUBLE_TICK) &&
29             hrtimer_active(&rq_of(cfs_rq)->hrtick_timer))
30         return;
31 #endif
32 
33     if (cfs_rq->nr_running > 1)
34         check_preempt_tick(cfs_rq, curr);
35 }

在该函数中对调整实体(进程卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎的运营时刻等消息实行翻新。第7行update_curr函数对方今经过的运作时刻开展翻新,随后解析。 第21行即使传进来的参数queued不为0的话,当前进程会被白白设置双重调整标记(允许被吞并了卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎。第33-34行假设当前cfs_rq队列等待调解的进度数量当先1,那么就实践check_preempt_tick函数检查当前历程的时间片是或不是用完,用完的话就必要调节其余进程来运行(具体来讲,借使当前路程“真实时间片”用完,该函数给当下经过设置need_澳门新葡亰官网APP,resched标记,然后schedule程序就足以另行在就绪队列中调治新的历程卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,上边深入分析update_curr函数(kernel/sched/fair.c):

 1 static void update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq)
 2 {
 3     struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr;
 4     u64 now = rq_clock_task(rq_of(cfs_rq));
 5     u64 delta_exec;
 6 
 7     if (unlikely(!curr))
 8         return;
 9 
10     delta_exec = now - curr->exec_start;
11     if (unlikely((s64)delta_exec <= 0))
12         return;
13 
14     curr->exec_start = now;
15 
16     schedstat_set(curr->statistics.exec_max,
17               max(delta_exec, curr->statistics.exec_max));
18 
19     curr->sum_exec_runtime += delta_exec;
20     schedstat_add(cfs_rq, exec_clock, delta_exec);
21 
22     curr->vruntime += calc_delta_fair(delta_exec, curr);
23     update_min_vruntime(cfs_rq);
24 
25     if (entity_is_task(curr)) {
26         struct task_struct *curtask = task_of(curr);
27 
28         trace_sched_stat_runtime(curtask, delta_exec, curr->vruntime);
29         cpuacct_charge(curtask, delta_exec);
30         account_group_exec_runtime(curtask, delta_exec);
31     }
32 
33     account_cfs_rq_runtime(cfs_rq, delta_exec);
34 } 

该函数是修正进程运转时刻最基本的四个函数。第3行取妥帖前的调治实体,第4行从就绪队列rq的clock_task成员中拿走当前时刻,存入now中,该成员大家在scheduler_tick函数中涉嫌过。第10行用当下时间减去进程在上次石英表中断tick中的开首时间拿到进度运转的光阴间隔,存入delta_exec中。第14行业前时间又产生进度新的开头时间。第19行将经过运维的小时间隔delta_exec累计到调节实体的sum_exec_runtime成员中,该成员表示经过到近年来截至运转了多久。第20行将经过运营的年华间距delta_exec也增加到公平级调动度就绪队列cfs_rq的exec_clock成员中。第22行calc_delta_fair函数非常重大,它将经过推行的诚实运营时刻调换来设想运转时刻,然后加上到调解实体的vruntime域中,进程的杜撰时间超重大,完全公平级调动度计策正是依赖该时间展开调解。关于进度的下马看花时间和编造时间的定义,以至它们之间的调换算法,文章的末尾会波及,详细的始末大家能够看看《深切精通linux内核架构》的进度管理章节。第23行更新cfs_rq队列中的最小设想运维时刻min_vruntime,该时间是就绪队列中全数进程包蕴前段时间经过的已运行的细微设想时间,只好单调依次增加,待会大家解析update_min_vruntime函数,该函数相比根本。第25-30行,假设调节单位是经过的话(不是组卡塔尔,会更新进度描述符中的运作时刻。第33行更新cfs_rq队列的多余运营时刻,并酌量出希望运维时刻,须求的话能够对进程重新调治。上面大家先深入分析update_min_vruntime函数,然后深入分析calc_delta_fair函数(kernel/sched/fair.c):

 1 static void update_min_vruntime(struct cfs_rq *cfs_rq)
 2 {
 3     u64 vruntime = cfs_rq->min_vruntime;
 4 
 5     if (cfs_rq->curr)
 6         vruntime = cfs_rq->curr->vruntime;
 7 
 8     if (cfs_rq->rb_leftmost) {
 9         struct sched_entity *se = rb_entry(cfs_rq->rb_leftmost,
10                            struct sched_entity,
11                            run_node);
12 
13         if (!cfs_rq->curr)
14             vruntime = se->vruntime;
15         else
16             vruntime = min_vruntime(vruntime, se->vruntime);
17     }
18 
19     /* ensure we never gain time by being placed backwards. */
20     cfs_rq->min_vruntime = max_vruntime(cfs_rq->min_vruntime, vruntime);
21 #ifndef CONFIG_64BIT
22     smp_wmb();
23     cfs_rq->min_vruntime_copy = cfs_rq->min_vruntime;
24 #endif
25 } 

每个cfs_rq队列均有三个min_vruntime成员,装的是就绪队列中全体进程富含最近进程已运营的设想时间中型小型小的的不胜时刻。本函数来更新那些日子。第5-6行假若当前有进程正在实践,将日前历程已运维的虚构时间保存在vruntime变量中。第8-17行即使就绪队列中有下一个要被调整的历程(由rb_leftmost指针指向卡塔 尔(英语:State of Qatar),则步向if体,第13-16行从脚下进度和下个被调迈进度中,接收最小的已运营虚构时间,保存到vruntime中。第20行从近年来队列的min_vruntime域和vruntime变量中,选最大的保留到行列的min_vruntime域中,完毕换代。其实第13-17行是最首要的,保障了队列的min_vruntime域中寄放的是就绪队列中型Mini小的的伪造运维时刻,而第20行的意义只是是确定保障min_vruntime域中的值单调递增,未有别的含义了。队列中的min_vruntime成员极其重大,用于在上床进度被提示后以至新进程被成立好时,举行杜撰时间补偿也许惩罚,前面会深入分析到。

1 static inline u64 calc_delta_fair(u64 delta, struct sched_entity *se)
2 {
3     if (unlikely(se->load.weight != NICE_0_LOAD))
4         delta = __calc_delta(delta, NICE_0_LOAD, &se->load);
5 
6     return delta;
7 } 

第3行推断当前历程nice值是还是不是为0,假使是的话,直接再次回到真实运转时刻delta(nice0品级的经超过实际际运转时刻和虚构运维时刻值拾壹分卡塔 尔(英语:State of Qatar);若是或不是的话,第4行将忠实时间转换到虚构时间。上面大家深入分析__calc_delta函数(kernel/sched/fair.c):

