标签：sso interval 产生 fifo cache mit style use inline
在 Linux 里面，进程大概可以分成两种。
一种称为实时进程，也就是需要尽快执行返回结果的那种。另一种是普通进程，大部分的进程其实都是这种。
优先级其实就是一个数值，对于实时进程，优先级的范围是 0～99；对于普通进程，优先级的范围是 100～139。数值越小，优先级越高。
从这里可以看出，所有的实时进程都比普通进程优先级要高。
/****** task_struct 进程调度相关 ******/ // 是否在运行队列上 int on_rq; // 优先级 int prio; int static_prio; int normal_prio; unsigned int rt_priority; // 调度器类，封装了调度策略的执行逻辑 const struct sched_class *sched_class; // 调度实体 struct sched_entity se; // 完全公平算法调度实体 struct sched_rt_entity rt; // 实时调度实体 struct sched_dl_entity dl; // Deadline 调度实体 // 调度策略 unsigned int policy; // 可以使用哪些CPU int nr_cpus_allowed; cpumask_t cpus_allowed; struct sched_info sched_info; // 调度策略定义 #define SCHED_NORMAL 0 #define SCHED_FIFO 1 // 先来先服务 #define SCHED_RR 2 #define SCHED_BATCH 3 #define SCHED_IDLE 5 #define SCHED_DEADLINE 6 // 完全公平算法调度实体 struct sched_entity { struct load_weight load; struct rb_node run_node; struct list_head group_node; unsigned int on_rq; u64 exec_start; u64 sum_exec_runtime; u64 vruntime; u64 prev_sum_exec_runtime; u64 nr_migrations; struct sched_statistics statistics; ...... };
实时进程的调度策略：SCHED_FIFO, SCHED_RR, SCHED_DEADLINE。
SCHED_FIFO 先来先服务，高优先级的进程可以抢占低优先级的进程，而相同优先级的进程，我们遵循先来先得。
SCHED_RR 轮流调度算法，采用时间片，相同优先级的任务当用完时间片会被放到队列尾部，以保证公平性，而高优先级的任务也是可以抢占低优先级的任务。
SCHED_DEADLINE，是按照任务的 deadline 进行调度的。当产生一个调度点的时候，DL 调度器总是选择其 deadline 距离当前时间点最近的那个任务，并调度它执行。
普通进程的调度策略：SCHED_NORMAL、SCHED_BATCH、SCHED_IDLE。
SCHED_NORMAL 是普通的进程。
SCHED_BATCH 是后台进程，几乎不需要和前端进行交互。
SCHED_IDLE 是特别空闲的时候才跑的进程。
sched_class 有几种实现：
stop_sched_class 优先级最高的任务会使用这种策略，会中断所有其他线程，且不会被其他任务打断；
dl_sched_class 对应上面的 deadline 调度策略；
rt_sched_class 对应 RR 算法或者 FIFO 算法的调度策略，具体调度策略由进程的 task_struct->policy 指定；
fair_sched_class 普通进程的调度策略；
idle_sched_class 空闲进程的调度策略。
每个 CPU 都有自己的 struct rq 结构，用于描述在此 CPU 上所运行的所有进程，包括一个实时进程队列 rt_rq 和一个 CFS 运行队列 cfs_rq在。
调度时，调度器首先会先去实时进程队列找是否有实时进程需要运行，如果没有才会去 CFS 运行队列找是否有进程需要运行。
struct rq { /* runqueue lock: */ raw_spinlock_t lock; unsigned int nr_running; unsigned long cpu_load[CPU_LOAD_IDX_MAX]; ...... struct load_weight load; unsigned long nr_load_updates; u64 nr_switches; struct cfs_rq cfs; struct rt_rq rt; struct dl_rq dl; ...... struct task_struct *curr, *idle, *stop; ...... }; /* CFS-related fields in a runqueue */ struct cfs_rq { struct load_weight load; unsigned int nr_running, h_nr_running; u64 exec_clock; u64 min_vruntime; #ifndef CONFIG_64BIT u64 min_vruntime_copy; #endif struct rb_root tasks_timeline; // 指向红黑树的根节点 struct rb_node *rb_leftmost; // 指向最左面的节点 struct sched_entity *curr, *next, *last, *skip; ...... };
调度类的定义如下：
struct sched_class { const struct sched_class *next; // 指向下一个调度类 // 向就绪队列中添加一个进程，当某个进程进入可运行状态时，调用这个函数 void (*enqueue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags); // 将一个进程从就绪队列中删除 void (*dequeue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags); 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); // 选择接下来要运行的进程 struct task_struct * (*pick_next_task) (struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf); // 用另一个进程代替当前运行的进程 void (*put_prev_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p); // 用于修改调度策略 void (*set_curr_task) (struct rq *rq); // 每次周期性时钟到的时候，这个函数被调用，可能触发调度 void (*task_tick) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int queued); void (*task_fork) (struct task_struct *p); void (*task_dead) (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); void (*update_curr) (struct rq *rq) }
调度类分为下面这几种：
extern const struct sched_class stop_sched_class; extern const struct sched_class dl_sched_class; extern const struct sched_class rt_sched_class; extern const struct sched_class fair_sched_class; extern const struct sched_class idle_sched_class;
