Linux内核--进程管理(十三)O(1)调度算法

目录

一、引言
二、O(1)调度算法原理
------>2.1、prio_array 结构
------>2.2、runqueue 结构
三、实时进程调度
四、普通进程调度
------>4.1、运行时间片计算
五、O(1)调度算法实现
------>5.1、时钟中断任务调度
------>5.2、任务调度

一、引言

Linux是一个支持多任务的操作系统,而多个任务之间的切换是通过 调度器 来完成,调度器 使用不同的调度算法会有不同的效果。Linux2.4版本使用的调度算法的时间复杂度为O(n),其主要原理是通过轮询所有可运行任务列表,然后挑选一个最合适的任务运行,所以其时间复杂度与可运行任务队列的长度成正比。而Linux2.6开始替换成名为 O(1)调度算法,顾名思义,其时间复杂度为O(1)。虽然在后面的版本开始使用 CFS调度算法(完全公平调度算法),但了解 O(1)调度算法 对学习Linux调度器还是有很大帮助的,所以本文主要介绍 O(1)调度算法 的原理与实现。

二、O(1)调度算法原理

2.1、prio_array 结构

O(1)调度算法 通过优先级来对任务进行分组,可分为140个优先级(0 ~ 139,数值越小优先级越高),每个优先级的任务由一个队列来维护。
prio_array 结构就是用来维护这些任务队列,如下代码:

#define MAX_USER_RT_PRIO    100
#define MAX_RT_PRIO         MAX_USER_RT_PRIO
#define MAX_PRIO            (MAX_RT_PRIO + 40)

#define BITMAP_SIZE ((((MAX_PRIO+1+7)/8)+sizeof(long)-1)/sizeof(long))

struct prio_array {
    int nr_active;
    unsigned long bitmap[BITMAP_SIZE];
    struct list_head queue[MAX_PRIO];
};

下面介绍 prio_array 结构各个字段的作用:

  1. nr_active: 所有优先级队列中的总任务数。
  2. bitmap: 位图,每个位对应一个优先级的任务队列,用于记录哪个任务队列不为空,能通过 bitmap 够快速找到不为空的任务队列。
  3. queue: 优先级队列数组,每个元素维护一个优先级队列,比如索引为0的元素维护着优先级为0的任务队列。

下图更直观地展示了 prio_array 结构各个字段的关系:
Linux内核--进程管理(十三)O(1)调度算法_第1张图片
如上图所述,bitmap 的第2位和第6位为1(红色代表为1,白色代表为0),表示优先级为2和6的任务队列不为空,也就是说 queue 数组的第2个元素和第6个元素的队列不为空。

2.2、runqueue 结构

另外,为了减少多核CPU之间的竞争,所以每个CPU都需要维护一份本地的优先队列。因为如果使用全局的优先队列,那么多核CPU就需要对全局优先队列进行上锁,从而导致性能下降。

每个CPU都需要维护一个 runqueue 结构,runqueue 结构主要维护任务调度相关的信息,比如优先队列、调度次数、CPU负载信息等。其定义如下:

struct runqueue {
    spinlock_t lock;
    unsigned long nr_running,
                  nr_switches,
                  expired_timestamp,
                  nr_uninterruptible;
    task_t *curr, *idle;
    struct mm_struct *prev_mm;
    prio_array_t *active, *expired, arrays[2];
    int prev_cpu_load[NR_CPUS];
    task_t *migration_thread;
    struct list_head migration_queue;
    atomic_t nr_iowait;
};

runqueue 结构有两个重要的字段:active 和 expired,这两个字段在 O(1)调度算法 中起着至关重要的作用。我们先来了解一下 O(1)调度算法 的大概原理。

我们注意到 active 和 expired 字段的类型为 prio_array,指向任务优先队列。active 代表可以调度的任务队列,而 expired 字段代表时间片已经用完的任务队列。active 和 expired 会进行以下两个过程:

  1. 当 active 中的任务时间片用完,那么就会被移动到 expired 中。
  2. 当 active 中已经没有任务可以运行,就把 expired 与 active 交换,从而 expired 中的任务可以重新被调度。

如下图所示:
Linux内核--进程管理(十三)O(1)调度算法_第2张图片
Linux内核--进程管理(十三)O(1)调度算法_第3张图片

二、实时进程调度

实时进程分为 FIFO(先进先出) 和 RR(时间轮询) 两种,其调度算法比较简单,如下:

  1. 先进先出的实时进程调度:如果调度器在执行某个先进先出的实时进程,那么调度器会一直运行这个进程,直至其主动放弃运行权(退出进程或者sleep等)。
  2. 时间轮询的实时进程调度:如果调度器在执行某个时间轮询的实时进程,那么调度器会判断当前进程的时间片是否用完,如果用完的话,那么重新分配时间片给它,并且重新放置回 active 队列中,然后调度到其他同优先级或者优先级更高的实时进程进行运行。

