重要的 CFS 数据结构
对于每个 CPU，CFS 使用按时间排序的红黑（red-black）树。
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该树方法能够良好运行的原因在于：
- 红黑树可以始终保持平衡。
- 由于红黑树是二叉树，查找操作的时间复杂度为对数。但是，除了最左侧查找以外，很难执行其他查找，并且最左侧的节点指针始终被缓存。
- 对于大多数操作，红黑树的执行时间为 O(log n)，而以前的调度程序通过具有固定优先级的优先级数组使用 O(1)。O(log n) 行为具有可测量的延迟，但是对于较大的任务数无关紧要。Molnar 在尝试这种树方法时，首先对这一点进行了测试。
- 红黑树可通过内部存储实现 — 即不需要使用外部分配即可对数据结构进行维护。
让我们了解一下实现这种新调度程序的一些关键数据结构。
struct task_struct 的变化
CFS 去掉了 struct prio_array，并引入调度实体（scheduling entity）和调度类 （scheduling classes），分别由 struct sched_entity 和 struct sched_class 定义。因此，task_struct 包含关于 sched_entity 和 sched_class 这两种结构的信息：
清单 1. task_struct 结构
struct task_struct { /* Defined in 2.6.23:/usr/include/linux/sched.h */
....
- struct prio_array *array;
+ struct sched_entity se;
+ struct sched_class *sched_class;
....
....
};
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struct sched_entity
该结构包含了完整的信息，用于实现对单个任务或任务组的调度。它可用于实现组调度。调度实体可能与进程没有关联。
清单 2. sched_entity 结构
struct sched_entity { /* Defined in 2.6.23:/usr/include/linux/sched.h */
long wait_runtime; /* Amount of time the entity must run to become completely */
/* fair and balanced.*/
s64 fair_key;
struct load_weight load; /* for load-balancing */
struct rb_node run_node; /* To be part of Red-black tree data structure */
unsigned int on_rq;
....
};
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struct sched_class
该调度类类似于一个模块链，协助内核调度程序工作。每个调度程序模块需要实现 struct sched_class 建议的一组函数。
清单 3. sched_class 结构
struct sched_class { /* Defined in 2.6.23:/usr/include/linux/sched.h */
struct sched_class *next;
void (*enqueue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int wakeup);
void (*dequeue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int sleep);
void (*yield_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
void (*check_preempt_curr) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
struct task_struct * (*pick_next_task) (struct rq *rq);
void (*put_prev_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
unsigned long (*load_balance) (struct rq *this_rq, int this_cpu,
struct rq *busiest,
unsigned long max_nr_move, unsigned long max_load_move,
struct sched_domain *sd, enum cpu_idle_type idle,
int *all_pinned, int *this_best_prio);
void (*set_curr_task) (struct rq *rq);
void (*task_tick) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
void (*task_new) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
};
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我们来看一下清单 3 中的函数：
enqueue_task：当某个任务进入可运行状态时，该函数将得到调用。它将调度实体（进程）放入红黑树中，并对nr_running变量加 1。dequeue_task：当某个任务退出可运行状态时调用该函数，它将从红黑树中去掉对应的调度实体，并从nr_running变量中减 1。yield_task：在compat_yield sysctl关闭的情况下，该函数实际上执行先出队后入队；在这种情况下，它将调度实体放在红黑树的最右端。check_preempt_curr：该函数将检查当前运行的任务是否被抢占。在实际抢占正在运行的任务之前，CFS 调度程序模块将执行公平性测试。这将驱动唤醒式（wakeup）抢占。pick_next_task：该函数选择接下来要运行的最合适的进程。load_balance：每个调度程序模块实现两个函数，load_balance_start()和load_balance_next()，使用这两个函数实现一个迭代器，在模块的load_balance例程中调用。内核调度程序使用这种方法实现由调度模块管理的进程的负载平衡。set_curr_task：当任务修改其调度类或修改其任务组时，将调用这个函数。task_tick：该函数通常调用自 time tick 函数；它可能引起进程切换。这将驱动运行时（running）抢占。task_new：内核调度程序为调度模块提供了管理新任务启动的机会。CFS 调度模块使用它进行组调度，而用于实时任务的调度模块则不会使用这个函数。
运行队列中与 CFS 有关的字段
对于每个运行队列，都提供了一种结构来保存相关红黑树的信息。
清单 4. cfs_rq 结构
struct cfs_rq {/* Defined in 2.6.23:kernel/sched.c */
struct load_weight load;
unsigned long nr_running;
s64 fair_clock; /* runqueue wide global clock */
u64 exec_clock;
s64 wait_runtime;
u64 sleeper_bonus;
unsigned long wait_runtime_overruns, wait_runtime_underruns;
struct rb_root tasks_timeline; /* Points to the root of the rb-tree*/
struct rb_node *rb_leftmost; /* Points to most eligible task to give the CPU */
struct rb_node *rb_load_balance_curr;
#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
struct sched_entity *curr; /* Currently running entity */
struct rq *rq; /* cpu runqueue to which this cfs_rq is attached */
...