它们其实是放在一个链表上的。这里我们以调度最常见的操作，取下一个任务为例，来解析一下。
可以看到，这里面有一个 for_each_class 循环，沿着上面的顺序，依次调用每个调度类的方法。
这就说明，调度的时候是从优先级最高的调度类到优先级低的调度类，依次执行。而对于每种调度类，有自己的实现，例如，CFS 就有 fair_sched_class。
/* * Pick up the highest-prio task: */ static inline struct task_struct * pick_next_task(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf) { const struct sched_class *class; struct task_struct *p; ...... for_each_class(class) { p = class->pick_next_task(rq, prev, rf); if (p) { if (unlikely(p == RETRY_TASK)) goto again; return p; } } } 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, .yield_to_task = yield_to_task_fair, .check_preempt_curr = check_preempt_wakeup, .pick_next_task = pick_next_task_fair, .put_prev_task = put_prev_task_fair, .set_curr_task = set_curr_task_fair, .task_tick = task_tick_fair, .task_fork = task_fork_fair, .prio_changed = prio_changed_fair, .switched_from = switched_from_fair, .switched_to = switched_to_fair, .get_rr_interval = get_rr_interval_fair, .update_curr = update_curr_fair, };
对于同样的 pick_next_task 选取下一个要运行的任务这个动作，不同的调度类有自己的实现。
fair_sched_class 的实现是 pick_next_task_fair，rt_sched_class 的实现是 pick_next_task_rt。
我们会发现这两个函数是操作不同的队列，pick_next_task_rt 操作的是 rt_rq，pick_next_task_fair 操作的是 cfs_rq。
static struct task_struct * pick_next_task_rt(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf) { struct task_struct *p; struct rt_rq *rt_rq = &rq->rt; ...... } static struct task_struct * pick_next_task_fair(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf) { struct cfs_rq *cfs_rq = &rq->cfs; struct sched_entity *se; struct task_struct *p; ...... }
这样整个运行的场景就串起来了，在每个 CPU 上都有一个队列 rq，这个队列里面包含多个子队列，例如 rt_rq 和 cfs_rq，不同的队列有不同的实现方式，cfs_rq 就是用红黑树实现的。当有一天，某个 CPU 需要找下一个任务执行的时候，会按照优先级依次调用调度类，不同的调度类操作不同的队列。当然 rt_sched_class 先被调用，它会在 rt_rq 上找下一个任务，只有找不到的时候，才轮到 fair_sched_class 被调用，它会在 cfs_rq 上找下一个任务。这样保证了实时任务的优先级永远大于普通任务。
我们重点看下 fair_sched_class 对于 pick_next_task 的实现 pick_next_task_fair，获取下一个进程。
调用路径如下：pick_next_task_fair->pick_next_entity->__pick_first_entity。
struct sched_entity *__pick_first_entity(struct cfs_rq *cfs_rq) { struct rb_node *left = rb_first_cached(&cfs_rq->tasks_timeline); if (!left) return NULL; return rb_entry(left, struct sched_entity, run_node); }
举例：从 Tap 网络设备等待一个读取。Tap 网络设备是虚拟机使用的网络设备。当没有数据到来的时候，它也需要等待，所以也会选择把 CPU 让给其他进程。
static ssize_t tap_do_read(struct tap_queue *q, struct iov_iter *to, int noblock, struct sk_buff *skb) { ...... while (1) { if (!noblock) prepare_to_wait(sk_sleep(&q->sk), &wait, TASK_INTERRUPTIBLE); ...... /* Nothing to read, let‘s sleep */ schedule(); } ...... }
asmlinkage __visible void __sched schedule(void) { struct task_struct *tsk = current; sched_submit_work(tsk); do { preempt_disable(); __schedule(false); sched_preempt_enable_no_resched(); } while (need_resched()); } static void __sched notrace __schedule(bool preempt) { struct task_struct *prev, *next; unsigned long *switch_count; struct rq_flags rf; struct rq *rq; int cpu; // 1. 在当前的 CPU 上取出任务队列 rq cpu = smp_processor_id(); rq = cpu_rq(cpu); prev = rq->curr; ...... // 2. 获取下一个任务，即继任 next = pick_next_task(rq, prev, &rf); clear_tsk_need_resched(prev); clear_preempt_need_resched(); ...... // 3. 当选出的继任者和前任不同，就要进行上下文切换，继任者进程正式进入运行 if (likely(prev != next)) { rq->nr_switches++; rq->curr = next; ++*switch_count; ...... rq = context_switch(rq, prev, next, &rf); ...... }
pick_next_task 的实现如下：
