Linux cgroup机制分析之框架分析

一: 前言

前段时间,一直在写操作系统和研究Solaris kernel.从而对linux kernel关心甚少.不久前偶然收到富士通的面试,由于诸多原因推辞掉了这次机会.不过招聘要求给我留下了较深的印像.其中涉及到了cgroup机制.cgroup对我来说并不陌生,在LKML上看到过它的path.在2008 AKA大会上也有人对它做为专题分析.不过一直都没有深入代码研究.这段时间打算将kernel中新加的功能整理一下,就先从cgroup开始吧.

Cgroup是近代linux kernel出现的.它为进程和其后续的子进程提供了一种性能控制机制.在这里不打算对cgroup的作用和使用做过多的描述.本文从linux kernel的源代码出发分析cgroup机制的相关实现.在本节中,主要分析cgroup的框架实现.在后续的部份再来详细分析kernel中的几个重要的subsystem.关于cgroup的使用和介绍可以查看linux-2.6.28-rc7/Documentation/cgroups/cgroup.txt.另外,本文的源代码分析基于linux kernel 2.6.28版本.分析的源文件基本位于inux-2.6.28-rc7/kernel/cgroup.c和inux-2.6.28-rc7/kernel/debug_cgroup.c中.

二:cgroup中的概念

在深入到cgroup的代码分析之前.先来了解一下cgroup中涉及到的几个概念:

1:cgroup: 它的全称为control group.即一组进程的行为控制.比如,我们限制进程/bin/sh的CPU使用为20%.我们就可以建一个cpu占用为20%的cgroup.然后将/bin/sh进程添加到这个cgroup中.当然,一个cgroup可以有多个进程.

2:subsystem: 它类似于我们在netfilter中的过滤hook.比如上面的CPU占用率就是一个subsystem.简而言之.subsystem就是cgroup中可添加删除的模块.在cgroup架构的封装下为cgroup提供多种行为控制.subsystem在下文中简写成subsys.

3:  hierarchy: 它是cgroup的集合.可以把它理解成cgroup的根.cgroup是hierarchy的结点.还是拿上面的例子: 整个cpu占用为100%.这就是根,也就是hierarchy.然后,cgroup A设置cpu占用20%,cgroup B点用50%,cgroup A和cgroup B就是它下面的子层cgroup.

三:cgroup中的重要数据结构

我们先来看cgroup的使用.有三面一个例子:

[root@localhost cgroups]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/cgroup

[root@localhost cgroups]# mkdir /dev/cgroup/eric_test

如上所示,用debug subsystem做的一个测试. /dev/cgroup是debug subsys的挂载点.也就是我们在上面所分析的hierarchy.然后在hierarchy下又创建了一个名为eric_test的cgroup.

在kernel的源代码中.挂载目录,也就是cgroup的根目录用数据结构struct cgroupfs_root表示.而cgroup用struct cgroup表示.

分别来看一下这两个结构的含义,struct cgroupfs_root定义如下:

struct cgroupfs_root {

//cgroup文件系统的超级块

   struct super_block *sb;

 

    /*

     * The bitmask of subsystems intended to be attached to this

     * hierarchy

     */

     //hierarchy相关联的subsys 位图

    unsigned long subsys_bits;

 

    /* The bitmask of subsystems currently attached to this hierarchy */

    //当前hierarchy 中的subsys位图

    unsigned long actual_subsys_bits;

 

    /* A list running through the attached subsystems */

    //hierarchy中的subsys链表

    struct list_head subsys_list;

 

    /* The root cgroup for this hierarchy */

    //hierarchy中的顶层cgroup

    struct cgroup top_cgroup;

 

    /* Tracks how many cgroups are currently defined in hierarchy.*/

    //hierarchy中cgroup的数目

    int number_of_cgroups;

 

    /* A list running through the mounted hierarchies */

    //用来链入全局链表roots

    struct list_head root_list;

 

    /* Hierarchy-specific flags */

    //hierarchy的标志

    unsigned long flags;

 

    /* The path to use for release notifications. */

    char release_agent_path[PATH_MAX];

};

注意cgroupfs_root中有个struct cgroup结构的成员:top_cgroup.即在每个挂载点下面都会有一个总的cgroup.而通过mkdir创建的cgroup是它的子结点.

其中,release_agent_path[ ]的成员含义.我们在后面再来详细分析.

 

Struct cgroup的定义如下:

struct cgroup {

    //cgroup的标志

    unsigned long flags;        /* "unsigned long" so bitops work */

 

    /* count users of this cgroup. >0 means busy, but doesn't

     * necessarily indicate the number of tasks in the

     * cgroup */

     //引用计数

    atomic_t count;

 

    /*

     * We link our 'sibling' struct into our parent's 'children'.

     * Our children link their 'sibling' into our 'children'.

     */

     //用来链入父结点的children链表

    struct list_head sibling;   /* my parent's children */

    //子结点链表

    struct list_head children;  /* my children */

    //cgroup的父结点

    struct cgroup *parent;  /* my parent */

    //cgroup所处的目录

    struct dentry *dentry;      /* cgroup fs entry */

 

    /* Private pointers for each registered subsystem */

    struct cgroup_subsys_state *subsys[CGROUP_SUBSYS_COUNT];

    //cgroup所属的cgroupfs_root

    struct cgroupfs_root *root;

    //挂载目录下的最上层cgroup

    struct cgroup *top_cgroup;

    ……

……

}

上面并没有将cgroup的结构全部都列出来.其它的全部我们等遇到的时候再来进行分析.

其实,struct cgroupfs_root和struct cgroup就是表示了一种空间层次关系,它就对应着挂着点下面的文件示图.

 

在上面说过了,cgroup表示进程的行为控制.因为subsys必须要知道进程是位于哪一个cgroup.

所以.在struct task_struct和cgroup中存在一种映射.

Cgroup在struct task_struct中增加了两个成员,如下示:

struct task_struct {

    ……

    ……

#ifdef CONFIG_CGROUPS

    /* Control Group info protected by css_set_lock */

    struct css_set *cgroups;

    /* cg_list protected by css_set_lock and tsk->alloc_lock */

    struct list_head cg_list;

#endif

    ……

    ……

}

注意struct task_struct中并没有一个直接的成员指向cgroup,而是指向了css_set.css_set的结构如下:

struct css_set {

    //css_set引用计数

    atomic_t refcount;

//哈希指针.指向css_set_table[ ]

    struct hlist_node hlist;

//与css_set关联的task链表

    struct list_head tasks;

    //与css_set关联的cg_cgroup_link链表

    struct list_head cg_links;

//一组subsystem states.由subsys->create()创建而成

    struct cgroup_subsys_state *subsys[CGROUP_SUBSYS_COUNT];

}

那从css_set怎么转换到cgroup呢? 再来看一个辅助的数据结构.struct cg_cgroup_link.它的定义如下:

struct cg_cgroup_link {

    /*

     * List running through cg_cgroup_links associated with a

     * cgroup, anchored on cgroup->css_sets

     */

    struct list_head cgrp_link_list;

    /*

     * List running through cg_cgroup_links pointing at a

     * single css_set object, anchored on css_set->cg_links

     */

    struct list_head cg_link_list;

    struct css_set *cg;

};

如上所示.它的cgrp_link_list链入到了cgroup->css_sets. Cg_link_list链入到css_set->cg_links.

其中.cg就是批向cg_link_list所指向的css_set.

 

上面分析的几个数据结构关系十分复杂.联系也十分紧密.下面以图示的方式直观将各结构的联系表示如下:

 

注意上图中的css_set_table[ ].它是一个哈希数组.用来存放struct css_set.它的哈希函数为css_set_hash().所有的冲突项都链入数组对应项的hlist.

 

四:cgroup初始化

Cgroup的初始化包括两个部份.即cgroup_init_early()和cgroup_init().分别表示在系统初始时的初始化和系统初始化完成时的初始化.分为这两个部份是因为有些subsys是要在系统刚启动的时候就必须要初始化的.

 

4.1: cgroup_init_early()

先看cgroup_init_early()的代码:

int __init cgroup_init_early(void)

{

    int i;

    //初始化全局量init_css_set

    atomic_set(&init_css_set.refcount, 1);

    INIT_LIST_HEAD(&init_css_set.cg_links);

    INIT_LIST_HEAD(&init_css_set.tasks);

    INIT_HLIST_NODE(&init_css_set.hlist);

    //css_set_count:系统中struct css_set计数

    css_set_count = 1;

    //初始化全局变量rootnode

    init_cgroup_root(&rootnode);

    //将全局变量rootnode添加到roots链表

    list_add(&rootnode.root_list, &roots);

    root_count = 1;

    //使系统的初始化进程cgroup指向init_css_set

    init_task.cgroups = &init_css_set;

    //将init_css_set和rootnode.top_cgroup关联起来

    init_css_set_link.cg = &init_css_set;

    list_add(&init_css_set_link.cgrp_link_list,

         &rootnode.top_cgroup.css_sets);

    list_add(&init_css_set_link.cg_link_list,

         &init_css_set.cg_links);

    //初始化css_set_table[ ]

    for (i = 0; i < CSS_SET_TABLE_SIZE; i++)

        INIT_HLIST_HEAD(&css_set_table[i]);

    //对一些需要在系统启动时初始化的subsys进行初始化

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

 

        BUG_ON(!ss->name);

        BUG_ON(strlen(ss->name) > MAX_CGROUP_TYPE_NAMELEN);

        BUG_ON(!ss->create);

        BUG_ON(!ss->destroy);

        if (ss->subsys_id != i) {

            printk(KERN_ERR "cgroup: Subsys %s id == %d\n",

                   ss->name, ss->subsys_id);

            BUG();

        }

 

        if (ss->early_init)

            cgroup_init_subsys(ss);

    }

    return 0;

}

这里主要是初始化init_task.cgroup结构.伴随着它的初始化.相继需要初始化rootnode和init_css_set.接着,又需要初始化init_css_set_link将rootnode.top_cgroup和init_css_set关联起来.