 1 static u64 __calc_delta(u64 delta_exec, unsigned long weight, struct load_weight *lw)
 2 {
 3     u64 fact = scale_load_down(weight);
 4     int shift = WMULT_SHIFT;
 5 
 6     __update_inv_weight(lw);
 7 
 8     if (unlikely(fact >> 32)) {
 9         while (fact >> 32) {
10             fact >>= 1;
11             shift--;
12         }
13     }
14 
15     /* hint to use a 32x32->64 mul */
16     fact = (u64)(u32)fact * lw->inv_weight;
17 
18     while (fact >> 32) {
19         fact >>= 1;
20         shift--;
21     }
22 
23     return mul_u64_u32_shr(delta_exec, fact, shift);
24 }

该函数实践了两种算法:要么是delta_exec * weight / lw.weight,要么是(delta_exec * (weight * lw->inv_weight)) >> WMULT_SHIFT。计算的结果正是改换后的设想时间。至此,scheduler_tick函数大概就解析完了,当然还会有黄金年代对细节尚未分析到,进程调整那块极其混乱,要想把具备函数解析完特别耗时和生机,今后假设言之有序到的话,再稳步补充。scheduler_tick函数重要更新进度的运维时刻,满含物理时间和设想时间。

2.经过优先级设置的函数,进程的优先级和调节关系密切,通过上边剖判能够看见,计算进度的虚构运营时刻要用到优先级,优先级决定进程权重,权重决定进度虚构时间的充实速度,最后决定进程可运维时刻的长短。权重越大的历程能够实行的光阴越长。从effective_prio函数初阶(kernel/sched/core.c卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎:

 1 static int effective_prio(struct task_struct *p)
 2 {
 3     p->normal_prio = normal_prio(p);
 4     /*
 5      * If we are RT tasks or we were boosted to RT priority,
 6      * keep the priority unchanged. Otherwise, update priority
 7      * to the normal priority:
 8      */
 9     if (!rt_prio(p->prio))
10         return p->normal_prio;
11     return p->prio;
12 }

该函数在经过成立时要么在客商的nice系统调用中都会被调用到,来设置进程的位移优先级(进程的两种优先级:活动优先级prio,静态优先级static_prio,普通优先级normal_prio卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,该函数设计的有早晚本领性,函数的再次回到值是用来安装进度的移动优先级,不过在函数体中也把进程的通常优先级设置了。第3行设置进程的常常优先级,随后分析normal_prio函数。第9-11行,通过进度的位移优先级能够看清出该进度是还是不是实时进程,假使是实时进程,则施行11行,重返p->prio,实时进度的运动优先级不改变。不然再次回到p->normal_prio,那表达普通进度的运动优先级等于它的平凡优先级。下边我们看看normal_prio函数(kernel/sched/core.c):

 1 static inline int normal_prio(struct task_struct *p)
 2 {
 3     int prio;
 4 
 5     if (task_has_dl_policy(p))
 6         prio = MAX_DL_PRIO-1;
 7     else if (task_has_rt_policy(p))
 8         prio = MAX_RT_PRIO-1 - p->rt_priority;
 9     else
10         prio = __normal_prio(p);
11     return prio;
12 }

该函数用来安装进程的平时优先级。第5行推断当前进程是否悠闲进度,是的话设置进程的日常优先级为-1(-1是悠闲进度的优先级卡塔 尔(英语:State of Qatar),不然的话第7行推断进度是否实时过程,是的话设置实时进程的平凡优先级为0-99(数字越小优先级越高),能够见到那块减去了p->rt_priority,比较奇异,那是因为实时经过描述符的rt_priority成员中开始时期贮存了它本身的优先级(数字也是0-99,但在这里边数字越大,优先级越高卡塔尔国,因而往p->prio中倒换的时候,必要管理一下,MAX_RT_PRIO值为100,因此MAX_RT_PWranglerIO-1-(0,99卡塔 尔(英语:State of Qatar)就倒换到了(99,0卡塔尔国,那无非是个小技术。纵然当前路程亦非实时进度(表达是惯常进程喽卡塔 尔(英语:State of Qatar),则第10行将经过的静态优先级存入prio中,然后回到(也正是说普通进程的平凡优先级等于其静态优先级卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎。

小结下,总共有三种进度:空闲进度,实时进程,普通进度;每个进程都富含二种优先级:活动优先级,普通优先级,静态优先级。空闲进度的家常优先级永恒-1,实时进程的常备优先级是基于p->rt_priority设定的(0-99卡塔尔国,普通进度的普通优先级是依赖其静态优先级设定的(100-139卡塔尔国。

3.进度权重设置的函数,上面大家关系,进度的预先级决定进度的权重。权重进而决定进度运维时刻的长短。大家先解析和权重相关的数据结构。

struct load_weight(include/linux/sched.h)

1 struct load_weight {
2     unsigned long weight;
3     u32 inv_weight;
4 };

澳门新葡亰app,种种进度描述符,调解实体,就绪对列中都带有二个该品种变量,用来保存各自的权重。成员weight中存放进度优先级所对应的权重。成员inv_weight中存放NICE_0_LOAD/weight的结果,这几个结果乘以进度运营的光阴间距delta_exec正是进程运营的假造时间。因而引进权重正是为了计算进程的伪造时间。在那将中等的计量结果保存下来,后面就无须再计算了,间接能够用。

数组prio_to_weight[40](kernel/sched/sched.h)

 1 static const int prio_to_weight[40] = {
 2  /* -20 */     88761,     71755,     56483,     46273,     36291,
 3  /* -15 */     29154,     23254,     18705,     14949,     11916,
 4  /* -10 */      9548,      7620,      6100,      4904,      3906,
 5  /*  -5 */      3121,      2501,      1991,      1586,      1277,
 6  /*   0 */      1024,       820,       655,       526,       423,
 7  /*   5 */       335,       272,       215,       172,       137,
 8  /*  10 */       110,        87,        70,        56,        45,
 9  /*  15 */        36,        29,        23,        18,        15,
10 };

该数组是多如牛毛进度的优先级和权重对应涉及。数组成分是权重值,分别是优先级从100-139要么nice值从-20-+19所对应的权重值。nice值(-20-+19卡塔 尔(英语:State of Qatar)是从客户空间见到的经常进度的优先级,和底子空间的优先级(100-139卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎大器晚成大器晚成对应。struct load_weight中的weight成员存摆正是这一个权重值。

中档结果数组prio_to_wmult[40] (kernel/sched/sched.h)

 1 static const u32 prio_to_wmult[40] = {
 2  /* -20 */     48388,     59856,     76040,     92818,    118348,
 3  /* -15 */    147320,    184698,    229616,    287308,    360437,
 4  /* -10 */    449829,    563644,    704093,    875809,   1099582,
 5  /*  -5 */   1376151,   1717300,   2157191,   2708050,   3363326,
 6  /*   0 */   4194304,   5237765,   6557202,   8165337,  10153587,
 7  /*   5 */  12820798,  15790321,  19976592,  24970740,  31350126,
 8  /*  10 */  39045157,  49367440,  61356676,  76695844,  95443717,
 9  /*  15 */ 119304647, 148102320, 186737708, 238609294, 286331153,
10 };

