Linux进程调度与管理：（五）进程的调度之调度节拍

《Linux6.5源码分析：进程管理与调度系列文章》

本系列文章将对进程管理与调度进行知识梳理与源码分析，重点放在linux源码分析上，并结合eBPF程序对内核中进程调度机制进行数据实时拿取与分析。

在进行正式介绍之前，有必要对文章引用进行提前说明。本系列文章参考了大量的博客、文章以及书籍：

  • 《深入理解Linux内核》

  • 《Linux操作系统原理与应用》

  • 《奔跑吧Linux内核》

  • 《深入理解Linux进程与内存》

  • 《基于龙芯的Linux内核探索解析》

  • 进程调度 - 标签 - LoyenWang - 博客园 (cnblogs.com)

  • 专栏文章目录 - 知乎 (zhihu.com)

  • Linux进程调度：探索内核核心机制

Linux进程调度与管理：（五）进程的调度之调度节拍

在之前的文章中，我们介绍了进程是如何被创建出来的（我称之为进程肉体重塑）、进程是如何加载并启动的（我称之为进程灵魂注入）、进程的调度时机（进程何时加入就绪队列、何时被调度上CPU），以及进程调度时执行进程切换的细节，具体详细信息请参考以下文章：

  • Linux 进程管理与调度：（零）预备知识
  • Linux 进程管理与调度：（一）进程的创建与销毁
  • Linux 进程调度与管理：（二）进程的加载与启动
  • Linux 进程调度与管理：（三）进程的调度之调度时机
  • Linux 进程调度与管理：（四）进程的调度之schedule进程切换

我们在本系列第三篇文章中介绍了进程调度时机，其中涉及到了进程何时加入就绪队列，何时触发调度，在介绍被动调度时讲到了调度时机中的何时触发调度，我们用一张图回忆一下，上一篇文章涉及到的调度时机（也就是何时调用schedule函数），其中涉及到调度节拍，每当调度节拍被触发，都会判断是否需要触发抢占。本篇文章将接着Linux 进程调度与管理：（三）进程的调度之调度时机对调度节拍展开讲讲。

在这里插入图片描述

1. 调度节拍/周期调度 scheduler_tick()

在Linux中有一套时钟节拍机制，计算机系统随着时钟节拍需要周期性地做很多事着,例如刷新屏幕、数据落盘、进程调度等。Linux每隔固定周期会发出timer interrupt (IRQ0)，HZ用来定义每一秒有多少次timer interrupt。

对于任务调度器来说，定时器驱动的调度节拍是一个很重要的调度时机。时钟节拍最终会调用调度类的task_tick,完成调度相关的工作，会在这里判断是否需要调度下一个任务来抢占当前CPU核。也会触发多核之间任务队列的负载均衡。保证不让忙的核忙死，闲的核闲死。调度节拍的核心入口是scheduler_tick。

每隔固定的时间, 时钟中断会被触发一次,此时内核会依靠周期性的时钟中断来处理CPU的控制权，具体是Linux调度器的scheduler_tick()函数被调用；

当时钟中断被触发后，会经过如下的调用流程，最终调用scheduler_tick()函数；
在这里插入图片描述

我们看一下schedule_tick函数的执行流程, 其实就是在获取完所在cpu的就绪队列之后,调用当前调度类中的ops, task_tick函数执行, 最终再进行负载均衡操作;

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其实scheduler_tick()函数主要是调用当前调度类中的task_tick函数执行相关操作；