接着初始化了哈希数组css_set_table[]并且将一些需要在系统刚启动时候需要初始化的subsys进行初始化.

从上面的代码可以看到.系统中的cgroup subsystem都存放在subsys[].定义如下:

static struct cgroup_subsys *subsys[] = {

#include <linux/cgroup_subsys.h>

}

即所有的subsys都定义在linux/cgroup_subsys.h中.

 

对照之前分析的数据结构,应该不难理解这段代码.下面来分析一下里面所遇到的一些重要的子函数.

 

Init_cgroup_root()代码如下:

static void init_cgroup_root(struct cgroupfs_root *root)

{

    struct cgroup *cgrp = &root->top_cgroup;

    INIT_LIST_HEAD(&root->subsys_list);

    INIT_LIST_HEAD(&root->root_list);

    root->number_of_cgroups = 1;

    cgrp->root = root;

    cgrp->top_cgroup = cgrp;

    init_cgroup_housekeeping(cgrp);

}

它先初始化root中的几条链表.因为root中有一个top_cgroup.因此将root->number_of_cgroups置为1.然后,对root->top_cgroup进行初始化.使root->top_cgroup.root指向root. root->top_cgroup.top_cgroup指向它的本身.因为root->top_cgroup就是目录下的第一个cgroup.

最后在init_cgroup_housekeeping()初始化cgroup的链表和读写锁.

 

Cgroup_init_subsys()代码如下:

static void __init cgroup_init_subsys(struct cgroup_subsys *ss)

{

    struct cgroup_subsys_state *css;

 

    printk(KERN_INFO "Initializing cgroup subsys %s\n", ss->name);

 

    /* Create the top cgroup state for this subsystem */

    ss->root = &rootnode;

    css = ss->create(ss, dummytop);

    /* We don't handle early failures gracefully */

    BUG_ON(IS_ERR(css));

    init_cgroup_css(css, ss, dummytop);

 

    /* Update the init_css_set to contain a subsys

     * pointer to this state - since the subsystem is

     * newly registered, all tasks and hence the

     * init_css_set is in the subsystem's top cgroup. */

    init_css_set.subsys[ss->subsys_id] = dummytop->subsys[ss->subsys_id];

 

    need_forkexit_callback |= ss->fork || ss->exit;

    need_mm_owner_callback |= !!ss->mm_owner_changed;

 

    /* At system boot, before all subsystems have been

     * registered, no tasks have been forked, so we don't

     * need to invoke fork callbacks here. */

    BUG_ON(!list_empty(&init_task.tasks));

 

    ss->active = 1;

}

dummytop定义如下:

#define dummytop (&rootnode.top_cgroup)

在这个函数中:

1):将每个要注册的subsys->root都指向rootnode.

2):调用subsys->create()生成一个cgroup_subsys_state.

3):调用init_cgroup_css()将dummytop.subsys[i]设置成ss->create()生成的cgroup_subsys_state

4):更新init_css_set->subsys()对应项的值.

5):将ss->active设为1.表示它已经初始化了.

 

4.2:  cgroup_init()

cgroup_init()是cgroup的第二阶段的初始化.代码如下:

int __init cgroup_init(void)

{

    int err;

    int i;

    struct hlist_head *hhead;

 

    err = bdi_init(&cgroup_backing_dev_info);

    if (err)

        return err;

    //将剩下的(不需要在系统启动时初始化的subsys)的subsys进行初始化

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

        if (!ss->early_init)

            cgroup_init_subsys(ss);

    }

 

    /* Add init_css_set to the hash table */

    //将init_css_set添加到css_set_table[ ]

    hhead = css_set_hash(init_css_set.subsys);

    hlist_add_head(&init_css_set.hlist, hhead);

    //注册cgroup文件系统

    err = register_filesystem(&cgroup_fs_type);

    if (err < 0)

        goto out;

    //在proc文件系统的根目录下创建一个名为cgroups的文件

    proc_create("cgroups", 0, NULL, &proc_cgroupstats_operations);

 

out:

    if (err)

        bdi_destroy(&cgroup_backing_dev_info);

 

    return err;

}

这个函数比较简单.首先.它将剩余的subsys初始化.然后将init_css_set添加进哈希数组css_set_table[ ]中.在上面的代码中css_set_hash()是css_set_table的哈希函数.它是css_set->subsys为哈希键值,到css_set_table[ ]中找到对应项.然后调用hlist_add_head()将init_css_set添加到冲突项中.

然后,注册了cgroup文件系统.这个文件系统也是我们在用户空间使用cgroup时必须挂载的.

最后,在proc的根目录下创建了一个名为cgroups的文件.用来从用户空间观察cgroup的状态.

 

经过cgroup的两个阶段的初始化,  init_css_set,  rootnode,subsys已经都初始化完成.表面上看起来它们很复杂,其实,它们只是表示cgroup的初始化状态而已.例如,如果subsys->root等于rootnode,那表示subsys没有被其它的cgroup所使用.

五:父子进程之间的cgroup关联

在上面看到的代码中.将init_task.cgroup设置为了init_css_set.我们知道,init_task是系统的第一个进程.所有的过程都是由它创建的.init_task.cgroup到底会在它后面的子进程造成什么样的影响呢?接下来我们就来分析这个问题.

5.1:创建进程时的父子进程cgroup关联

在进程创建的时候,有:do_fork()àcopy_process(),有如下代码片段:

static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags,

                    unsigned long stack_start,

                    struct pt_regs *regs,

                    unsigned long stack_size,

                    int __user *child_tidptr,

                    struct pid *pid,

                    int trace)

{

    ……

    ……

    cgroup_fork(p);

    ……

    cgroup_fork_callbacks(p);

    ……

    cgroup_post_fork(p);

    ……

}

上面的代码片段是创建新进程的时候与cgroup关联的函数.挨个分析如下:

void cgroup_fork(struct task_struct *child)

{

    task_lock(current);

    child->cgroups = current->cgroups;

    get_css_set(child->cgroups);

    task_unlock(current);

    INIT_LIST_HEAD(&child->cg_list);

}

如上面代码所示,子进程和父进程指向同一个cgroups.并且由于增加了一次引用.所以要调用get_css_set()来增加它的引用计数.最后初始化child->cg_list链表.

如代码注释上说的,这里就有一个问题了:在dup_task_struct()为子进程创建struct task_struct的时候不是已经复制了父进程的cgroups么?为什么这里还要对它进行一次赋值呢?这里因为在dup_task_struct()中没有持有保护锁.而这里又是一个竞争操作.因为在cgroup_attach_task()中可能会更改进程的cgroups指向.因此通过cgroup_attach_task()所得到的cgroups可能是一个无效的指向.在递增其引用计数的时候就会因为它是一个无效的引用而发生错误.所以,这个函数在加锁的情况下进行操作.确保了父子进程之间的同步.

 

cgroup_fork_callbacks()代码如下,

void cgroup_fork_callbacks(struct task_struct *child)

{

    if (need_forkexit_callback) {

        int i;

        for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

            struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

            if (ss->fork)

                ss->fork(ss, child);

        }

    }

}

它主要是在进程创建时调用subsys中的跟踪函数:subsys->fork().

首先来跟踪一下need_forkexita_callback这个变量.在如下代码片段中:

static void __init cgroup_init_subsys(struct cgroup_subsys *ss)

{

    ……

    need_forkexit_callback |= ss->fork || ss->exit;

    ……

}

从这段代码中我们可以看到,如果有subsys定义了fork和exit函数,就会调need_forkexit_callback设置为1.

回到cgroup_fork_callback()这个函数中.我们发现.进程会跟所有定义了fork的subsys进行这次操作.就算进程没有在这个subsys中,也会有这个操作.

 

Cgroup_pos_fork()如下所示:

void cgroup_post_fork(struct task_struct *child)

{

    if (use_task_css_set_links) {

        write_lock(&css_set_lock);

        if (list_empty(&child->cg_list))

            list_add(&child->cg_list, &child->cgroups->tasks);

        write_unlock(&css_set_lock);

    }

在use_task_css_set_link为1的情况下.就将子进程链入到它所指向的css_set->task链表.

那什么时候会将use_task_css_set_link设置为1呢?实际上,当你往cgroup中添加进程的时候就会将其置1了.

例如我们之前举的一个例子中:

echo $$ > /dev/cgroup/eric_task/tasks

这个过程就会将use_task_css_set_link置1了.这个过程我们之后再来详细分析.

 

5.2:子进程结束时的操作

子进程结束的时候,有:

Do_exit() à cgroup_exit().

Cgroup_exit()代码如下:

void cgroup_exit(struct task_struct *tsk, int run_callbacks)

{

    int i;

    struct css_set *cg;

 

    if (run_callbacks && need_forkexit_callback) {

        for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

            struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

            if (ss->exit)

                ss->exit(ss, tsk);

        }

    }

 

    /*

     * Unlink from the css_set task list if necessary.