该数组成分便是上个数组元素被NICE_0_LOAD除的结果,风华正茂大器晚成对应。struct load_weight中的inv_weight成员存摆就是那一个值。

上面大家剖析和权重设置相关的函数。从set_load_weight函数初叶(kernel/sched/core.c卡塔尔国:

 1 static void set_load_weight(struct task_struct *p)
 2 {
 3     int prio = p->static_prio - MAX_RT_PRIO;
 4     struct load_weight *load = &p->se.load;
 5 
 6     /*
 7      * SCHED_IDLE tasks get minimal weight:
 8      */
 9     if (p->policy == SCHED_IDLE) {
10         load->weight = scale_load(WEIGHT_IDLEPRIO);
11         load->inv_weight = WMULT_IDLEPRIO;
12         return;
13     }
14 
15     load->weight = scale_load(prio_to_weight[prio]);
16     load->inv_weight = prio_to_wmult[prio];
17 } 

该函数用来设置进度p的权重。第3行将进度p的静态优先级调换到数组下标(减去100,从100-139--->0-39卡塔尔国。第4行取妥贴前经过的调解实体中的权重结构体指针,存入load中。第9-12行,尽管当前历程是悠闲进程,则设置相应的权重和中间总括结果。第15-16行,设置实时进程和平日性进度的权重和高级中学级总括结果。

是因为就绪队列中也带有权重结构体,所以也要对它们进行设置。使用以下函数(kernel/sched/fair.c卡塔尔:

1 static inline void update_load_set(struct load_weight *lw, unsigned long w)
2 {
3     lw->weight = w;
4     lw->inv_weight = 0;
5 }

该函数用来安装就绪队列的权重。

1 static inline void update_load_add(struct load_weight *lw, unsigned long inc)
2 {
3     lw->weight += inc;
4     lw->inv_weight = 0;
5 }

当有经过踏向就绪队列,使用该函数扩大就绪队列的权重。

1 static inline void update_load_sub(struct load_weight *lw, unsigned long dec)
2 {
3     lw->weight -= dec;
4     lw->inv_weight = 0;
5 }

当有经过从就绪队列移除时,使用该函数减少就绪队列的权重。就绪队列的load_weight.inv_weight成员总是0,因为不会利用到就绪队列的该域。

4.思忖进度延迟周期的有关函数。进度的推移周期指的是将持有进程推行三遍的小运。当就绪队列中的进度数量不超过规定的时候,内核有二个稳住的延期周期供调节使用,可是当进度数量超过规定以往,就须要对该固定延迟周期实行扩充(不然随着进度更加的多,各样进程分配的施行时间会越少卡塔 尔(英语:State of Qatar)。下边看看sched_slice函数(kernel/sched/fair.c):

 1 static u64 sched_slice(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
 2 {
 3     u64 slice = __sched_period(cfs_rq->nr_running + !se->on_rq);
 4 
 5     for_each_sched_entity(se) {
 6         struct load_weight *load;
 7         struct load_weight lw;
 8 
 9         cfs_rq = cfs_rq_of(se);
10         load = &cfs_rq->load;
11 
12         if (unlikely(!se->on_rq)) {
13             lw = cfs_rq->load;
14 
15             update_load_add(&lw, se->load.weight);
16             load = &lw;
17         }
18         slice = __calc_delta(slice, se->load.weight, load);
19     }
20     return slice;
21 }

直白看第18行,__calc_delta用来总括当前经过在延迟周期中可占的时间(相当于“时间片”,正是当前进度可用的时刻卡塔尔。__calc_delta函数很有力,记得后面在entity_tick函数中也调用过该函数(entity_tick--->update_curr--->calc_delta_fair--->__calc_delta卡塔尔国,那时候应用该函数是为了将经过运营过的大要时间(真实时间卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎调换来虚构时间;而在这里间,大家用它来计量当前经过在延迟周期中可占的时光(也便是“时间片”卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎。后边提过,__calc_delta中用到param1 * param2 / param3.weight这几个公式(param代表该函数选取的参数卡塔 尔(英语:State of Qatar),当param2的值固定不改变(等于NICE_0_LOAD卡塔 尔(英语:State of Qatar),param3(代表当前经过的权重卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎在转移时,该函数是用来转换真实时间和设想时间的;当param3(代表当前cfs_rq的权重,cfs_rq->load->weight卡塔尔的值固定不改变,param2在变化(代表当前经过的权重卡塔尔时,该函数则是用来计量当前历程应该运营的光阴。由此第18行计算结果slice就是当下进度应该运营的望文生义时间。上边再看一个函数sched_vslice(kernel/sched/fair.c):

1 static u64 sched_vslice(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
2 {
3     return calc_delta_fair(sched_slice(cfs_rq, se), se);
4 }

该函数用来将经过应该运转的实在时间转变来应该运转的假造时间,以供调整使用。能够见见该函数调用了cals_delta_fair来实行时间改造,后面已剖判过,不再赘述。

5.接收下一个亟需调解的进程。所使用的函数是pick_next_task_fair,代码如下(kernel/sched/fair.c卡塔尔:

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  1 static struct task_struct *
  2 pick_next_task_fair(struct rq *rq, struct task_struct *prev)
  3 {
  4     struct cfs_rq *cfs_rq = &rq->cfs;
  5     struct sched_entity *se;
  6     struct task_struct *p;
  7     int new_tasks;
  8 
  9 again:
 10 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
 11     if (!cfs_rq->nr_running)
 12         goto idle;
 13 
 14     if (prev->sched_class != &fair_sched_class)
 15         goto simple;
 16 
 17     /*
 18      * Because of the set_next_buddy() in dequeue_task_fair() it is rather
 19      * likely that a next task is from the same cgroup as the current.
 20      *
 21      * Therefore attempt to avoid putting and setting the entire cgroup
 22      * hierarchy, only change the part that actually changes.
 23      */
 24 
 25     do {
 26         struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr;
 27 
 28         /*
 29          * Since we got here without doing put_prev_entity() we also
 30          * have to consider cfs_rq->curr. If it is still a runnable
 31          * entity, update_curr() will update its vruntime, otherwise
 32          * forget we've ever seen it.
 33          */
 34         if (curr && curr->on_rq)
 35             update_curr(cfs_rq);
 36         else
 37             curr = NULL;
 38 
 39         /*
 40          * This call to check_cfs_rq_runtime() will do the throttle and
 41          * dequeue its entity in the parent(s). Therefore the 'simple'
 42          * nr_running test will indeed be correct.
 43          */
 44         if (unlikely(check_cfs_rq_runtime(cfs_rq)))
 45             goto simple;
 46 
 47         se = pick_next_entity(cfs_rq, curr);
 48         cfs_rq = group_cfs_rq(se);
 49     } while (cfs_rq);
 50 
 51     p = task_of(se);
 52 
 53     /*
 54      * Since we haven't yet done put_prev_entity and if the selected task
 55      * is a different task than we started out with, try and touch the
 56      * least amount of cfs_rqs.
 57      */
 58     if (prev != p) {
 59         struct sched_entity *pse = &prev->se;
 60 
 61         while (!(cfs_rq = is_same_group(se, pse))) {
 62             int se_depth = se->depth;
 63             int pse_depth = pse->depth;
 64 
 65             if (se_depth <= pse_depth) {
 66                 put_prev_entity(cfs_rq_of(pse), pse);
 67                 pse = parent_entity(pse);
 68             }
 69             if (se_depth >= pse_depth) {
 70                 set_next_entity(cfs_rq_of(se), se);
 71                 se = parent_entity(se);
 72             }
 73         }
 74 
 75         put_prev_entity(cfs_rq, pse);
 76         set_next_entity(cfs_rq, se);
 77     }
 78 
 79     if (hrtick_enabled(rq))
 80         hrtick_start_fair(rq, p);
 81 
 82     return p;
 83 simple:
 84     cfs_rq = &rq->cfs;
 85 #endif
 86 
 87     if (!cfs_rq->nr_running)
 88         goto idle;
 89 
 90     put_prev_task(rq, prev);
 91 
 92     do {
 93         se = pick_next_entity(cfs_rq, NULL);
 94         set_next_entity(cfs_rq, se);
 95         cfs_rq = group_cfs_rq(se);
 96     } while (cfs_rq);
 97 
 98     p = task_of(se);
 99 
100     if (hrtick_enabled(rq))
101         hrtick_start_fair(rq, p);
102 
103     return p;
104 
105 idle:
106     new_tasks = idle_balance(rq);
107     /*
108      * Because idle_balance() releases (and re-acquires) rq->lock, it is
109      * possible for any higher priority task to appear. In that case we
110      * must re-start the pick_next_entity() loop.
111      */
112     if (new_tasks < 0)
113         return RETRY_TASK;
114 
115     if (new_tasks > 0)
116         goto again;
117 
118     return NULL;
119 }

pick_next_task_fair

该函数会被赋给公平调节类的pick_next_task成员(.pick_next_task = pick_next_task_fair卡塔尔,在schedule函数中会调用该函数选取下四个亟待调用的历程,然后开展进度切换。第11-12行如若当前妥贴队列中的进度数量为0,则脱离函数。第25-49行对富有的调整组举行遍历,从当中筛选下一个可调节的经过,而不只局限在时下队列的当下组。第26行取妥贴前调整实体,第34-37行假如存在四个脚下调节实体(进度卡塔尔国并且正在运维,则更新进度的运转时刻,不然就绪队列cfs_rq.curr置为null,表示近日无进度运转。第47行获取下三个调节实体,待会来剖判该函数。第48行获取下个调解实体所具有的就绪队列my_q(代表一个调解组卡塔 尔(英语:State of Qatar),假使调治组非空,则跻身下一遍巡回,在新的安妥队列(调整组卡塔 尔(英语:State of Qatar)中精选下三个可调迈进程,直到有个别实体未有团结的就绪队列为止(遍历完全体的调节组了卡塔 尔(英语:State of Qatar)。退出循环后,能够窥见那时候的se是所遍历的最后二个调治组的下个可运营实体。第51行得到se对应的进度描述符,第58-77行,假如当前历程和下三个历程(se所对应的历程卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎不是同二个以来,则实行if体,第59行将近些日子路程的调解实体指针装入pse中,第61-72行要是当前经过和下二个调整的进程(se对应的进度卡塔尔国不归于同生机勃勃调节组,则步向循环。不然,实行第75-76行,将目前行程放回就绪队列,将下个进度从安妥队列中拿出,这五个函数涉及到了就绪队列的出队和入队操作,大家在上面解析。第61-73的轮回依据当下实体和下个调解实体的节点深度开展调解(同二个品级的长河技艺切换卡塔尔。上面看看pick_next_entity,put_prev_entity和set_prev_entity函数代码(kernel/sched/fair.c卡塔 尔(英语:State of Qatar):

 1 static struct sched_entity *
 2 pick_next_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr)
 3 {
 4     struct sched_entity *left = __pick_first_entity(cfs_rq);
 5     struct sched_entity *se;
 6 
 7     /*
 8      * If curr is set we have to see if its left of the leftmost entity
 9      * still in the tree, provided there was anything in the tree at all.
10      */
11     if (!left || (curr && entity_before(curr, left)))
12         left = curr;
13 
14     se = left; /* ideally we run the leftmost entity */
15 
16     /*
17      * Avoid running the skip buddy, if running something else can
18      * be done without getting too unfair.
19      */
20     if (cfs_rq->skip == se) {
21         struct sched_entity *second;
22 
23         if (se == curr) {
24             second = __pick_first_entity(cfs_rq);
25         } else {
26             second = __pick_next_entity(se);
27             if (!second || (curr && entity_before(curr, second)))
28                 second = curr;
29         }
30 
31         if (second && wakeup_preempt_entity(second, left) < 1)
32             se = second;
33     }
34 
35     /*
36      * Prefer last buddy, try to return the CPU to a preempted task.
37      */
38     if (cfs_rq->last && wakeup_preempt_entity(cfs_rq->last, left) < 1)
39         se = cfs_rq->last;
40 
41     /*
42      * Someone really wants this to run. If it's not unfair, run it.
43      */
44     if (cfs_rq->next && wakeup_preempt_entity(cfs_rq->next, left) < 1)
45         se = cfs_rq->next;
46 
47     clear_buddies(cfs_rq, se);
48 
49     return se;
50 }

该函数采纳下一个调节的实体。第4行将红黑树的最左侧实体赋给left,第11-12行即使红黑树的最侧面实体为空或然当前实体运营的伪造时间低于下贰个实体(继续当前的实业卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,把当前实体赋给left,实际上left指向的是下一个要施行的经过(该进度要么依旧当下进度,要么是下三个进度卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,第14行将left赋给se,第20-33行就算se进度是必要跳过的进度(不可能被调整卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,施行if体,假设se进度是现阶段历程,则选用红黑数最左的经过赋给second,不然se进度黄金年代度是最左的历程,就把next指向的长河赋给second(next指向的是刚刚被唤醒的进度卡塔尔,第32行将second再一次赋给se,se是筛选出来的下个经过。第38-45,再一次推断,要么把last指向的历程赋给se,要么把next指向经过赋给se,内核更趋势于把last赋给se,因为last是唤醒next进程的进程(平时便是当前路程卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,所以进行last就代表不用切换进度,成效最高。第47行清理掉next和last域。第31,38,44行使用到的wakeup_preempt_entity函数大家在进程唤醒那块再解析。