三、普通进程调度

每个进程都要一个动态优先级和静态优先级,静态优先级不会变化(进程创建时被设置),而动态优先级会随着进程的睡眠时间而发生变化。动态优先级可以通过以下公式进行计算:

动态优先级 = max(100, min(静态优先级 – bonus + 5), 139))

上面公式的 bonus(奖励或惩罚) 是通过进程的睡眠时间计算出来,进程的睡眠时间越大,bonus 的值就越大,那么动态优先级就越高(前面说过优先级的值越小,优先级越高)。

另外要说明一下,实时进程的动态优先级与静态优先级相同。

当一个普通进程被添加到运行队列时,会先计算其动态优先级,然后按照动态优先级的值来添加到对应优先级的队列中。而调度器调度进程时,会先选择优先级最高的任务队列中的进程进行调度运行。

3.1、运行时间片计算

当进程的时间用完后,就需要重新进行计算。进程的运行时间片与静态优先级有关,可以通过以下公式进行计算:

静态优先级 < 120,运行时间片 = max((140-静态优先级)*20, MIN_TIMESLICE)
静态优先级 >= 120,运行时间片 = max((140-静态优先级)*5, MIN_TIMESLICE)

四、O(1)调度算法实现

接下来我们分析一下 O(1)调度算法 在内核中的实现。

4.1、时钟中断

时钟中断是由硬件触发的,可以通过编程来设置其频率,Linux内核一般设置为每秒产生100 ~ 1000次。时钟中断会触发调用 scheduler_tick() 内核函数,其主要工作是:减少进程的可运行时间片,如果时间片用完,那么把进程从 active 队列移动到 expired 队列中。代码如下:

void scheduler_tick(int user_ticks, int sys_ticks)
{
    runqueue_t *rq = this_rq();
    task_t *p = current;

    ...

    // 处理普通进程
    if (!--p->time_slice) {                // 减少时间片, 如果时间片用完
        dequeue_task(p, rq->active);       // 把进程从运行队列中删除
        set_tsk_need_resched(p);           // 设置要重新调度标志
        p->prio = effective_prio(p);       // 重新计算动态优先级
        p->time_slice = task_timeslice(p); // 重新计算时间片
        p->first_time_slice = 0;

        if (!rq->expired_timestamp)
            rq->expired_timestamp = jiffies;

        // 如果不是交互进程或者没有出来饥饿状态
        if (!TASK_INTERACTIVE(p) || EXPIRED_STARVING(rq)) {
            enqueue_task(p, rq->expired); // 移动到expired队列
        } else
            enqueue_task(p, rq->active);  // 重新放置到active队列
    }
    ...
}

上面代码主要完成以下几个工作:

  1. 减少进程的时间片,并且判断时间片是否已经使用完。
  2. 如果时间片使用完,那么把进程从 active 队列中删除。
  3. 调用 set_tsk_need_resched() 函数设 TIF_NEED_RESCHED 标志,表示当前进程需要重新调度。
  4. 调用 effective_prio() 函数重新计算进程的动态优先级。
  5. 调用 task_timeslice() 函数重新计算进程的可运行时间片。
  6. 如果当前进程是交互进程或者出来饥饿状态,那么重新加入到 active 队列。
  7. 否则把今天移动到 expired 队列。
4.2、任务调度

如果进程设置了 TIF_NEED_RESCHED 标志,那么当从时钟中断返回到用户空间时,会调用 schedule() 函数进行任务调度。
schedule() 函数代码如下:

void schedule(void)
{
    ...
    prev = current;  // 当前需要被调度的进程
    rq = this_rq();  // 获取当前CPU的runqueue

    array = rq->active; // active队列

    // 如果active队列中没有进程, 那么替换成expired队列
    if (unlikely(!array->nr_active)) {
        rq->active = rq->expired;
        rq->expired = array;
        array = rq->active;
        rq->expired_timestamp = 0;
    }

    idx = sched_find_first_bit(array->bitmap); // 找到最高优先级的任务队列
    queue = array->queue + idx;
    next = list_entry(queue->next, task_t, run_list); // 获取到下一个将要运行的进程

    ...
    prev->sleep_avg -= run_time; // 减少当前进程的睡眠时间
    ...

    if (likely(prev != next)) {
        ...
        prev = context_switch(rq, prev, next); // 切换到next进程进行运行
        ...
    }
    ...
}

上面代码主要完成以下几个步骤:

  1. 如果当前 runqueue 的 active 队列为空,那么把 active 队列与 expired 队列进行交换。
  2. 调用 sched_find_first_bit() 函数在 bitmap 中找到优先级最高并且不为空的任务队列索引。
  3. 减少当前进程的睡眠时间。
  4. 调用 context_switch() 函数切换到next进程进行运行。

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