     * Optimistically check cg_list before taking

     * css_set_lock

     */

    if (!list_empty(&tsk->cg_list)) {

        write_lock(&css_set_lock);

        if (!list_empty(&tsk->cg_list))

            list_del(&tsk->cg_list);

        write_unlock(&css_set_lock);

    }

 

    /* Reassign the task to the init_css_set. */

    task_lock(tsk);

    cg = tsk->cgroups;

    tsk->cgroups = &init_css_set;

    task_unlock(tsk);

    if (cg)

        put_css_set_taskexit(cg);

}

这个函数的代码逻辑比较清晰.首先,如果以1为调用参数(run_callbacks为1),且有定义了exit操作的subsys.就调用这个subsys的exit操作.

然后断开task->cg_list链表.将其从所指向的css_set->task链上断开.

最后,断开当前的cgroup指向.将其指向init_css_set.也就是将其回复到初始状态.最后,减少旧指向css_set的引用计数.

 

在这个函数中,我们来跟踪分析put_css_set_taskexit(),代码如下:

static inline void put_css_set_taskexit(struct css_set *cg)

{

    __put_css_set(cg, 1);

}

 

跟踪到__put_css_set()中:

static void __put_css_set(struct css_set *cg, int taskexit)

{

    int i;

    /*

     * Ensure that the refcount doesn't hit zero while any readers

     * can see it. Similar to atomic_dec_and_lock(), but for an

     * rwlock

     */

    if (atomic_add_unless(&cg->refcount, -1, 1))

        return;

    write_lock(&css_set_lock);

    if (!atomic_dec_and_test(&cg->refcount)) {

        write_unlock(&css_set_lock);

        return;

    }

    unlink_css_set(cg);

    write_unlock(&css_set_lock);

 

    rcu_read_lock();

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        struct cgroup *cgrp = cg->subsys[i]->cgroup;

        if (atomic_dec_and_test(&cgrp->count) &&

            notify_on_release(cgrp)) {

            if (taskexit)

                set_bit(CGRP_RELEASABLE, &cgrp->flags);

            check_for_release(cgrp);

        }

    }

    rcu_read_unlock();

    kfree(cg);

}

atomic_add_unless(v,a,u)表示如果v的值不为u就加a.返回1.如果v的值等于u就返回0

因此,这个函数首先减小css_set的引用计数.如果css_set的引用计数为1.就会将css_set释放掉了. 要释放css_set.首先要释放css_set上挂载的链表.再释放css_set结构本身所占空间.

释放css_set上的挂载链表是在unlink_css_set()中完成的.代码如下:

static void unlink_css_set(struct css_set *cg)

{

    struct cg_cgroup_link *link;

    struct cg_cgroup_link *saved_link;

 

    hlist_del(&cg->hlist);

    css_set_count--;

 

    list_for_each_entry_safe(link, saved_link, &cg->cg_links,

                 cg_link_list) {

        list_del(&link->cg_link_list);

        list_del(&link->cgrp_link_list);

        kfree(link);

    }

}

它首先将cg->hlist断开,也就是将其从css_set_table[ ]中删除.然后减小css_set_count计数.最后遍历删除与css_set关联的cg_cgroup_link.

另外,在这个函数中还涉及到了notify_on_release的操作.在后面再来详细分析这一过程.这里先把它放一下.

六:cgroup文件系统的挂载

Cgroup文件系统定义如下:

static struct file_system_type cgroup_fs_type = {

    .name = "cgroup",

    .get_sb = cgroup_get_sb,

    .kill_sb = cgroup_kill_sb,

}

根据我们之前有关linux文件系统系列的文析.在挂载文件系统的时候,流程会流入file_system_type.get_sb().也就是cgroup_get_sb().由于该代码较长.分段分析如下:

static int cgroup_get_sb(struct file_system_type *fs_type,

             int flags, const char *unused_dev_name,

             void *data, struct vfsmount *mnt)

{

    struct cgroup_sb_opts opts;

    int ret = 0;

    struct super_block *sb;

    struct cgroupfs_root *root;

    struct list_head tmp_cg_links;

 

    /* First find the desired set of subsystems */

    //解析挂载参数

    ret = parse_cgroupfs_options(data, &opts);

    if (ret) {

        if (opts.release_agent)

            kfree(opts.release_agent);

        return ret;

    }

在这一部份,解析挂载的参数,并将解析的结果存放到opts.opts-> subsys_bits表示指定关联的subsys位图,opts->flags:挂载的标志: opts->release_agent表示指定的release_agent路径.

 

    //分配并初始化cgroufs_root

    root = kzalloc(sizeof(*root), GFP_KERNEL);

    if (!root) {

        if (opts.release_agent)

            kfree(opts.release_agent);

        return -ENOMEM;

    }

 

    init_cgroup_root(root);

    /*root->subsys_bits: 该hierarchy上关联的subsys*/

    root->subsys_bits = opts.subsys_bits;

    root->flags = opts.flags;

    /*如果带了release_agent参数,将其copy到root0<release_agent_path*/

    if (opts.release_agent) {

        strcpy(root->release_agent_path, opts.release_agent);

        kfree(opts.release_agent);

    }

 

    /*初始化一个super block*/

    sb = sget(fs_type, cgroup_test_super, cgroup_set_super, root);

 

    /*如果发生错误*/

    if (IS_ERR(sb)) {

        kfree(root);

        return PTR_ERR(sb);

    }

在这一部份,主要分配并初始化了一个cgroupfs_root结构.里面的子函数init_cgroup_root()我们在之前已经分析过,这里不再赘述.其实的初始化包括:设置与之关联的subsys位图,挂载标志和release_agent路径.然后再调用sget()生成一个super_block结构.调用cgroup_test_super来判断系统中是否有机同的cgroups_root.调用cgroup_set_super来对super_block进行初始化.

在cgroup_set_super()中,将sb->s_fs_info 指向了cgroutfs_root,cgroufs_root.sb指向生成的super_block.

类似的.如果找到的super_block相关联的cgroupfs_root所表示的subsys_bits和flags与当前cgroupfs_root相同的话,就表示是一个相同的super_block.因为它们的挂载参数是一样的.

举个例子来说明一下有重复super_block的情况:

[root@localhost ~]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/cgroup/

[root@localhost ~]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/eric_cgroup/

在上面的例子中,在挂载到/dev/eric_cgroup目录的时候,就会找到一个相同的super_block.这样实例上两者的操作是一样的.这两个不同挂载点所代码的vfsmount会找到同一个super_block.也就是说对其中一个目录的操作都会同表现在另一个目录中.

 

    /*重复挂载*/

    if (sb->s_fs_info != root) {

        /* Reusing an existing superblock */

        BUG_ON(sb->s_root == NULL);

        kfree(root);

        root = NULL;

    } else {

        /* New superblock */

        struct cgroup *cgrp = &root->top_cgroup;

        struct inode *inode;

        int i;

 

        BUG_ON(sb->s_root != NULL);

        /*初始化super_block对应的dentry和inode*/

        ret = cgroup_get_rootdir(sb);

        if (ret)

            goto drop_new_super;

        inode = sb->s_root->d_inode;

 

        mutex_lock(&inode->i_mutex);

        mutex_lock(&cgroup_mutex);

 

        /*

         * We're accessing css_set_count without locking

         * css_set_lock here, but that's OK - it can only be

         * increased by someone holding cgroup_lock, and

         * that's us. The worst that can happen is that we

         * have some link structures left over

         */

         /*分配css_set_count个cg_cgroup_link并将它们链入到tmp_cg_links*/

        ret = allocate_cg_links(css_set_count, &tmp_cg_links);

        if (ret) {

            mutex_unlock(&cgroup_mutex);

            mutex_unlock(&inode->i_mutex);

            goto drop_new_super;

        }

        /*bind subsys 到hierarchy*/

        ret = rebind_subsystems(root, root->subsys_bits);

        if (ret == -EBUSY) {

            mutex_unlock(&cgroup_mutex);

            mutex_unlock(&inode->i_mutex);

            goto drop_new_super;

        }

 

        /* EBUSY should be the only error here */

        BUG_ON(ret);

        /*将root添加到roots链入.增加root_count计数*/

        list_add(&root->root_list, &roots);

        root_count++;

 

        /*将挂载根目录dentry的私有结构d_fsdata反映向root->top_cgroup*/

        /*将root->top_cgroup.dentry指向挂载的根目录*/

        sb->s_root->d_fsdata = &root->top_cgroup;

        root->top_cgroup.dentry = sb->s_root;

 

        /* Link the top cgroup in this hierarchy into all

         * the css_set objects */

         /*将所有的css_set都和root->top_cgroup关联起来*/

        write_lock(&css_set_lock);

        for (i = 0; i < CSS_SET_TABLE_SIZE; i++) {

            struct hlist_head *hhead = &css_set_table[i];

            struct hlist_node *node;

            struct css_set *cg;

 

            hlist_for_each_entry(cg, node, hhead, hlist) {

                struct cg_cgroup_link *link;

 

                BUG_ON(list_empty(&tmp_cg_links));

                link = list_entry(tmp_cg_links.next,

                          struct cg_cgroup_link,

                          cgrp_link_list);

                list_del(&link->cgrp_link_list);

                link->cg = cg;

                list_add(&link->cgrp_link_list,

                     &root->top_cgroup.css_sets);

                list_add(&link->cg_link_list, &cg->cg_links);

            }

        }

        write_unlock(&css_set_lock);

        /*释放tmp_cg_links的多余项*/

        free_cg_links(&tmp_cg_links);

 

        BUG_ON(!list_empty(&cgrp->sibling));

        BUG_ON(!list_empty(&cgrp->children));

        BUG_ON(root->number_of_cgroups != 1);

          /*在root->top_cgroup下面创建一些文件,包括cgroup共有的和subsys私有的文件*/ 

        cgroup_populate_dir(cgrp);

        mutex_unlock(&inode->i_mutex);

        mutex_unlock(&cgroup_mutex);

    }

    /*将vfsmount和super_block关联起来*/

    return simple_set_mnt(mnt, sb);

 

 drop_new_super:

    up_write(&sb->s_umount);

    deactivate_super(sb);

    free_cg_links(&tmp_cg_links);

    return ret;

}

这一部份,首先判断找到的super_block是不是之前就存在的.如果是已经存在的,那就用不着再初始化一个cgroupfs_root结构了.将之前分配的结构释放掉.然后调用simple_set_mnt()将取得的super_block和vfsmount相关联后退出.