 1 static void put_prev_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *prev)
 2 {
 3     /*
 4      * If still on the runqueue then deactivate_task()
 5      * was not called and update_curr() has to be done:
 6      */
 7     if (prev->on_rq)
 8         update_curr(cfs_rq);
 9 
10     /* throttle cfs_rqs exceeding runtime */
11     check_cfs_rq_runtime(cfs_rq);
12 
13     check_spread(cfs_rq, prev);
14     if (prev->on_rq) {
15         update_stats_wait_start(cfs_rq, prev);
16         /* Put 'current' back into the tree. */
17         __enqueue_entity(cfs_rq, prev);
18         /* in !on_rq case, update occurred at dequeue */
19         update_entity_load_avg(prev, 1);
20     }
21     cfs_rq->curr = NULL;
22 } 

该函数将眼下调整实体放回就绪队列。第7-8行假诺当前实体正在运作,更新其时间片。第17行将近日实体参预到妥帖队列中,待会深入分析__enqueue_entity函数。第21行将就绪队列的curr域置为null,因为前段时间进度风度翩翩度放回就绪队列了,就代表前段时间还没经过正在实行了,由此curr为空。

 1 static void
 2 set_next_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
 3 {
 4     /* 'current' is not kept within the tree. */
 5     if (se->on_rq) {
 6         /*
 7          * Any task has to be enqueued before it get to execute on
 8          * a CPU. So account for the time it spent waiting on the
 9          * runqueue.
10          */
11         update_stats_wait_end(cfs_rq, se);
12         __dequeue_entity(cfs_rq, se);
13     }
14 
15     update_stats_curr_start(cfs_rq, se);
16     cfs_rq->curr = se;
17 #ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
18     /*
19      * Track our maximum slice length, if the CPU's load is at
20      * least twice that of our own weight (i.e. dont track it
21      * when there are only lesser-weight tasks around):
22      */
23     if (rq_of(cfs_rq)->load.weight >= 2*se->load.weight) {
24         se->statistics.slice_max = max(se->statistics.slice_max,
25             se->sum_exec_runtime - se->prev_sum_exec_runtime);
26     }
27 #endif
28     se->prev_sum_exec_runtime = se->sum_exec_runtime;
29 }

该函数将下一个被调治实体从稳当队列中抽取。第12行达成收取操作,待会分析该函数。第16行将抽取的调整实体指针赋给就绪队列的curr,那么那个时候就有了正在运营的经过了。后面的代码更新当前经过的时刻总结音信。

6.就绪队列的入队和出队操作(kernel/sched/fair.c卡塔 尔(英语:State of Qatar)。

 1 static void __enqueue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
 2 {
 3     struct rb_node **link = &cfs_rq->tasks_timeline.rb_node;
 4     struct rb_node *parent = NULL;
 5     struct sched_entity *entry;
 6     int leftmost = 1;
 7 
 8     /*
 9      * Find the right place in the rbtree:
10      */
11     while (*link) {
12         parent = *link;
13         entry = rb_entry(parent, struct sched_entity, run_node);
14         /*
15          * We dont care about collisions. Nodes with
16          * the same key stay together.
17          */
18         if (entity_before(se, entry)) {
19             link = &parent->rb_left;
20         } else {
21             link = &parent->rb_right;
22             leftmost = 0;
23         }
24     }
25 
26     /*
27      * Maintain a cache of leftmost tree entries (it is frequently
28      * used):
29      */
30     if (leftmost)
31         cfs_rq->rb_leftmost = &se->run_node;
32 
33     rb_link_node(&se->run_node, parent, link);
34     rb_insert_color(&se->run_node, &cfs_rq->tasks_timeline);
35 }

该函数实现入队操作。第3行得到就绪队列中红黑树的根节点,将树根指针保存在link中。第12行parent一时半刻指向树根。第13行得到树根节点的调节实体,保存在entry中。第18-22行,相比较要入队的实体中的已运营虚构时间和树根实体中的该音讯,倘若前面叁个小的话,就要插入到树的左子树上(link指向树根的左孩子,再度步向循环,相近于递归卡塔 尔(英语:State of Qatar),否则将在插入到树的右子树上(同上卡塔尔。那块就将经过的调节攻略表现的淋漓:依照进度已运维的伪造时间来调控进度的调节,红黑树的左子树比右子树要先被调节,已运行的虚构时间越小的经过越在树的侧边。第30-31行,如果入队的实体最后被插在左孩子上(该入队实体仍为就绪队列上最靠前的实体,下一次就能够被调用卡塔尔国,那么就要让就绪队列的rb_leftmost指向入队实体。rb_leftmost指针始终本着后一次要被调整的实体(进程卡塔尔。最终两行要给红黑数重新上色。

 1 static void __dequeue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
 2 {
 3     if (cfs_rq->rb_leftmost == &se->run_node) {
 4         struct rb_node *next_node;
 5 
 6         next_node = rb_next(&se->run_node);
 7         cfs_rq->rb_leftmost = next_node;
 8     }
 9 
10     rb_erase(&se->run_node, &cfs_rq->tasks_timeline);
11 }

该函数实现出队操作。第3行判别要出队的实业是还是不是红黑树最侧面的子女(rb_leftmost所指向的卡塔尔国,要是还是不是的话,第10行直接删除该出队实体。不然试行if体,第6行找到出队实体的下二个实体(中序遍历的下二个节点,相当于当出队实体删除后,最右侧包车型地铁儿女卡塔尔,赋给next_node。第7行让rb_leftmost指向next_node。在剔除掉要出队实体后,下二个要求被调整的实体也就安装好了。

7.睡眠历程被提醒后抢占当前历程。当有些能源空出来后,等待该财富的长河就能够被提醒,唤醒后也许就要抢占当前经过,因此那块的函数也需求深入分析(kernel/sched/core.c卡塔尔。