...
#endif
};
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CFS 工作原理
CFS 调度程序使用安抚（appeasement）策略确保公平性。当某个任务进入运行队列后，将记录当前时间，当某个进程等待 CPU 时，将对这个进程的 wait_runtime 值加一个数，这个数取决于运行队列当前的进程数。当执行这些计算时，也将考虑不同任务的优先级值。 将这个任务调度到 CPU 后，它的 wait_runtime 值开始递减，当这个值递减到其他任务成为红黑树的最左侧任务时，当前任务将被抢占。通过这种方式，CFS 努力实现一种理想 状态，即 wait_runtime 值为 0！
CFS 维护任务运行时（相对于运行队列级时钟，称为 fair_clock(cfs_rq->fair_clock)），它在某个实际时间的片段内运行，因此，对于单个任务可以按照理想的速度运行。
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例如，如果具有 4 个可运行的任务，那么 fair_clock 将按照实际时间速度的四分之一增加。每个任务将设法跟上这个速度。这是由分时多任务处理的量子化特性决定的。也就是说，在任何一个时间段内只有一个任务可以运行；因此，其他进程在时间上的拖欠将增大（wait_runtime）。因此，一旦某个任务进入调度，它将努力赶上它所欠下的时间（并且要比所欠时间多一点，因为在追赶时间期间，fair_clock 不会停止计时）。
加权任务引入了优先级。假设我们有两个任务：其中一个任务占用 CPU 的时间量是另一个任务的两倍，比例为 2:1。执行数学转换后，对于权重为 0.5 的任务，时间流逝的速度是以前的两倍。
我们根据 fair_clock 对树进行排队。
请注意，CFS 没有使用时间片（time slices），至少，没有优先使用。CFS 中的时间片具有可变的长度并且动态确定。
对于负载平衡程序，调度模块实现了迭代器，使用它遍历由调度模块管理的所有任务，从而进行负载平衡。
运行时调优选项
引入了重要的 sysctls 来在运行时对调度程序进行调优（以 ns 结尾的名称以纳秒为单位）：
sched_latency_ns：针对 CPU 密集型任务进行目标抢占延迟（Targeted preemption latency）。sched_batch_wakeup_granularity_ns：针对SCHED_BATCH的唤醒（Wake-up）粒度。sched_wakeup_granularity_ns：针对SCHED_OTHER的唤醒粒度。sched_compat_yield：由于 CFS 进行了改动，严重依赖sched_yield()的行为的应用程序可以要求不同的性能，因此推荐启用sysctls。sched_child_runs_first：child 在fork之后进行调度；此为默认设置。如果设置为 0，那么先调度 parent。sched_min_granularity_ns：针对 CPU 密集型任务执行最低级别抢占粒度。sched_features：包含各种与调试相关的特性的信息。sched_stat_granularity_ns：收集调度程序统计信息的粒度。
下面是系统中运行时参数的典型值：
清单 5. 典型的运行时参数值
[root@dodge ~]# sysctl -A|grep "sched" | grep -v "domain" kernel.sched_min_granularity_ns = 4000000 kernel.sched_latency_ns = 40000000 kernel.sched_wakeup_granularity_ns = 2000000 kernel.sched_batch_wakeup_granularity_ns = 25000000 kernel.sched_stat_granularity_ns = 0 kernel.sched_runtime_limit_ns = 40000000 kernel.sched_child_runs_first = 1 kernel.sched_features = 29 kernel.sched_compat_yield = 0 [root@dodge ~]# |
新的调度程序调试接口
新调度程序附带了一个非常棒的调试接口，还提供了运行时统计信息，分别在 kernel/sched_debug.c 和 kernel/sched_stats.h 中实现。要提供调度程序的运行时信息和调试信息，需要将一些文件添加到 proc pseudo 文件系统：
- /proc/sched_debug：显示运行时调度程序可调优选项的当前值、CFS 统计信息和所有可用 CPU 的运行队列信息。当读取这个 proc 文件时，将调用
sched_debug_show()函数并在 sched_debug.c 中定义。 - /proc/schedstat：为所有相关的 CPU 显示特定于运行队列的统计信息以及 SMP 系统中特定于域的统计信息。kernel/sched_stats.h 中定义的
show_schedstat()函数将处理 proc 条目中的读操作。 - /proc/[PID]/sched：显示与相关调度实体有关的信息。在读取这个文件时，将调用 kernel/sched_debug.c 中定义的
proc_sched_show_task()函数
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内核 2.6.24 中的变化
Linux 2.6.24 版本中有哪些值得期待的新变化？新版本中不再追赶全局时钟（fair_clock），任务之间将彼此追赶。将引入每个任务（调度实体）的时钟 vruntime（wall_time/task_weight），并且将使用近似的平均时间初始化新任务的时钟。
其他重要改动将影响关键数据结构。下面展示了 struct sched_entity 中的预期变动：
清单 6. 2.6.24 版本中 sched_entity 结构的预期变动
struct sched_entity { /* Defined in /usr/include/linux/sched.h */
- long wait_runtime;
- s64 fair_key;
+ u64 vruntime;
- u64 wait_start_fair;
- u64 sleep_start_fair;
...