如果super_block是一个新建的.那么就必须要继续初始化cgroupfs_root了.

首先,调用cgroup_get_rootdir()初始化super_block对应的dentry和inode.

然后,调用rebind_subsystems()将需要关联到hierarchy的subsys和root->top_cgroup绑定起来.

最后,将所有的css_set都和root->top_cgroup关联起来.这样就可以从root->top_cgroup找到所有的进程了.再调用cgroup_populate_dir()在挂载目录下创建一些文件,然后,调用simple_set_mnt()将取得的super_block和vfsmount相关联后退出.

 

这个函数的流程还算简单.下面来分析一下里面涉及到的重要的子函数:

6.1:  parse_cgroupfs_options()函数分析

这个函数主要是对挂载的参数进行解析.函数代码如下:

static int parse_cgroupfs_options(char *data,

                     struct cgroup_sb_opts *opts)

{

    /*如果挂载的时候没有带参数,将o设为"all".表示将所有

      *的subsys都与之关联

      */

    char *token, *o = data ?: "all";

 

    opts->subsys_bits = 0;

    opts->flags = 0;

    opts->release_agent = NULL;

 

    /*各参数是以","分隔的*/

    while ((token = strsep(&o, ",")) != NULL) {

        if (!*token)

            return -EINVAL;

        /*如果为all.表示关联所有的subsys*/

        if (!strcmp(token, "all")) {

            /* Add all non-disabled subsystems */

            int i;

            opts->subsys_bits = 0;

            for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

                struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

                if (!ss->disabled)

                    opts->subsys_bits |= 1ul << i;

            }

        }

        /*如果指定参数noprefix.设定ROOT_NOPREFIX标志*/

        /*在指定noprefix的情况下.subsys创建的文件不会带subsys名称的前缀*/

        else if (!strcmp(token, "noprefix")) {

            set_bit(ROOT_NOPREFIX, &opts->flags);

        }

        /*如果指定了release_agent.分opt->release_agent分配内存,并将参数copy到里面*/

        else if (!strncmp(token, "release_agent=", 14)) {

            /* Specifying two release agents is forbidden */

            if (opts->release_agent)

                return -EINVAL;

            opts->release_agent = kzalloc(PATH_MAX, GFP_KERNEL);

            if (!opts->release_agent)

                return -ENOMEM;

            strncpy(opts->release_agent, token + 14, PATH_MAX - 1);

            opts->release_agent[PATH_MAX - 1] = 0;

        }

         /*其它情况下,将所带参数做为一个susys名处理.到sussys[]找到

           *对应的subsys.然后将opts->subsys_bits中的位置1

           */

        else {

            struct cgroup_subsys *ss;

            int i;

            for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

                ss = subsys[i];

                if (!strcmp(token, ss->name)) {

                    if (!ss->disabled)

                        set_bit(i, &opts->subsys_bits);

                    break;

                }

            }

            if (i == CGROUP_SUBSYS_COUNT)

                return -ENOENT;

        }

    }

 

    /* We can't have an empty hierarchy */

    /*如果没有关联到subsys.错误*/

    if (!opts->subsys_bits)

        return -EINVAL;

 

    return 0;

}

对照代码中添加的注释应该很容易看懂.这里就不再做详细分析了.

 

6.2:  rebind_subsystems()函数分析

rebind_subsystems()用来将cgroupfs_root和subsys绑定.代码如下:

static int rebind_subsystems(struct cgroupfs_root *root,

                  unsigned long final_bits)

{

    unsigned long added_bits, removed_bits;

    struct cgroup *cgrp = &root->top_cgroup;

    int i;

 

    /*root->actual_subsys_bits表示当进root中所关键的subsys位图*/

     /*如果在root->actual_subsys_bits中.但没有在final_bits中.表示这是

    *一次remonut的操作.需要将旧的subsys移除.如果在final_bits中

    *存在,但没有在root->actual_subsys_bits中,表示是需要添加的.

    */

    removed_bits = root->actual_subsys_bits & ~final_bits;

    added_bits = final_bits & ~root->actual_subsys_bits;

    /* Check that any added subsystems are currently free */

     /*如果要关联的subsys已经在其它的hierarchy中了.失败.

    *如果ss->root != &rootnode表示ss已经链入了其它的cgroupfs_root

    */

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        unsigned long bit = 1UL << i;

        struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

        if (!(bit & added_bits))

            continue;

        if (ss->root != &rootnode) {

            /* Subsystem isn't free */

            return -EBUSY;

        }

    }

 

    /* Currently we don't handle adding/removing subsystems when

     * any child cgroups exist. This is theoretically supportable

     * but involves complex error handling, so it's being left until

     * later */

     /*如果root->top_cgroup->children不为空.表示该hierarchy还要其它的cgroup

    *是不能被remount的.(新挂载的root->top_cgroup在初始化的时候将children置空了)

    */

    if (!list_empty(&cgrp->children))

        return -EBUSY;

 

    /* Process each subsystem */

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

        unsigned long bit = 1UL << i;

        /*添加subsys的情况*/

        if (bit & added_bits) {

            /* We're binding this subsystem to this hierarchy */

            /* 添加情况下.将cgrp->subsys[i]指向dummytop->subsys[i]

              * 并更新dummytop->subsys[i]->root.将其指向要添加的root

              * 最后调用subsys->bind()操作

              */

            BUG_ON(cgrp->subsys[i]);

            BUG_ON(!dummytop->subsys[i]);

            BUG_ON(dummytop->subsys[i]->cgroup != dummytop);

            cgrp->subsys[i] = dummytop->subsys[i];

            cgrp->subsys[i]->cgroup = cgrp;

            list_add(&ss->sibling, &root->subsys_list);

            rcu_assign_pointer(ss->root, root);

            if (ss->bind)

                ss->bind(ss, cgrp);

 

        }

        /*移除subsys的情况*/

        else if (bit & removed_bits) {

            /* 移除操作,将对应的cgroup_subsys_state回归到原来的样子.并且也需要

              * 将与其subsys bind

              */

            /* We're removing this subsystem */

            BUG_ON(cgrp->subsys[i] != dummytop->subsys[i]);

            BUG_ON(cgrp->subsys[i]->cgroup != cgrp);

            if (ss->bind)

                ss->bind(ss, dummytop);

            dummytop->subsys[i]->cgroup = dummytop;

            cgrp->subsys[i] = NULL;

            rcu_assign_pointer(subsys[i]->root, &rootnode);

            list_del(&ss->sibling);

        } else if (bit & final_bits) {

            /* Subsystem state should already exist */

            BUG_ON(!cgrp->subsys[i]);

        } else {

            /* Subsystem state shouldn't exist */

            BUG_ON(cgrp->subsys[i]);

        }

    }

    /*更新root的位图*/

    root->subsys_bits = root->actual_subsys_bits = final_bits;

    synchronize_rcu();

 

    return 0;

}

从这个函数也可以看出来.rootnode就是起一个参照的作用.用来判断subsys是否处于初始化状态.

 

6.3:  cgroup_populate_dir()函数分析

cgroup_populate_dir()用来在挂载目录下创建交互文件.代码如下:

static int cgroup_populate_dir(struct cgroup *cgrp)

{

    int err;

    struct cgroup_subsys *ss;

 

    /* First clear out any existing files */

    /*先将cgrp所在的目录清空*/

    cgroup_clear_directory(cgrp->dentry);

 

    /*创建files所代码的几个文件*/

    err = cgroup_add_files(cgrp, NULL, files, ARRAY_SIZE(files));

    if (err < 0)

        return err;

    /*如果是顶层top_cgroup.创建cft_release_agent所代码的文件*/

    if (cgrp == cgrp->top_cgroup) {

        if ((err = cgroup_add_file(cgrp, NULL, &cft_release_agent)) < 0)

            return err;

    }

 

    /*对所有与cgrp->root关联的subsys都调用populate()*/

    for_each_subsys(cgrp->root, ss) {

        if (ss->populate && (err = ss->populate(ss, cgrp)) < 0)

            return err;

    }

 

    return 0;

}

这个函数比较简单.跟踪cgroup_add_file().如下:

nt cgroup_add_file(struct cgroup *cgrp,

               struct cgroup_subsys *subsys,

               const struct cftype *cft)

{

    struct dentry *dir = cgrp->dentry;

    struct dentry *dentry;

    int error;

 

    char name[MAX_CGROUP_TYPE_NAMELEN + MAX_CFTYPE_NAME + 2] = { 0 };

    /*如果有指定subsys.且没有使用ROOT_NOPREFIX标志.需要在名称前加上

     *subsys的名称

     */

    if (subsys && !test_bit(ROOT_NOPREFIX, &cgrp->root->flags)) {

        strcpy(name, subsys->name);

        strcat(name, ".");

    }

    /*将cft->name链接到name代表的字串后面*/

    strcat(name, cft->name);

    BUG_ON(!mutex_is_locked(&dir->d_inode->i_mutex));

    /*到cgroup所在的目录下寻找name所表示的dentry,如果不存在,则新建之*/

    dentry = lookup_one_len(name, dir, strlen(name));

    if (!IS_ERR(dentry)) {

        /*创建文件inode*/

        error = cgroup_create_file(dentry, 0644 | S_IFREG,

                        cgrp->root->sb);