 1 static int
 2 try_to_wake_up(struct task_struct *p, unsigned int state, int wake_flags)
 3 {
 4     unsigned long flags;
 5     int cpu, success = 0;
 6 
 7     /*
 8      * If we are going to wake up a thread waiting for CONDITION we
 9      * need to ensure that CONDITION=1 done by the caller can not be
10      * reordered with p->state check below. This pairs with mb() in
11      * set_current_state() the waiting thread does.
12      */
13     smp_mb__before_spinlock();
14     raw_spin_lock_irqsave(&p->pi_lock, flags);
15     if (!(p->state & state))
16         goto out;
17 
18     success = 1; /* we're going to change ->state */
19     cpu = task_cpu(p);
20 
21     if (p->on_rq && ttwu_remote(p, wake_flags))
22         goto stat;
23 
24 #ifdef CONFIG_SMP
25     /*
26      * If the owning (remote) cpu is still in the middle of schedule() with
27      * this task as prev, wait until its done referencing the task.
28      */
29     while (p->on_cpu)
30         cpu_relax();
31     /*
32      * Pairs with the smp_wmb() in finish_lock_switch().
33      */
34     smp_rmb();
35 
36     p->sched_contributes_to_load = !!task_contributes_to_load(p);
37     p->state = TASK_WAKING;
38 
39     if (p->sched_class->task_waking)
40         p->sched_class->task_waking(p);
41 
42     cpu = select_task_rq(p, p->wake_cpu, SD_BALANCE_WAKE, wake_flags);
43     if (task_cpu(p) != cpu) {
44         wake_flags |= WF_MIGRATED;
45         set_task_cpu(p, cpu);
46     }
47 #endif /* CONFIG_SMP */
48 
49     ttwu_queue(p, cpu);
50 stat:
51     ttwu_stat(p, cpu, wake_flags);
52 out:
53     raw_spin_unlock_irqrestore(&p->pi_lock, flags);
54 
55     return success;
56 }

该函数会唤醒参数p内定的经过,将经过走入就绪队列中等待调解。第15行判定p进度的状态码和传进来的状态码是还是不是相似,不等同的话函数结束(不等同则证实经过等待的原则未知足卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎。第19行到手要升迁进度p原先所在的cpu号。第37行设置要提示进度p的景况为TASK_WAKING。第40行试行进度p的调治类中的task_waking函数,该函数指针指向了task_waking_fair函数,该函数根本是对睡觉进度的已运行虚构时间张开补偿,待会解析该函数。第42作为刚唤醒进度p选拔一个适中的就绪队列供其加盟,重临就绪队列所在的cpu号。第43行假诺经过p所在的本来cpu和为它选拔的cpu不是同八个的话,第45行越来越精雕细刻程p的cpu号。

 1 void wake_up_new_task(struct task_struct *p)
 2 {
 3     unsigned long flags;
 4     struct rq *rq;
 5 
 6     raw_spin_lock_irqsave(&p->pi_lock, flags);
 7 #ifdef CONFIG_SMP
 8     /*
 9      * Fork balancing, do it here and not earlier because:
10      *  - cpus_allowed can change in the fork path
11      *  - any previously selected cpu might disappear through hotplug
12      */
13     set_task_cpu(p, select_task_rq(p, task_cpu(p), SD_BALANCE_FORK, 0));
14 #endif
15 
16     /* Initialize new task's runnable average */
17     init_task_runnable_average(p);
18     rq = __task_rq_lock(p);
19     activate_task(rq, p, 0);
20     p->on_rq = 1;
21     trace_sched_wakeup_new(p, true);
22     check_preempt_curr(rq, p, WF_FORK);
23 #ifdef CONFIG_SMP
24     if (p->sched_class->task_woken)
25         p->sched_class->task_woken(rq, p);
26 #endif
27     task_rq_unlock(rq, p, &flags);
28 }

 该函数用来提醒刚成立好的进程,而上个函数是用来提示睡眠中的进程。第13表现将唤起的进度p设置合适的cpu。第17行设置进程p的可运维时刻长短(雷同“时间片”卡塔尔国,第19行activate_task函数首要将唤起的历程p加入就绪队列,并立异队列的时刻,起先化进程p的时日等,该函数中的调用关系大概为activate_task->enqueue_task->enqueue_task_fair(p->sched_class->enqueue_task)->enqueue_entity。第22行check_preempt_curr函数调用了check_preempt_wakeup函数,来检查唤醒进度是还是不是能抢占当前进度,上边解析该函数(kernel/sched/fair.c卡塔 尔(英语:State of Qatar)。

 1 static void check_preempt_wakeup(struct rq *rq, struct task_struct *p, int wake_flags)
 2 {
 3     struct task_struct *curr = rq->curr;
 4     struct sched_entity *se = &curr->se, *pse = &p->se;
 5     struct cfs_rq *cfs_rq = task_cfs_rq(curr);
 6     int scale = cfs_rq->nr_running >= sched_nr_latency;
 7     int next_buddy_marked = 0;
 8 
 9     if (unlikely(se == pse))
10         return;
11 
12     /*
13      * This is possible from callers such as move_task(), in which we
14      * unconditionally check_prempt_curr() after an enqueue (which may have
15      * lead to a throttle).  This both saves work and prevents false
16      * next-buddy nomination below.
17      */
18     if (unlikely(throttled_hierarchy(cfs_rq_of(pse))))
19         return;
20 
21     if (sched_feat(NEXT_BUDDY) && scale && !(wake_flags & WF_FORK)) {
22         set_next_buddy(pse);
23         next_buddy_marked = 1;
24     }
25 
26     /*
27      * We can come here with TIF_NEED_RESCHED already set from new task
28      * wake up path.
29      *
30      * Note: this also catches the edge-case of curr being in a throttled
31      * group (e.g. via set_curr_task), since update_curr() (in the
32      * enqueue of curr) will have resulted in resched being set.  This
33      * prevents us from potentially nominating it as a false LAST_BUDDY
34      * below.
35      */
36     if (test_tsk_need_resched(curr))
37         return;
38 
39     /* Idle tasks are by definition preempted by non-idle tasks. */
40     if (unlikely(curr->policy == SCHED_IDLE) &&
41         likely(p->policy != SCHED_IDLE))
42         goto preempt;
43 
44     /*
45      *  do not preempt non-idle tasks (their preemption
46      * is driven by the tick):
47      */
48     if (unlikely(p->policy != SCHED_NORMAL) || !sched_feat(WAKEUP_PREEMPTION))
49         return;
50 
51     find_matching_se(&se, &pse);
52     update_curr(cfs_rq_of(se));
53     BUG_ON(!pse);
54     if (wakeup_preempt_entity(se, pse) == 1) {
55         /*
56          * Bias pick_next to pick the sched entity that is
57          * triggering this preemption.
58          */
59         if (!next_buddy_marked)
60             set_next_buddy(pse);
61         goto preempt;
62     }
63 
64     return;
65 
66 preempt:
67     resched_task(curr);
68     /*
69      * Only set the backward buddy when the current task is still
70      * on the rq. This can happen when a wakeup gets interleaved
71      * with schedule on the ->pre_schedule() or idle_balance()
72      * point, either of which can * drop the rq lock.
73      *
74      * Also, during early boot the idle thread is in the fair class,
75      * for obvious reasons its a bad idea to schedule back to it.
76      */
77     if (unlikely(!se->on_rq || curr == rq->idle))
78         return;
79 
80     if (sched_feat(LAST_BUDDY) && scale && entity_is_task(se))
81         set_last_buddy(se);
82 }