void scheduler_tick(void)
{int cpu = smp_processor_id();//当前CPU号struct rq *rq = cpu_rq(cpu);//当前核的运行队列struct task_struct *curr = rq->curr;//该cpu上运行的进程struct rq_flags rf;unsigned long thermal_pressure;/*热压*/u64 resched_latency;if (housekeeping_cpu(cpu, HK_TYPE_TICK))arch_scale_freq_tick();// 如果是管理CPU，更新CPU频率缩放sched_clock_tick();		// 更新调度时钟/*1.更新运行队列的时钟及负载信息*/rq_lock(rq, &rf);update_rq_clock(rq);///*1.更新运行队列的时钟计数*/thermal_pressure = arch_scale_thermal_pressure(cpu_of(rq)); // 获取CPU热压力update_thermal_load_avg(rq_clock_thermal(rq), rq, thermal_pressure);// 更新热负载平均值/*2.判断是否需要调度下一个任务*  不同调度类使用对应的task_tick函数实现*  用于检查当前进程是否已经运行足够长时间，是否需要被调度出去；*/curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0);if (sched_feat(LATENCY_WARN))resched_latency = cpu_resched_latency(rq);/*3.更新运行队列的cpu_load数组*/calc_global_load_tick(rq);sched_core_tick(rq);task_tick_mm_cid(rq, curr);
esched_latency_warn(cpu, resched_latency);perf_event_task_tick();/*5. 工作队列线程，更新其状态*/if (curr->flags & PF_WQ_WORKER)wq_worker_tick(curr);#ifdef CONFIG_SMP/*6.触发SMP负载均衡*/rq->idle_balance = idle_cpu(cpu);trigger_load_balance(rq);//触发一个软中断,让ksoftirq线程处理真正地负载均衡过程
#endif
}
  • 时钟中断处理程序中，调用 schedule_tick()函数;
  • 时钟中断是调度器的脉搏，内核依靠周期性的时钟来处理器CPU的控制权;
  • 时钟中断处理程序，检査当前进程的执行时间是否超额，如果超额则设置重新调度标志TIF NEED RESCHED
  • 时钟中断处理函数返回时，被中断的进程如果在用户模式下运行，需要检查是否有重新调度标志，设置了则调用schedule()调度 (也就是我们再第三篇文章Linux 进程调度与管理：（三）进程的调度之调度时机中介绍的调度执行时机)
  • 如果系统开启了SMP，则会触发负载均衡load_balance()

这里的核心函数是task_tick(rq, curr, 0), 是调用当前调度类中的task_tick函数实现,不同调度类对应不同的task_tick实现方法;

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2. task_tick_fair()

这里以cfs这个调度类为例子,分析该调度类对应的task_tick函数—>task_tick_fair():

在这里插入图片描述

//更新当前任务 及其 相关调度实体的状态信息;
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;//curr为当前cpu上运行的进程/*1.遍历当前任务所有调度实体；*	(牵扯到组调度机制，需分情况)*	1.1如果系统实现了组调度机制，则遍历当前进程调度实体以及上一级调度实体；*	1.2如果未开启组调度机制，则仅遍历当前进程调度实体*/for_each_sched_entity(se) {cfs_rq = cfs_rq_of(se);/*1.3 更新调度实体的状态，检查是否需要调度*/entity_tick(cfs_rq, se, queued);}/*2.执行NUMA负载均衡，尝试将任务迁移到与其所需内存靠近的节点，通过调用task_tick_numa实现*/if (static_branch_unlikely(&sched_numa_balancing))/*触发时，执行NUMA负载均衡逻辑*/task_tick_numa(rq, curr);update_misfit_status(curr, rq);update_overutilized_status(task_rq(curr));/*3.执行核心调度相关操作逻辑*/task_tick_core(rq, curr);
}

此处先是遍历当前进程的所有调度实体==(如果开启了组调度机制，则遍历当前进程调度实体和上一级调度实体；如果没开启组调度机制，则仅遍历当前进程调度实体)==，并通过核心函数entity_tick函数更新调度实体的状态,并检查当前进程是否需要调度;

这里可以通过查看对for_each_sched_entity()的定义，来理解到底遍历了哪些调度实体：

  • 对于开启了组调度机制的，for_each_sched_entity()的定义是：

    #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
//会从当前调度实体开始，持续遍历其上一级的调度实体，直到se==NULL
#define for_each_sched_entity(se) \for (; se; se = se->parent)

    会从当前调度实体开始，持续遍历其上一级的调度实体，直到se==NULL；

  • 对于未开启组调度机制的，for_each_sched_entity()`的定义是：

    #else	/* !CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED */
//仅遍历当前调度实体，随后se==NULL
#define for_each_sched_entity(se) \for (; se; se = NULL)