        /*使dentry->d_fsdata指向文件所代表的cftype*/

        if (!error)

            dentry->d_fsdata = (void *)cft;

        dput(dentry);

    } else

        error = PTR_ERR(dentry);

    return error;

}

 

cgroup_create_file()函数代码如下:

static int cgroup_create_file(struct dentry *dentry, int mode,

                struct super_block *sb)

{

    static struct dentry_operations cgroup_dops = {

        .d_iput = cgroup_diput,

    };

 

    struct inode *inode;

 

    if (!dentry)

        return -ENOENT;

    if (dentry->d_inode)

        return -EEXIST;

    /*分配一个inode*/

    inode = cgroup_new_inode(mode, sb);

    if (!inode)

        return -ENOMEM;

    /*如果新建的是目录*/

    if (S_ISDIR(mode)) {

        inode->i_op = &cgroup_dir_inode_operations;

        inode->i_fop = &simple_dir_operations;

 

        /* start off with i_nlink == 2 (for "." entry) */

        inc_nlink(inode);

 

        /* start with the directory inode held, so that we can

         * populate it without racing with another mkdir */

        mutex_lock_nested(&inode->i_mutex, I_MUTEX_CHILD);

    }

    /*新建一般文件*/

    else if (S_ISREG(mode)) {

        inode->i_size = 0;

        inode->i_fop = &cgroup_file_operations;

    }

    dentry->d_op = &cgroup_dops;

    /*将dentry和inode关联起来*/

    d_instantiate(dentry, inode);

    dget(dentry);   /* Extra count - pin the dentry in core */

    return 0;

}

从这个函数我们可以看到.如果是目录的话,对应的操作集为simple_dir_operations和cgroup_dir_inode_operations.它与cgroup_get_rootdir()中对根目录对应的inode所设置的操作集是一样的.如果是一般文件,它的操作集为cgroup_file_operations.

在这里,先将cgroup中的文件操作放到一边,我们在之后再来详细分析这个过程.

现在.我们已经将cgroup文件系统的挂载分析完成.接下来看它下面子层cgroup的创建.

 

七:创建子层cgroup

在目录下通过mkdir调用就可以创建一个子层cgroup.下面就分析这一过程:

经过上面的分析可以得知,cgroup中目录的操作集为:  cgroup_dir_inode_operations.结构如下:

static struct inode_operations cgroup_dir_inode_operations = {

    .lookup = simple_lookup,

    .mkdir = cgroup_mkdir,

    .rmdir = cgroup_rmdir,

    .rename = cgroup_rename,

};

从上面看到,对应mkdir的入口为cgroup_mkdir().代码如下:

static int cgroup_mkdir(struct inode *dir, struct dentry *dentry, int mode)

{

    /*找到它的上一级cgroup*/

    struct cgroup *c_parent = dentry->d_parent->d_fsdata;

 

    /* the vfs holds inode->i_mutex already */

    /*调用cgroup_create创建cgroup*/

    return cgroup_create(c_parent, dentry, mode | S_IFDIR);

}

跟踪cgroup_create().代码如下:

static long cgroup_create(struct cgroup *parent, struct dentry *dentry,

                 int mode)

{

    struct cgroup *cgrp;

    struct cgroupfs_root *root = parent->root;

    int err = 0;

    struct cgroup_subsys *ss;

    struct super_block *sb = root->sb;

    /*分配并初始化一个cgroup*/

    cgrp = kzalloc(sizeof(*cgrp), GFP_KERNEL);

    if (!cgrp)

        return -ENOMEM;

 

    /* Grab a reference on the superblock so the hierarchy doesn't

     * get deleted on unmount if there are child cgroups.  This

     * can be done outside cgroup_mutex, since the sb can't

     * disappear while someone has an open control file on the

     * fs */

    atomic_inc(&sb->s_active);

 

    mutex_lock(&cgroup_mutex);

 

    init_cgroup_housekeeping(cgrp);

 

    /*设置cgrp的层次关系*/

    cgrp->parent = parent;

    cgrp->root = parent->root;

    cgrp->top_cgroup = parent->top_cgroup;

 

    /*如果上一级cgroup设置了CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE.那cgrp也设置这个标志*/

    if (notify_on_release(parent))

        set_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags);

 

    /*调用subsys_create()生成cgroup_subsys_state.并与cgrp相关联*/

    for_each_subsys(root, ss) {

        struct cgroup_subsys_state *css = ss->create(ss, cgrp);

        if (IS_ERR(css)) {

            err = PTR_ERR(css);

            goto err_destroy;

        }

        init_cgroup_css(css, ss, cgrp);

    }

 

    /*将cgrp添加到上一层cgroup的children链表*/

    list_add(&cgrp->sibling, &cgrp->parent->children);

    /*增加root的cgroups数目计数*/

    root->number_of_cgroups++;

    /*在当前目录生成一个目录*/

    err = cgroup_create_dir(cgrp, dentry, mode);

    if (err < 0)

        goto err_remove;

 

    /* The cgroup directory was pre-locked for us */

    BUG_ON(!mutex_is_locked(&cgrp->dentry->d_inode->i_mutex));

    /*在cgrp下创建几个交互文件*/

    err = cgroup_populate_dir(cgrp);

    /* If err < 0, we have a half-filled directory - oh well ;) */

 

    mutex_unlock(&cgroup_mutex);

    mutex_unlock(&cgrp->dentry->d_inode->i_mutex);

 

    return 0;

 

 err_remove:

 

    list_del(&cgrp->sibling);

    root->number_of_cgroups--;

 

 err_destroy:

 

    for_each_subsys(root, ss) {

        if (cgrp->subsys[ss->subsys_id])

            ss->destroy(ss, cgrp);

    }

 

    mutex_unlock(&cgroup_mutex);

 

    /* Release the reference count that we took on the superblock */

    deactivate_super(sb);

 

    kfree(cgrp);

    return err;

}

在这个函数中,主要分配并初始化了一个cgroup结构.并且将它和它的上一层目录以及整个cgroupfs_root构成一个空间层次关系.然后,再调用subsys>create()操作函数.来让subsys知道已经创建了一个cgroup结构.

为了理顺这一部份.将前面分析的cgroup文件系统挂载和cgroup的创建.以及接下来要分析的attach_task()操作总结成一个图.如下示:

八:cgroup中文件的操作

接下来,就来看cgroup文件的操作.在上面曾分析到:文件对应的操作集为cgroup_file_operations.如下所示:

static struct file_operations cgroup_file_operations = {

    .read = cgroup_file_read,

    .write = cgroup_file_write,

    .llseek = generic_file_llseek,

    .open = cgroup_file_open,

    .release = cgroup_file_release,

}

 

7.1:cgrou文件的open操作

对应的函数为cgroup_file_open().代码如下:

static int cgroup_file_open(struct inode *inode, struct file *file)

{

    int err;

    struct cftype *cft;

 

    err = generic_file_open(inode, file);

    if (err)

        return err;

 

    /*取得文件对应的struct cftype*/

    cft = __d_cft(file->f_dentry);

    if (!cft)

        return -ENODEV;

    /*如果定义了read_map或者是read_seq_string*/

    if (cft->read_map || cft->read_seq_string) {

        struct cgroup_seqfile_state *state =

            kzalloc(sizeof(*state), GFP_USER);

        if (!state)

            return -ENOMEM;

        state->cft = cft;

        state->cgroup = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent);

        file->f_op = &cgroup_seqfile_operations;

        err = single_open(file, cgroup_seqfile_show, state);

        if (err < 0)

            kfree(state);

    }

    /*否则调用cft->open()*/

    else if (cft->open)

        err = cft->open(inode, file);

    else

        err = 0;

 

    return err;

}

有两种情况.一种是定义了read_map或者是read_seq_string的情况.这种情况下,它对应的操作集为cgroup_seqfile_operations.如果是其它的情况.调用cftype的open()函数.第一种情况,我们等以后遇到了这样的情况再来详细分析.

 

7.2:cgroup文件的read操作

对应函数为cgroup_file_read().代码如下:

static ssize_t cgroup_file_read(struct file *file, char __user *buf,

                   size_t nbytes, loff_t *ppos)

{

    struct cftype *cft = __d_cft(file->f_dentry);

    struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent);

 

    if (!cft || cgroup_is_removed(cgrp))

        return -ENODEV;

 

    if (cft->read)

        return cft->read(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);

    if (cft->read_u64)

        return cgroup_read_u64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);

    if (cft->read_s64)

        return cgroup_read_s64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);

    return -EINVAL;

}

如上代码所示.read操作会转入到cftype的read()或者read_u64或者read_s64的函数中.

 

7.3:cgroup文件的wirte操作

对应的操作函数是cgroup_file_write().如下示:

static ssize_t cgroup_file_write(struct file *file, const char __user *buf,

                        size_t nbytes, loff_t *ppos)

{

    struct cftype *cft = __d_cft(file->f_dentry);

    struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent);

 

    if (!cft || cgroup_is_removed(cgrp))

        return -ENODEV;

    if (cft->write)

        return cft->write(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);

    if (cft->write_u64 || cft->write_s64)

        return cgroup_write_X64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);

    if (cft->write_string)

        return cgroup_write_string(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);

    if (cft->trigger) {

        int ret = cft->trigger(cgrp, (unsigned int)cft->private);

        return ret ? ret : nbytes;

    }

    return -EINVAL;

}

从上面可以看到.最终的操作会转入到cftype的write或者wirte_u64或者wirte_string或者trigger函数中.