第21-24行,假设翻开了NEXT_BUDDY何况唤醒的长河不是新进程(而是睡眠进程卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,那么第22行就将cfs_rq的next指针指向唤醒的进程,况兼安装标志。第36行如若当前行程能够被吞并,函数间接再次回到。不然,第40-42行假设当前历程是悠闲进度並且被升迁的历程不是悠闲进度,则跳到preempt处,设置need_resched标记,完结抢占设置。第48行,要是被唤醒进度是悠闲进程可能批处理进程,直接再次回到,那一个进度不能抢占别的进程。第51行若是当前路程和被升迁进程不在同超品级(同三个调解组卡塔 尔(英语:State of Qatar),则寻觅它们的祖先parent,把它们调解到相同等第,手艺举行假造运行时刻的可比,进而决定是或不是抢占。第54行,对脚下经过和被提示进程的虚构运转时刻打开相比,能够抢占的话(唤醒进度的假造时间低于当前进度卡塔 尔(英语:State of Qatar)施行if体,跳到preempt处形成抢占。不然全数都不满足的话,当前经过无法被并吞,实践第64行重临,随后解析该函数。第80-81行假诺伸开了LAST_BUDDY,就将cfs_rq的last指针指向唤醒进度的进度。在pick_next_entity函数中,next和last所指的长河会早日就绪队列的left进程被筛选。上面解析下wakeup_preempt_entity函数(kernel/sched/fair.c)。

 1 static int
 2 wakeup_preempt_entity(struct sched_entity *curr, struct sched_entity *se)
 3 {
 4     s64 gran, vdiff = curr->vruntime - se->vruntime;
 5 
 6     if (vdiff <= 0)
 7         return -1;
 8 
 9     gran = wakeup_gran(curr, se);
10     if (vdiff > gran)
11         return 1;
12 
13     return 0;
14 }

该函数是要承保在se实体在抢占curr实体时,curr实体已经运维过生机勃勃段时间(具体来讲,物理时间1ms卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,第9行wakeup_gran函数是将sysctl_sched_wakeup_granularity的值(1ms卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎转换到se实体的虚构时间,保存在gran中,第10行比较vdiff和gran大小,实际上是相比较curr->vruntime 和 se->vruntime+gran,因而纵然想让curr实体多推行gran时间,技艺被并吞。

最终我们再分析下 try_to_wake_up函数中第40行遗留的可怜函数指针task_waking,该指针指向了task_waking_fair函数,代码如下(kernel/sched/fair.c卡塔尔国:

 1 static void task_waking_fair(struct task_struct *p)
 2 {
 3     struct sched_entity *se = &p->se;
 4     struct cfs_rq *cfs_rq = cfs_rq_of(se);
 5     u64 min_vruntime;
 6 
 7 #ifndef CONFIG_64BIT
 8     u64 min_vruntime_copy;
 9 
10     do {
11         min_vruntime_copy = cfs_rq->min_vruntime_copy;
12         smp_rmb();
13         min_vruntime = cfs_rq->min_vruntime;
14     } while (min_vruntime != min_vruntime_copy);
15 #else
16     min_vruntime = cfs_rq->min_vruntime;
17 #endif
18 
19     se->vruntime -= min_vruntime;
20     record_wakee(p);
21 }

该函数完成对睡觉进度的杜撰时间补偿。构思到睡眠时间长日子未曾运转,由此第19行从唤醒进度se的已运维设想时间中减去就绪队列的蝇头虚构时间,做点补偿,让其能够多运维一点岁月。

8.新进程的管理函数(kernel/sched/fair.c卡塔尔:

 1 static void task_fork_fair(struct task_struct *p)
 2 {
 3     struct cfs_rq *cfs_rq;
 4     struct sched_entity *se = &p->se, *curr;
 5     int this_cpu = smp_processor_id();
 6     struct rq *rq = this_rq();
 7     unsigned long flags;
 8 
 9     raw_spin_lock_irqsave(&rq->lock, flags);
10 
11     update_rq_clock(rq);
12 
13     cfs_rq = task_cfs_rq(current);
14     curr = cfs_rq->curr;
15 
16     /*
17      * Not only the cpu but also the task_group of the parent might have
18      * been changed after parent->se.parent,cfs_rq were copied to
19      * child->se.parent,cfs_rq. So call __set_task_cpu() to make those
20      * of child point to valid ones.
21      */
22     rcu_read_lock();
23     __set_task_cpu(p, this_cpu);
24     rcu_read_unlock();
25 
26     update_curr(cfs_rq);
27 
28     if (curr)
29         se->vruntime = curr->vruntime;
30     place_entity(cfs_rq, se, 1);
31 
32     if (sysctl_sched_child_runs_first && curr && entity_before(curr, se)) {
33         /*
34          * Upon rescheduling, sched_class::put_prev_task() will place
35          * 'current' within the tree based on its new key value.
36          */
37         swap(curr->vruntime, se->vruntime);
38         resched_task(rq->curr);
39     }
40 
41     se->vruntime -= cfs_rq->min_vruntime;
42 
43     raw_spin_unlock_irqrestore(&rq->lock, flags);
44 }

该函数在do_fork--->copy_process函数中调用,用来安装新创造进度的诬捏时间消息。第5行取安妥前的cpu号,第23行为新进程设置该cpu号。第29行将眼下路程(父进度卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎的杜撰运转时刻拷贝给新进度(子进度卡塔尔国。第30行的place_entity函数完毕新进度的“时间片”总计以致虚构时间惩罚,之后将新历程步向红黑数中,待会深入分析。第32行万大器晚成设置了子进程早日父进程运转的标识而且当前历程不为空且当前历程已运营的虚构时间比新历程小,则举办if体,第37行调换当前路程和新进度的杜撰时间(新进程的虚构时间变小,就排在了红黑树的左边,当前历程以前,后一次就能够被调解卡塔 尔(英语:State of Qatar),第38行设置双重调治标识。第41行给新进度的设想运转时刻减去队列的微小虚构时间来做一点补充(因为在上方的place_entity函数中给新进度的杜撰时间加了二次min_vruntime,所以在那边要减去卡塔 尔(英语:State of Qatar),再来看看place_entity函数(kernel/sched/fair.c):

 1 static void
 2 place_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se, int initial)
 3 {
 4     u64 vruntime = cfs_rq->min_vruntime;
 5 
 6     /*
 7      * The 'current' period is already promised to the current tasks,
 8      * however the extra weight of the new task will slow them down a
 9      * little, place the new task so that it fits in the slot that
10      * stays open at the end.
11      */
12     if (initial && sched_feat(START_DEBIT))
13         vruntime += sched_vslice(cfs_rq, se);
14 
15     /* sleeps up to a single latency don't count. */
16     if (!initial) {
17         unsigned long thresh = sysctl_sched_latency;
18 
19         /*
20          * Halve their sleep time's effect, to allow
21          * for a gentler effect of sleepers:
22          */
23         if (sched_feat(GENTLE_FAIR_SLEEPERS))
24             thresh >>= 1;
25 
26         vruntime -= thresh;
27     }
28 
29     /* ensure we never gain time by being placed backwards. */
30     se->vruntime = max_vruntime(se->vruntime, vruntime);
31 }