static inline struct task_struct * pick_next_task(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf) { const struct sched_class *class; struct task_struct *p; /* * Optimization: we know that if all tasks are in the fair class we can call that function directly, * but only if the @prev task wasn‘t of a higher scheduling class, * because otherwise those loose the opportunity to pull in more work from other CPUs. */ if (likely((prev->sched_class == &idle_sched_class || prev->sched_class == &fair_sched_class) && rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running)) { p = fair_sched_class.pick_next_task(rq, prev, rf); if (unlikely(p == RETRY_TASK)) goto again; /* Assumes fair_sched_class->next == idle_sched_class */ if (unlikely(!p)) p = idle_sched_class.pick_next_task(rq, prev, rf); return p; } again: for_each_class(class) { p = class->pick_next_task(rq, prev, rf); if (p) { if (unlikely(p == RETRY_TASK)) goto again; return p; } } }
again 就是依次调用调度类。但是这里有了一个优化，因为大部分进程是普通进程，所以大部分情况下会调用上面的逻辑，调用的就是 fair_sched_class.pick_next_task。
根据 fair_sched_class 的定义，它调用的是 pick_next_task_fair。
static struct task_struct * pick_next_task_fair(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf) { struct cfs_rq *cfs_rq = &rq->cfs; struct sched_entity *se; struct task_struct *p; int new_tasks;
对于 CFS 调度类，取出相应的队列 cfs_rq，这就是那棵红黑树。
struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr; if (curr) { if (curr->on_rq) update_curr(cfs_rq); else curr = NULL; ...... } se = pick_next_entity(cfs_rq, curr);
取出当前正在运行的任务 curr，如果依然是可运行的状态，也即处于进程就绪状态，则调用 update_curr 更新 vruntime。
update_curr 会根据实际运行时间算出 vruntime 来。
接着，pick_next_entity 从红黑树里面，取最左边的一个节点。
// 得到下一个调度实体对应的 task_struct p = task_of(se); // 如果发现继任和前任不一样，这就说明有一个更需要运行的进程了，就需要更新红黑树了。 if (prev != p) { struct sched_entity *pse = &prev->se; ...... // 前面前任的 vruntime 更新过了，put_prev_entity 放回红黑树，会找到相应的位置 put_prev_entity(cfs_rq, pse); // 将继任者设为当前任务 set_next_entity(cfs_rq, se); } return p
上下文切换主要干两件事情，一是切换进程空间，也即虚拟内存；二是切换寄存器和 CPU 上下文。
/* * context_switch - switch to the new MM and the new thread‘s register state. */ static __always_inline struct rq * context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct task_struct *next, struct rq_flags *rf) { struct mm_struct *mm, *oldmm; ...... mm = next->mm; oldmm = prev->active_mm; ...... switch_mm_irqs_off(oldmm, mm, next); ...... /* Here we just switch the register state and the stack. */ switch_to(prev, next, prev); barrier(); return finish_task_switch(prev); }
switch_to 是寄存器和栈的切换，它调用到了 __switch_to_asm。这是一段汇编代码，主要用于栈的切换。
// 32 位操作系统 /* * %eax: prev task * %edx: next task */ ENTRY(__switch_to_asm) ...... /* switch stack */ movl %esp, TASK_threadsp(%eax) movl TASK_threadsp(%edx), %esp ...... jmp __switch_to END(__switch_to_asm) // 64 位操作系统 /* * %rdi: prev task * %rsi: next task */ ENTRY(__switch_to_asm) ...... /* switch stack */ movq %rsp, TASK_threadsp(%rdi) movq TASK_threadsp(%rsi), %rsp ...... jmp __switch_to END(__switch_to_asm)
最终，都返回了 __switch_to 这个函数。这个函数对于 32 位和 64 位操作系统虽然有不同的实现，但里面做的事情是差不多的。所以这里仅仅列出 64 位操作系统做的事情。
__visible __notrace_funcgraph struct task_struct * __switch_to(struct task_struct *prev_p, struct task_struct *next_p) { struct thread_struct *prev = &prev_p->thread; struct thread_struct *next = &next_p->thread; ...... int cpu = smp_processor_id(); struct tss_struct *tss = &per_cpu(cpu_tss, cpu); ...... load_TLS(next, cpu); ...... this_cpu_write(current_task, next_p); /* Reload esp0 and ss1. This changes current_thread_info(). */ load_sp0(tss, next); ...... return prev_p; }
所谓的进程切换，就是将某个进程的 thread_struct 里面的寄存器的值，写入到 CPU 的 TR 指向的 tss_struct，对于 CPU 来讲，这就算是完成了切换。
例如 __switch_to 中的 load_sp0，就是将下一个进程的 thread_struct 的 sp0 的值加载到 tss_struct 里面去。
标签：sso interval 产生 fifo cache mit style use inline
原文地址：https://www.cnblogs.com/sunnycindy/p/14938814.html