 

7.4:debug subsytem分析

以debug subsystem为例来说明cgroup中的文件操作

Debug subsys定义如下:

struct cgroup_subsys debug_subsys = {

    .name = "debug",

    .create = debug_create,

    .destroy = debug_destroy,

    .populate = debug_populate,

    .subsys_id = debug_subsys_id,

}

在cgroup_init_subsys()中,会以dummytop为参数调用debug.create().对应函数为debug_create().代码如下:

static struct cgroup_subsys_state *debug_create(struct cgroup_subsys *ss,

                           struct cgroup *cont)

{

    struct cgroup_subsys_state *css = kzalloc(sizeof(*css), GFP_KERNEL);

 

    if (!css)

        return ERR_PTR(-ENOMEM);

 

    return css;

}

这里没啥好说的,就是分配了一个cgroup_subsys_state结构.

 

然后,将cgroup挂载.指令如下:

[root@localhost ~]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/cgroup/

在rebind_subsystems()中,会调用subsys的bind函数.但在debug中无此接口.故不需要考虑.

然后在cgroup_populate_dir()中会调用populate接口.对应函数为debug_populate().代码如下:

static int debug_populate(struct cgroup_subsys *ss, struct cgroup *cont)

{

    return cgroup_add_files(cont, ss, files, ARRAY_SIZE(files));

}

Debug中的files定义如下:

static struct cftype files[] =  {

    {

        .name = "cgroup_refcount",

        .read_u64 = cgroup_refcount_read,

    },

    {

        .name = "taskcount",

        .read_u64 = taskcount_read,

    },

 

    {

        .name = "current_css_set",

        .read_u64 = current_css_set_read,

    },

 

    {

        .name = "current_css_set_refcount",

        .read_u64 = current_css_set_refcount_read,

    },

 

    {

        .name = "releasable",

        .read_u64 = releasable_read,

    },

}

来观察一下 /dev/cgroup下的文件:

[root@localhost ~]# tree /dev/cgroup/

/dev/cgroup/

|-- debug.cgroup_refcount

|-- debug.current_css_set

|-- debug.current_css_set_refcount

|-- debug.releasable

|-- debug.taskcount

|-- notify_on_release

|-- release_agent

`-- tasks

 

0 directories, 8 files

上面带debug字样的文件是从debug subsys中创建的.其它的是cgroup.c的files中创建的.

我们先来分析每一个subsys共有的文件.即tasks,release_agent和notify_on_release.

 

7.5:task文件操作

Tasks文件对应的cftype结构如下:

static struct cftype files[] = {

    {

        .name = "tasks",

        .open = cgroup_tasks_open,

        .write_u64 = cgroup_tasks_write,

        .release = cgroup_tasks_release,

        .private = FILE_TASKLIST,

    }

 

7.5.1:task文件的open操作

当打开文件时,流程就会转入cgroup_tasks_open().代码如下:

static int cgroup_tasks_open(struct inode *unused, struct file *file)

{

    /*取得该文件所在层次的cgroup*/

    struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent);

    pid_t *pidarray;

    int npids;

    int retval;

 

    /* Nothing to do for write-only files */

    /*如果是只写的文件系统*/

    if (!(file->f_mode & FMODE_READ))

        return 0;

 

    /*

     * If cgroup gets more users after we read count, we won't have

     * enough space - tough.  This race is indistinguishable to the

     * caller from the case that the additional cgroup users didn't

     * show up until sometime later on.

     */

     /*得到该层cgroup所关联的进程个数*/

    npids = cgroup_task_count(cgrp);

    /*为npids个进程的pid存放分配空间*/

    pidarray = kmalloc(npids * sizeof(pid_t), GFP_KERNEL);

    if (!pidarray)

        return -ENOMEM;

    /* 将与cgroup关联进程的pid存放到pid_array_load数组.

      * 并且按照从小到大的顺序排列

     */

    npids = pid_array_load(pidarray, npids, cgrp);

    sort(pidarray, npids, sizeof(pid_t), cmppid, NULL);

 

    /*

     * Store the array in the cgroup, freeing the old

     * array if necessary

     */

     /* 将npids,pidarray信息存放到cgroup中.如果cgroup之前

       * 就有task_pids.将其占放的空间释放

       */

    down_write(&cgrp->pids_mutex);

    kfree(cgrp->tasks_pids);

    cgrp->tasks_pids = pidarray;

    cgrp->pids_length = npids;

    cgrp->pids_use_count++;

    up_write(&cgrp->pids_mutex);

 

    /*将文件对应的操作集更改为cgroup_task_operations*/

    file->f_op = &cgroup_tasks_operations;

 

    retval = seq_open(file, & cgroup_tasks_seq_operations);

    /*如果操作失败,将cgroup中的pid信息释放*/

    if (retval) {

        release_cgroup_pid_array(cgrp);

        return retval;

    }

    ((struct seq_file *)file->private_data)->private = cgrp;

    return 0;

}

首先,我们来思考一下这个问题:怎么得到与cgroup关联的进程呢?

回到在上面列出来的数据结构关系图.每个进程都会指向一个css_set.而与这个css_set关联的所有进程都会链入到css_set->tasks链表.而cgroup又可能通过一个中间结构cg_cgroup_link来寻找所有与之关联的所有css_set.从而可以得到与cgroup关联的所有进程.

在上面的代码中,通过调用cgroup_task_count()来得到与之关联的进程数目,代码如下:

int cgroup_task_count(const struct cgroup *cgrp)

{

    int count = 0;

    struct cg_cgroup_link *link;

 

    read_lock(&css_set_lock);

    list_for_each_entry(link, &cgrp->css_sets, cgrp_link_list) {

        count += atomic_read(&link->cg->refcount);

    }

    read_unlock(&css_set_lock);

    return count;

}

它就是遍历cgro->css_sets.并调其转换为cg_cgroup_link.再从这个link得到css_set.这个css_set的引用计数就是与这个指向这个css_set的task数目.

 

在代码中,是通过pid_array_load()来得到与cgroup关联的task,并且将进程的pid写入数组pidarray中.代码如下:

static int pid_array_load(pid_t *pidarray, int npids, struct cgroup *cgrp)

{

    int n = 0;

    struct cgroup_iter it;

    struct task_struct *tsk;

    cgroup_iter_start(cgrp, &it);

    while ((tsk = cgroup_iter_next(cgrp, &it))) {

        if (unlikely(n == npids))

            break;

        pidarray[n++] = task_pid_vnr(tsk);

    }

    cgroup_iter_end(cgrp, &it);

    return n;

}

我们在这里遇到了一个新的结构:struct cgroup_iter.它是cgroup的一个迭代器,通过它可以遍历取得与cgroup关联的task.它的使用方法为:

1:调用cgroup_iter_start()来初始化这个迭代码.

2:调用cgroup_iter_next()用来取得cgroup中的下一个task

3:使用完了,调用cgroup_iner_end().

下面来分析这三个过程:

Cgroup_iter_start()代码如下:

void cgroup_iter_start(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_iter *it)

{

    /*

     * The first time anyone tries to iterate across a cgroup,

     * we need to enable the list linking each css_set to its

     * tasks, and fix up all existing tasks.

     */

    if (!use_task_css_set_links)

        cgroup_enable_task_cg_lists();

 

    read_lock(&css_set_lock);

    it->cg_link = &cgrp->css_sets;

    cgroup_advance_iter(cgrp, it);

}

我们在这里再次遇到了use_task_css_set_links变量.在之前分析cgroup_post_fork()中的时候,我们曾说过,只有在use_task_css_set_link设置为1的时候,才会调task->cg_list链入到css_set->tasks中.

所以,在这个地方,如果use_task_css_set_link为0.那就必须要将之前所有的进程都链入到它所指向的css_set->tasks链表.这个过程是在cgroup_enable_task_cg_lists()完成的,这个函数相当简单,就是一个task的遍历,然后就是链表的链入,在这里就不再详细分析了.请自行阅读它的代码.*^_^*

然后,将it->cg_link指向cgrp->css_sets.我们在前面说过,可以通过cgrp->css_sets就可以得得所有的与cgroup关联的css_set.

到这里,这个迭代器里面还是空的,接下来往里面填充数据.这个过程是在cgroup_advance_iter()中完成,代码如下示:

static void cgroup_advance_iter(struct cgroup *cgrp,

                  struct cgroup_iter *it)

{

struct list_head *l = it->cg_link;

struct cg_cgroup_link *link;

struct css_set *cg;

 

/* Advance to the next non-empty css_set */

do {

    l = l->next;

    if (l == &cgrp->css_sets) {

        it->cg_link = NULL;

        return;

    }

   link = list_entry(l, struct cg_cgroup_link, cgrp_link_list);

    cg = link->cg;

} while (list_empty(&cg->tasks));

it->cg_link = l;

it->task = cg->tasks.next;

}

通过前面的分析可得知,可通过it->cg_link找到与之关联的css_set,然后再通过css_set找到与它关联的task链表.因此每次往cgroup迭代器里填充数据,就是找到一个tasks链表不为空的css_set.取数据就从css_set->tasks中取.如果数据取完了,就找下一个tasks链表不为空的css_set.

这样,这个函数的代码就很简单了.它就是找到it->cg_link上tasks链表不为空的css_set项.