...
}
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以下是 struct cfs_rq 中的变动：
清单 7. 2.6.24 版本中 cfs_rq 结构的预期变动
struct cfs_rq { /* Defined in kernel/sched.c */
- s64 fair_clock;
- s64 wait_runtime;
- u64 sleeper_bonus;
- unsigned long wait_runtime_overruns, wait_runtime_underruns;
+ u64 min_vruntime;
+ struct sched_entity *curr;
+#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
...
+ struct task_group *tg; /* group that "owns" this runqueue */
...
#endif
};
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组任务中引入了一个全新结构：
清单 8. 新添加的 task_group 结构
struct task_group { /* Defined in kernel/sched.c */
#ifdef CONFIG_FAIR_CGROUP_SCHED
struct cgroup_subsys_state css;
#endif
/* schedulable entities of this group on each cpu */
struct sched_entity **se;
/* runqueue "owned" by this group on each cpu */
struct cfs_rq **cfs_rq;
unsigned long shares;
/* spinlock to serialize modification to shares */
spinlock_t lock;
struct rcu_head rcu;
};
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每个任务都跟踪它的运行时，并根据该值对任务进行排队。这意味着运行最少的任务将位于树的最左侧。同样，通过对时间加权划分优先级。每个任务在下面的时间段内力求获得精确调度：
sched_period = (nr_running > sched_nr_latency) ? sysctl_sched_latency : ((nr_running * sysctl_sched_latency) / sched_nr_latency)
其中 sched_nr_latency = (sysctl_sched_latency / sysctl_sched_min_granularity)。这表示，当可运行任务数大于 latency_nr 时，将线性延长调度周期。sched_fair.c 中定义的 sched_slice() 是进行这些计算的位置。
因此，如果每个可运行任务运行与 sched_slice() 等价的时间，那么将花费的时间为 sched_period，每个任务将运行与其权重成比例的时间量。此外，在任何时刻，CFS 都承诺超前运行 sched_period，因为最后执行调度的任务将在这个时限内再次运行。
因此，当一个新任务变为可运行状态时，对其位置有严格的要求。在所有其他任务运行之前，此任务不能运行；否则，将破坏对这些任务作出的承诺。然而，由于该任务确实进行了排队，对运行队列的额外权重将缩短其他所有任务的时间片，在 sched_priod 的末尾释放一点位置，刚好满足新任务的需求。这个新的任务就被放在这个位置。
2.6.24 中的组调度增强
在 2.6.24 中，您将能够对调度程序进行调优，从而实现对用户或组的公平性，而不是任务公平性。可以将任务进行分组，形成多个实体，调度程序将平等对待这些实体，继而公平对待实体中的任务。要启用这个特性，在编译内核时需要选择 CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED。目前，只有 SCHED_NORMAL 和 SCHED_BATCH 任务可以进行分组。
可以使用两个独立的方法对任务进行分组，它们分别基于：
- 用户 ID。
- cgroup pseudo 文件系统：这个选项使管理员可以根据需要创建组。有关更多细节，阅读内核源文档目录中的 cgroups.txt 文件。
内核配置参数 CONFIG_FAIR_USER_SCHED 和 CONFIG_FAIR_CGROUP_SCHED 可帮助您进行选择。