该函数达成新历程的“时间片”总计和设想时间惩罚,并且将新过程步入就绪队列。第4行将就绪队列的min_vruntime值存入vruntime中,第12-13行,假如initial标识为1的话(表达当前测算的是新进程的日子卡塔 尔(英语:State of Qatar),将总结出的新进度的虚构时间片加上到vruntime中,累计到原因是调解种类要确认保证先把就绪队列中的全数的历程推行一回之后技能实行新进度,一会具体解释。第16-17行,倘使当前划算的不是新进程(睡眠的进度卡塔尔国,把三个延迟周期的尺寸sysctl_sched_latency(6ms卡塔 尔(英语:State of Qatar)赋给thresh,第24行thresh减半,第26行睡眠过程的伪造运转时刻减去减半后的thresh,因为睡眠进程好长期未运转,因而要扩充假造时间补偿,把它已运行的捏造时间减小一些,使得它能多运维一会。第30行将设置好的伪造时间保存到进度调节实体的vruntime域。上面解释下为啥要对新进度展开伪造时间惩罚,其实原因只有三个,就是调解种类要有限援救将就绪队列中存活的经超过实际践叁回之后再奉行新进度,那么就不能不使新历程的 vruntime=cfs_rq->min_vruntime+新进度的伪造时间片,技能使得新进程插入到红黑树的左臂,最后加入调解,不然不能担保具备进程在新进度在此以前实践。

最终,深入分析下和调节相关的那一个函数实施的火候

前边在介绍那个函数的时候,基本上都关涉了会在哪个地方调用这么些函数,最终,大家再系统总计一下:

进度调节分为五个部分:一是进度音讯的改造,二是经过切换。进度切换唯有一个函数schedule,schedule的运维机遇大家最后分析。其余函数的运营时机如下:

1.scheduler_tick函数是在每种石英钟中断中被调用,用来更新当前经过运行的时刻。

2.effective_prio函数是在创造多个新历程恐怕顾客接纳nice系统调用设置进度的优先级时调用,用来设置进度的在基本中优先级(分化于nice值卡塔尔国。

3.set_load_weight函数也是在开立异进度可能客户使用nice()设置进度的先行级时调用,用来设置进程的权重。该函数和第22中学的函数其实是配套使用的,当设置也许转移了叁个历程的预先级时,要么将在为那个进程设置可能更改该优先级对应的权重。

4.sched_slice函数首倘使在scheduler_tick->...->check_preempt_tick中调用(其他地方也许有卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,因而也是各样时钟周期调用贰遍,用来测算当前历程应该实行的“时间片”,进而才干断定进度是或不是曾经高于它的小时片,超过的话就要安装抢占标识,切换别的进度。

5.pick_next_task_fair函数schedule中调用,用来筛选下四个要被调治的经过,然后技艺切换进程。它的施行机缘就是schedule的进行机会,随后分析。

6.__enqueue_entity/__dequeue_entity函数是在需求入就绪队列只怕出就绪队列的地点被调用,由此采纳它们之处超级多,比方schedule中调用(直接调用卡塔尔国,就不生机勃勃一剖判了。

7.try_to_wake_up/wake_up_new_task函数,后边叁个在进程所等待的财富满意时被调用(日常在制动踏板内调用卡塔尔国;前面一个是在开立好新进程后被调用。都以用来提示进度的,前面一个唤醒睡眠进度,前面一个唤醒新进度并将经过进入就绪队列。

8.task_fork_fair函数也是在新历程被创制好后调用,用来安装新进度的“时间片”等消息,设置好之后新进程就足以被唤醒了。所以该函数和wake_up_new_task函数调用机遇是风流倜傥致的。

聊到底,大家剖析schedule函数的调用机缘。该函数是当世无双兑现进度切换的函数。

在解析schedule函数的调用机缘早前,大家先为大家介绍下“内核调整路线“的定义。所谓内核调控路线,就是由制动踏板也许特别引出的实行路线,说白了,执行中断或然万分管理程序时就处于内核调节路径中,那时候代表的也是现阶段经过。内核调控路线能够嵌套(也正是足以嵌套中断卡塔尔,可是无论是嵌套多少,最后都要回到当前进程中,也等于说要从基本调节路线中回到,不能在根本调整路线中举办进度切换(由此停顿管理程序中不容许调用能引起进程睡眠的函数卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎。提起底,内核要么处在进度中,要么处在内核调节路线中(其实根本调控路线也意味当前历程,因为其有特殊性,所以我们单列出来谈卡塔尔国,不会再有别的什么路径了。那么进度切换的空子,可能说schedule函数被调用的火候,也就只可能爆发于上述三种门路中。那么,1.当在进度中调用schedule函数时(正是ULK那本书上说的一贯调用卡塔尔国,表明当前路程因为等待财富依然别的原因须求挂起,主动扬弃接受cpu,调用schedule函数切换到别的进度中;2.当在幼功调整路线中调用schedule函数时(上边说过了,内核调整路径中不容许切换进度卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,其实是在基本调控路线重回经过时调用(该机缘正是ULK上说的推迟调用卡塔尔国,说明有更注重的进程等待实施,供给抢占当前路程,因而在行车制动器踏板管理程序/卓殊管理程序重回时都要去反省当前历程是或不是被并吞,能够抢占的话将在调用schedule函数进行进度切换,包罗从系统调用中回到客户空间时也要反省(那是统意气风发的,因为系统调用自己也是分外,由此从系统调用中回到也正是从拾壹分管理程序中回到,通过系统调用走入到内核态也能够说是水源调整路线,然而平时不那样叫卡塔尔当前历程的抢占标记,能生出抢占的话就要去调用schedule函数。至此,进度切换的机会就深入分析完了。很好记的,要么是经过上下文发生进度切换(主动调用schedule卡塔尔,要么是从当中断重回时切换,因而老是中断重回时应当要检查是不是发生抢占,包涵从系统调用重返也归属这种地方。

 

于今截止,进度调治机制我们就剖析完了(其实只剖判了CFS调治卡塔尔。实时进程调节以后再分析!

 

参照书籍:《深刻领会linux内核》

     《深切理解linux内核架构》

参照他事他说加以侦察小说:blog.csdn.net/wudongxu/article/details/8574737

     blog.csdn.net/dog250/article/details/5302869

       chxxxyg.blog.163.com/blog/static/1502811932012912546208/

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