    仅遍历当前进程的调度实体；

此处的重点就是entity_tick(cfs_rq, se, queued);，该函数会更新遍历到的调度实体的状态，并检查是否需要调度；接下来将围绕entity_tick做进一步分析。

2.1 entity_tick()更新时间信息,检查抢占

该函数主要就做了两件事：①更新调度实体的各种时间信息；②检查是否需要调度（抢占当前任务）

static void
entity_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr, int queued)
{/** 1.更新当前任务的各种时间信息；（当前进程的vruntime以及该就绪队列的min_vruntime）*/update_curr(cfs_rq);/** 2.更新当前进程的负载以及就绪队列的负载信息load_avg；*/update_load_avg(cfs_rq, curr, UPDATE_TG);/* 3.更新调度组的负载信息*/update_cfs_group(curr);#ifdef CONFIG_SCHED_HRTICK/*关于高精度定时器的相关处理逻辑*/
#endif/*4.check_preempt_tick检查是否需要抢占当前任务*/if (cfs_rq->nr_running > 1)//如果当前队列只有一个任务，则不执行，因为抢占逻辑不适用check_preempt_tick(cfs_rq, curr);//比较当前任务的vruntime和其他任务的vruntime来判断要不要抢占
}

梳理一下entity_tick的核心函数：

  • 【重点】通过update_curr()函数更新当前任务的各种时间信息，后面会详细分析这个函数；
  • 通过update_load_avg()以及update_cfs_group()函数来更新进程负载以及调度组负载信息，为负载均衡做准备；
  • 【重点】通过check_preempt_tick()判断是否需要抢占当前任务，这个是核心实现函数，后面会详细分析这个函数；
2.1.1 更新时间信息update_curr()

该函数主要用于更新计算进程的各种时间信息，主要进行了两步计算：

  • curr->sum_exec_runtime += delta_exec;计算出当前就绪队列上运行的进程本次运行的时间;
  • 通过calc_delta_fair(delta_exec, curr);计算出运行的虚拟时间；

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除了以上的两个核心计算步骤，还针对cfs队列以及cgroup组进行了信息更新；

static void update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq)
{/*1.计算当前进程运行了多少时间*/delta_exec = now - curr->exec_start;//自上次调度以来的时间curr->exec_start = now;//记录本次调度的时间/*2.更新任务的最大执行时间片*//*3.累加当前进程的总执行时间*/curr->sum_exec_runtime += delta_exec;//自进程创建以来累计运行时间schedstat_add(cfs_rq->exec_clock, delta_exec);//当前cfs队列总执行时间,所有任务的运行时间/*4.更新当前任务的虚拟运行时间*  calc_delta_fair来计算虚拟时间的增量*  update_min_vruntime更新CFS队列的最小虚拟时间*/curr->vruntime += calc_delta_fair(delta_exec, curr);update_min_vruntime(cfs_rq);/*5.更新相关统计信息*/if (entity_is_task(curr)) {struct task_struct *curtask = task_of(curr);/*一个可以获取的当前进程运行时间,运行虚拟时间的tracepoint*/trace_sched_stat_runtime(curtask, delta_exec, curr->vruntime);/*统计cgroup的相关信息*/cgroup_account_cputime(curtask, delta_exec);account_group_exec_runtime(curtask, delta_exec);}/*更新CFS队列的运行时间*/account_cfs_rq_runtime(cfs_rq, delta_exec);
}

值得注意的是，trace_sched_stat_runtime(curtask, delta_exec, curr->vruntime);为我们提供了一个tracepoint，用于获取当前进程运行的时间以及虚拟时间；