 

cgroup_iter_next()的代码如下:

struct task_struct *cgroup_iter_next(struct cgroup *cgrp,

                    struct cgroup_iter *it)

{

    struct task_struct *res;

    struct list_head *l = it->task;

 

    /* If the iterator cg is NULL, we have no tasks */

    if (!it->cg_link)

        return NULL;

    res = list_entry(l, struct task_struct, cg_list);

    /* Advance iterator to find next entry */

    l = l->next;

    if (l == &res->cgroups->tasks) {

        /* We reached the end of this task list - move on to

         * the next cg_cgroup_link */

        cgroup_advance_iter(cgrp, it);

    } else {

        it->task = l;

    }

    return res;

}

如果it->cg_link为空表示it->cg_link已经遍历完了,也就不存放在task了.否则,从it->task中取得task.如果已经是最后一个task就必须要调用cgroup_advance_iter()填充迭代器里面的数据.最后将取得的task返回.

 

cgroup_iter_end()用来对迭代码进行收尾的工作,代码如下:

void cgroup_iter_end(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_iter *it)

{

    read_unlock(&css_set_lock);

}

它就是释放了在cgroup_iter_start()中持有的锁.

 

回到cgroup_tasks_open()中.我们接下来会遇到kernel为sequential file提供的一组接口.首先在代码遇到的是seq_open().代码如下:

int seq_open(struct file *file, const struct seq_operations *op)

{

    struct seq_file *p = file->private_data;

 

    if (!p) {

        p = kmalloc(sizeof(*p), GFP_KERNEL);

        if (!p)

            return -ENOMEM;

        file->private_data = p;

    }

    memset(p, 0, sizeof(*p));

    mutex_init(&p->lock);

    p->op = op;

    file->f_version = 0;

    /* SEQ files support lseek, but not pread/pwrite */

    file->f_mode &= ~(FMODE_PREAD | FMODE_PWRITE);

    return 0;

}

从代码中可以看出,它就是 初始化了一个struct seq_file结构.并且将其关联到file->private_data.在这里要注意将 seq_file->op设置成了参数op.在我们分析的这个情景中,也就是 cgroup_tasks_seq_operations.这个在我们分析文件的读操作的时候会用到的.

 

7.5.2:task文件的read操作

从上面的代码中可看到.在open的时候,更改了file->f_op.将其指向了cgroup_tasks_operations.该结构如下:

static struct file_operations cgroup_tasks_operations = {

    .read = seq_read,

    .llseek = seq_lseek,

    .write = cgroup_file_write,

    .release = cgroup_tasks_release,

}

相应的,read操作就会转入到seq_read()中.由于该函数篇幅较大,这里就不列出了.感兴趣的可以自己跟踪看一下,其它就是循环调用seq_file->op->start() à seq_file->op->show() à seq_file->op->next() à seq_file->op->stop()的过程.

我们在上面分析task文件的open操作的时候,曾经提配过,seq_file->op被指向了cgroup_tasks_seq_operations.定义如下:

static struct seq_operations cgroup_tasks_seq_operations = {

    .start = cgroup_tasks_start,

    .stop = cgroup_tasks_stop,

    .next = cgroup_tasks_next,

    .show = cgroup_tasks_show,

}

Cgroup_tasks_start()代码如下:

static void *cgroup_tasks_start(struct seq_file *s, loff_t *pos)

{

    /*

     * Initially we receive a position value that corresponds to

     * one more than the last pid shown (or 0 on the first call or

     * after a seek to the start). Use a binary-search to find the

     * next pid to display, if any

     */

    struct cgroup *cgrp = s->private;

    int index = 0, pid = *pos;

    int *iter;

 

    down_read(&cgrp->pids_mutex);

    if (pid) {

        int end = cgrp->pids_length;

 

        while (index < end) {

            int mid = (index + end) / 2;

            if (cgrp->tasks_pids[mid] == pid) {

                index = mid;

                break;

            } else if (cgrp->tasks_pids[mid] <= pid)

                index = mid + 1;

            else

                end = mid;

        }

    }

    /* If we're off the end of the array, we're done */

    if (index >= cgrp->pids_length)

        return NULL;

    /* Update the abstract position to be the actual pid that we found */

    iter = cgrp->tasks_pids + index;

    *pos = *iter;

    return iter;

}

它以二分法从cgrp->tasks_pids[ ]中去寻找第一个大于或者等于参数*pos值的项.如果找到了,返回该项.如果没找到.返回NULL.

 

cgroup_tasks_show()代码如下:

static int cgroup_tasks_show(struct seq_file *s, void *v)

{

    return seq_printf(s, "%d\n", *(int *)v);

}

它就是将pid转换为了字符串.

 

cgroup_tasks_next()就是找到数组中的下一项.代码如下:

static void *cgroup_tasks_next(struct seq_file *s, void *v, loff_t *pos)

{

    struct cgroup *cgrp = s->private;

    int *p = v;

    int *end = cgrp->tasks_pids + cgrp->pids_length;

 

    /*

     * Advance to the next pid in the array. If this goes off the

     * end, we're done

     */

    p++;

    if (p >= end) {

        return NULL;

    } else {

        *pos = *p;

        return p;

    }

}

 

cgroup_tasks_stop()代码如下:

static void cgroup_tasks_stop(struct seq_file *s, void *v)

{

    struct cgroup *cgrp = s->private;

    up_read(&cgrp->pids_mutex);

}

它只是释放了在cgroup_tasks_start()中持有的读写锁.

 

7.5.3:task文件的close操作

Task文件close时,调用的相应接口为cgroup_tasks_release().代码如下:

static int cgroup_tasks_release(struct inode *inode, struct file *file)

{

    struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent);

 

    if (!(file->f_mode & FMODE_READ))

        return 0;

 

    release_cgroup_pid_array(cgrp);

    return seq_release(inode, file);

}

它就是将cgroup中的pid信息与seqfile信息释放掉.

 

到这里,我们已经分析完了task文件的open,read,close操作.我们现在就可以实现一下,看上面的分析是否正确.

在前面已经分析中cgroupfs_root.top_cgroup会将系统中的所有css_set与之关联起来,那么通过cgroupfs_root_top_cgroup找到的进程应该是系统当前的所有进程.那么相应的,在挂载目录的task文件的内容.应该是系统中所有进程的pid.

如下所示:

[root@localhost cgroup]# cat tasks

1

2

3

………

………

2578

其实,这样做是cgroup子系统开发者特意设置的.它表示所有的进程都在hierarchy的控制之下.

反过来,当我们在挂载目录mkdir一个目录,它下面的task文件内容应该是空的.因为在mkdir后,它对应的cgroup并没有关联任何task.

如下所示:

[root@localhost cgroup]# mkdir eric

[root@localhost cgroup]# cat eric/tasks

[root@localhost cgroup]#

下面我们来看一下task文件的写操作,也就是怎样将进程添加进cgroup.

 

7.5.4:task文件的write操作

根据上面的文件,可得知task文件的write操作对应的函数为int cgroup_tasks_write().代码如下:

static int cgroup_tasks_write(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft, u64 pid)

{

    int ret;

    /*如果cgroup已经被移除了,非法*/

    if (!cgroup_lock_live_group(cgrp))

        return -ENODEV;

    /*将PID为pid的进程与cgroup关联*/

    ret = attach_task_by_pid(cgrp, pid);

    cgroup_unlock();

    return ret;

}

Attach_task_by_pid()的代码如下:

static int attach_task_by_pid(struct cgroup *cgrp, u64 pid)

{

    struct task_struct *tsk;

    int ret;

 

    /*如果pid不为0.寻找PID为pid的task.并增加其引用计数*/

    if (pid) {

        rcu_read_lock();

        tsk = find_task_by_vpid(pid);

        if (!tsk || tsk->flags & PF_EXITING) {

            rcu_read_unlock();

            return -ESRCH;

        }

        get_task_struct(tsk);

        rcu_read_unlock();

 

        if ((current->euid) && (current->euid != tsk->uid)

            && (current->euid != tsk->suid)) {

            put_task_struct(tsk);

            return -EACCES;

        }

    }

    /*如果pid为0.表示是将当前进程添加进cgroup*/

    else {

        tsk = current;

        get_task_struct(tsk);

    }

    /*将cgroup与task相关联*/

    ret = cgroup_attach_task(cgrp, tsk);

    /*操作完成,减少其引用计数*/

    put_task_struct(tsk);

    return ret;

}

如果写入的是一个不这0的数,表示的是进程的PID值.如果是写入0,表示是将当前进程.这个操作的核心操作是cgroup_attach_task().代码如下:

int cgroup_attach_task(struct cgroup *cgrp, struct task_struct *tsk)

{

    int retval = 0;

    struct cgroup_subsys *ss;

    struct cgroup *oldcgrp;

    struct css_set *cg = tsk->cgroups;

    struct css_set *newcg;

    struct cgroupfs_root *root = cgrp->root;

    int subsys_id;

 

    /*得到与cgroup关联的第一个subsys的序号*/

    get_first_subsys(cgrp, NULL, &subsys_id);

 

    /* Nothing to do if the task is already in that cgroup */

    /*找到这个进程之前所属的cgroup*/

    oldcgrp = task_cgroup(tsk, subsys_id);

    /*如果已经在这个cgrp里面了.*/

    if (cgrp == oldcgrp)

        return 0;

   

    /* 遍历与hierarchy关联的subsys

      * 如果subsys定义了can_attach函数,就调用它

      */

    for_each_subsys(root, ss) {

        if (ss->can_attach) {

            retval = ss->can_attach(ss, cgrp, tsk);

            if (retval)

                return retval;

        }

    }

 

    /*

     * Locate or allocate a new css_set for this task,

     * based on its final set of cgroups

     */

     /*找到这个task所关联的css_set.如果不存在,则新建一个*/

    newcg = find_css_set(cg, cgrp);

    if (!newcg)

        return -ENOMEM;

 

    task_lock(tsk);

   

    /*如果task正在执行exit操作*/

    if (tsk->flags & PF_EXITING) {

        task_unlock(tsk);

        put_css_set(newcg);

        return -ESRCH;

    }

    /*将tak->cgroup指向这个css_set*/

    rcu_assign_pointer(tsk->cgroups, newcg);

    task_unlock(tsk);

 

    /* Update the css_set linked lists if we're using them */

    /*更改task->cg_list*/

    write_lock(&css_set_lock);

    if (!list_empty(&tsk->cg_list)) {

        list_del(&tsk->cg_list);

        list_add(&tsk->cg_list, &newcg->tasks);

    }

    write_unlock(&css_set_lock);

 

    /* 遍历与hierarchy关联的subsys

      * 如果subsys定义了attach 函数,就调用它

      */

    for_each_subsys(root, ss) {

        if (ss->attach)

            ss->attach(ss, cgrp, oldcgrp, tsk);

    }

    set_bit(CGRP_RELEASABLE, &oldcgrp->flags);

    synchronize_rcu();

    /*减小旧指向的引用计数*/

put_css_set(cg);

    return 0;

}

这个函数逻辑很清楚,它就是初始化task->cgroup.然后将它和subsys相关联.可自行参照代码中的注释进行分析.这里就不再赘述了.