接下来对于calc_delta_fair()函数如何计算虚拟时间的，进行进一步分析：

static inline u64 calc_delta_fair(u64 delta, struct sched_entity *se)
{/*1.计算真正的虚拟时间*	1.1 nice = 0 时，权重为1024，即虚拟时间等于真实时间，直接跳过计算返回delta；*	1.2 nice!= 0 时，通过__calc_delta计算虚拟时间，并返回虚拟时间；*/if (unlikely(se->load.weight != NICE_0_LOAD))delta = __calc_delta(delta, NICE_0_LOAD, &se->load);return delta;
}

其中__calc_delta()函数主要通过如下算法计算虚拟时间：

vruntime = (时间运行时间 * ((NICE__LOAD*2^32)/weight))>>32

2.1.2 检查抢占check_preempt_tick()

该函数主要用于判断是否需要抢占;主要通过以下几个步骤实现判断：

  • 1.实际运行时间大于理想运行时间，则需重新调度
    • 通过sched_slice函数计算出当前任务预期运行时间，具体实现方式会在后面提到；
    • 实际运行时间大于预期运行时间则重新调度resched_curr；
  • 2.避免当前任务运行时间太短，如果当前进程运行时间太短，则继续运行该任务，跳出抢占判断；
    • 将当前任务实际运行时间与sysctl_sched_min_granularity（任务调度的最小时间粒度）作对比；
  • 3.当前进程虚拟运行时间与就绪队列中最优先任务的虚拟时间做比较，若大出一定范围，则需重新调度；
    • 前面1步是保证当前任务实际运行时间不要太多；2步是当前任务实际运行时间不要太少；将实际运行时间限定在一定范围内；
    • 前面的1,2步均是拿当前进程的实际运行时间进行对比，而这里是对虚拟运行时间进行评判；

在这里插入图片描述

static void
check_preempt_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr)
{unsigned long ideal_runtime, delta_exec;struct sched_entity *se;s64 delta;/**1.当前进程实际运行的时间比预期时间长*1.1 通过sched_slice计算当前任务理想时间片长度，赋值给ideal_runtime；*1.2 检查进程运行时间 是否超出 预期运行时间*/ideal_runtime = min_t(u64, sched_slice(cfs_rq, curr), sysctl_sched_latency);delta_exec = curr->sum_exec_runtime - curr->prev_sum_exec_runtime;//当前进程本次实际运行时间if (delta_exec > ideal_runtime) {//实际运行时间超出预期，则重新调度resched_currresched_curr(rq_of(cfs_rq));/** 清除调度器中的“亲密任务”（buddy）信息，* 避免当前任务因调度优先级偏好被再次选中。*/clear_buddies(cfs_rq, curr);return;}/** 2.避免当前进程运行时间太短；* sysctl_sched_min_granularity是任务调度的最小时间粒度* 如果实际运行时间小于最小时间粒度，说明其运行时间不足，* 不满足重新调度的要求，直接退出抢占判断*/if (delta_exec < sysctl_sched_min_granularity)return;/** 3. 当前进程运行的时间比预期时间大一定幅度，则需抢占；* 3.1 先计算出 当前任务虚拟时间 与 cfs队列中最优先任务（即红黑树左下角的任务）虚拟时间 之间的差；* 3.2 若 当前任务虚拟时间 < 最优先任务虚拟时间，则说明公平性未得到破坏，继续运行当前任务；* 3.3 若 当前任务虚拟时间 > 最优先任务虚拟时间，但超出的时间在一定范围内*     (超出时间小于一个调度周期ideal_runtime)，继续运行当前任务；* 3.4 若 超出时间太多（即超出时间大于一个调度周期ideal_runtime），需要重新调度；*/se = __pick_first_entity(cfs_rq);//获取cfs调度队列中虚拟时间最小的任务delta = curr->vruntime - se->vruntime;//计算当前任务与最优先任务之间的虚拟运行时间差。if (delta < 0)//无需抢占，因为当前任务的虚拟时间比cfs队列中最优先任务的虚拟时间还小return;//超出的时间 都大于 预期运行时间，则重新调度；if (delta > ideal_runtime)resched_curr(rq_of(cfs_rq));
}

不难看出，这里的核心函数是sched_slice()与resched_curr(),下面将详细分析这两个函数。

sched_slice()：该函数根据当前系统的负载计算出一个调度周期，也即前面提到的预期运行时间，作为一个评判标准，以免当前任务运行时间过长；

首先是shced_slice()函数：调用__sched_period()函数计算单个调度周期；再循环遍历任务中的所有调度实体，计算slice预期运行时间；

static u64 sched_slice(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
{/*1.计算出一个调度周期__sched_period()*/slice = __sched_period(nr_running + !se->on_rq);/*2.遍历任务的所有调度实体，计算时间片*/for_each_sched_entity(se) {struct load_weight *load;struct load_weight lw;struct cfs_rq *qcfs_rq;/*获取当前cfs队列的总负载*/qcfs_rq = cfs_rq_of(se);load = &qcfs_rq->load;if (unlikely(!se->on_rq)) {lw = qcfs_rq->load;update_load_add(&lw, se->load.weight);load = &lw;}/*根据当前调度实体的权重，计算其分配到的时间片长度*/slice = __calc_delta(slice, se->load.weight, load);/*							当前调度实体权重   队列总负载*/}return slice;
}

关于__sched_period()函数是如何实现的，他通过将就绪队列中的任务数与一个固定值sched_nr_latency作对比，来使用不同的策略，如果就绪队列中的任务少于sched_nr_latency，则直接使用系统默认的sysctl_sched_latency作为一个调度周期，如果就绪队列中的任务多于sched_nr_latency，则将nr_running * sysctl_sched_min_granularity作为一个调度周期，其中sysctl_sched_min_granularity是最小时间片，也即就绪队列中所有任务都运行最小时间片后作为一个调度周期。

/** This value is kept at sysctl_sched_latency/sysctl_sched_min_granularity*/
static unsigned int sched_nr_latency = 8;
unsigned int sysctl_sched_min_granularity= 750000ULL;
unsigned int sysctl_sched_latency= 6000000ULL;static u64 __sched_period(unsigned long nr_running)
{	/*1.就绪队列中进程较多，每个任务运行最小时间粒度*/if (unlikely(nr_running > sched_nr_latency))return nr_running * sysctl_sched_min_granularity;else/*2. 就绪队列中进程较少，sysctl_sched_latency作为默认调度周期*/return sysctl_sched_latency;
}

**resched_curr()😗*该函数执行重新调度相关工作；

void resched_curr(struct rq *rq)
{struct task_struct *curr = rq->curr;//就绪队列当前进程int cpu;lockdep_assert_rq_held(rq);//确保运行队列被锁定；/*1.检查当前任务是否已经被标记为需要重新调度，防止重复标记*/if (test_tsk_need_resched(curr))return;/*2.重新调度相关工作：*	2.1运行队列所属cpu是当前cpu，即处理本地cpu情况：*	   set_tsk_need_resched(curr)更改 task_struct下面thread_info->flag为TIF_NEED_RESCHED；*	   set_preempt_need_resched()设置内核的抢占标志位，允许调度器在下一次中断时触发任务切换*/cpu = cpu_of(rq);if (cpu == smp_processor_id()) {set_tsk_need_resched(curr);set_preempt_need_resched();return;}/*2.重新调度相关工作：*	2.2处理远程CPU情况：*	   set_nr_and_not_polling(curr)标记当前任务为TASK_RUNNING并判断目标CPU是否是空闲轮询状态*	   smp_send_reschedule(cpu)发送信号，通知目标 CPU 触发调度操作。*/if (set_nr_and_not_polling(curr))smp_send_reschedule(cpu);elsetrace_sched_wake_idle_without_ipi(cpu);
}

resched_curr()重新调度相关工作主要分以下两个情况：

  • 本地CPU：即目标运行队列所属CPU就是当前CPU
    • 这种情况更改当前任务的thread_info标识符中的TIF_NEED_RESCHED;
    • set_preempt_need_resched()设置内核的抢占标志位；
  • 远程CPU：即目标任务所属cpu不是当前cpu；
    • smp_send_reschedule(cpu)发送信号，通知目标 CPU 触发调度操作；

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