在这里,详细分析一下find_css_set()函数,这个函数有点意思.代码如下:

static struct css_set *find_css_set(

    struct css_set *oldcg, struct cgroup *cgrp)

{

    struct css_set *res;

    struct cgroup_subsys_state *template[CGROUP_SUBSYS_COUNT];

    int i;

 

    struct list_head tmp_cg_links;

    struct cg_cgroup_link *link;

 

    struct hlist_head *hhead;

 

    /* First see if we already have a cgroup group that matches

     * the desired set */

    read_lock(&css_set_lock);

    /*寻找从oldcg转换为cgrp的css_set.如果不存在,返回NULL */

    res = find_existing_css_set(oldcg, cgrp, template);

    /*如果css_set已经存在,增加其引用计数后退出*/

    if (res)

        get_css_set(res);

    read_unlock(&css_set_lock);

 

    if (res)

        return res;

这一部份,先从哈希数组中搜索从oldcg转换cgrp的css_set.如果不存在,返回NULL.如果在哈希数组中存放,增加其引用计数返回即可.

Find_existing_css_set()的代码如下:

static struct css_set *find_existing_css_set(

    struct css_set *oldcg,

    struct cgroup *cgrp,

    struct cgroup_subsys_state *template[])

{

    int i;

    struct cgroupfs_root *root = cgrp->root;

    struct hlist_head *hhead;

    struct hlist_node *node;

    struct css_set *cg;

 

    /* Built the set of subsystem state objects that we want to

     * see in the new css_set */

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        if (root->subsys_bits & (1UL << i)) {

            /* Subsystem is in this hierarchy. So we want

             * the subsystem state from the new

             * cgroup */

            template[i] = cgrp->subsys[i];

        } else {

            /* Subsystem is not in this hierarchy, so we

             * don't want to change the subsystem state */

            template[i] = oldcg->subsys[i];

        }

    }

 

    hhead = css_set_hash(template);

    hlist_for_each_entry(cg, node, hhead, hlist) {

        if (!memcmp(template, cg->subsys, sizeof(cg->subsys))) {

            /* All subsystems matched */

            return cg;

        }

    }

 

    /* No existing cgroup group matched */

    return NULL;

}

如果subsys与新的cgroup相关联,那么它指向新的cgroup->subsys[]中的对应项.否则指向旧的cgrop的对应项.这样做主要是因为,该进程可能还被关联在其它的hierarchy中.所以要保持它在其它hierarchy中的信息.

最后,在css_set_table[ ]中寻找看是否有与template相等的项.有的话返回该项.如果没有.返回NULL.

 

    /*分配一个css_set*/

    res = kmalloc(sizeof(*res), GFP_KERNEL);

    if (!res)

        return NULL;

 

    /* Allocate all the cg_cgroup_link objects that we'll need */

    /*分配root_count项cg_cgroup_link*/

    if (allocate_cg_links(root_count, &tmp_cg_links) < 0) {

        kfree(res);

        return NULL;

    }

 

    /* 初始化刚分配的css_set */

    atomic_set(&res->refcount, 1);

    INIT_LIST_HEAD(&res->cg_links);

    INIT_LIST_HEAD(&res->tasks);

    INIT_HLIST_NODE(&res->hlist);

 

    /* Copy the set of subsystem state objects generated in

     * find_existing_css_set() */

     /*设置css_set->subsys*/

    memcpy(res->subsys, template, sizeof(res->subsys));

运行到这里的话.表示没有从css_set_table[ ]中找到相应项.因此需要分配并初始化一个css_set结构.并且设置css_set的subsys域.

 

    write_lock(&css_set_lock);

    /* Add reference counts and links from the new css_set. */

    /*遍历所有的subsys以及css_set 中的subsys[ ].

     *建立task所在的cgroup到css_set的引用

     */

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        struct cgroup *cgrp = res->subsys[i]->cgroup;

        struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

        atomic_inc(&cgrp->count);

        /*

         * We want to add a link once per cgroup, so we

         * only do it for the first subsystem in each

         * hierarchy

         */

        if (ss->root->subsys_list.next == &ss->sibling) {

            BUG_ON(list_empty(&tmp_cg_links));

            link = list_entry(tmp_cg_links.next,

                      struct cg_cgroup_link,

                      cgrp_link_list);

            list_del(&link->cgrp_link_list);

            list_add(&link->cgrp_link_list, &cgrp->css_sets);

            link->cg = res;

            list_add(&link->cg_link_list, &res->cg_links);

        }

    }

   

    /*似乎没有地方会更改rootnode.subsys_list.?这里的判断大部份情况是满足的*/

    if (list_empty(&rootnode.subsys_list)) {

        /*建立这个css_set到dumytop的引用*/

        /* 这样做,是为了让新建的hierarchy能够关联到所有的进程*/

        link = list_entry(tmp_cg_links.next,

                  struct cg_cgroup_link,

                  cgrp_link_list);

        list_del(&link->cgrp_link_list);

        list_add(&link->cgrp_link_list, &dummytop->css_sets);

        link->cg = res;

        list_add(&link->cg_link_list, &res->cg_links);

    }

    BUG_ON(!list_empty(&tmp_cg_links));

这一部份的关键操作都在代码中添加了相应的注释.如果系统中存在多个hierarchy.那么这个进程肯定也位于其它的hierarchy所对应的cgroup中.因此需要在新分配的css_set中保存这些信息,也就是建立从cgroup到css_set的引用.

另外,关于ist_empty(&rootnode.subsys_list)的操作.似乎没看到有什么地方会更改rootnode.subsys_list.不过,如果rootnode.subsys_list不为空的话,也会在它前面的for循环中检测出来.

总而言之.系统中有root_count个hierarchy.上述的引用保存过程就会进行root_count次.因此.到最后.tmp_cg_links肯定会空了.如果不为空.说明某处发生了错误.

 

    /*增加css_set计数*/

    css_set_count++;

 

    /* Add this cgroup group to the hash table */

    /*将其添加到全局哈希数组: css_set_table[ ]*/

    hhead = css_set_hash(res->subsys);

    hlist_add_head(&res->hlist, hhead);

 

    write_unlock(&css_set_lock);

 

    return res;

}

最后,将生成的css_set添加到哈希数组css_set_table[ ]中.

到这里,task文件的操作已经分析完了.

 

7.6:  notify_on_release文件操作

notify_on_release文件对应的cftype结构如下:

{

        .name = "notify_on_release",

        .read_u64 = cgroup_read_notify_on_release,

        .write_u64 = cgroup_write_notify_on_release,

        .private = FILE_NOTIFY_ON_RELEASE,

}

 

从此得知.文件的读操作接口为cgroup_read_notify_on_release().代码如下:

static u64 cgroup_read_notify_on_release(struct cgroup *cgrp,

                        struct cftype *cft)

{

    return notify_on_release(cgrp);

}

继续跟进notify_on_release().如下示:

static int notify_on_release(const struct cgroup *cgrp)

{

    return test_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags);

}

从此可以看到,如果 当前cgroup设置了CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志.就会返回1.否则.就是为0.

从当前系统中测试一下,如下:

[root@localhost cgroup]# cat notify_on_release

0

[root@localhost cgroup]#

文件内容为零.因为top_cgroup上没有设置CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE的标志.

 

notify_on_release文件读操作接口为cgroup_write_notify_on_release().代码如下:

static int cgroup_write_notify_on_release(struct cgroup *cgrp,

                      struct cftype *cft,

                      u64 val)

{

    clear_bit(CGRP_RELEASABLE, &cgrp->flags);

    if (val)

        set_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags);

    else

        clear_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags);

    return 0;

}

从上面的代码可以看到.如果我们写入的是1. 就会设置cgroup标志的CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE位.否则.清除CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE位.测试如下:

[root@localhost cgroup]# echo 1 > notify_on_release

[root@localhost cgroup]# cat notify_on_release

1

[root@localhost cgroup]# echo 0 > notify_on_release

[root@localhost cgroup]# cat notify_on_release

0

[root@localhost cgroup]#

 

7.7:  release_agent文件操作

release_agent只有在顶层目录才会有.它所代表的cftype结构如下:

static struct cftype cft_release_agent = {

    .name = "release_agent",

    .read_seq_string = cgroup_release_agent_show,

    .write_string = cgroup_release_agent_write,

    .max_write_len = PATH_MAX,

    .private = FILE_RELEASE_AGENT,

};

 

由此可以看到.读文件的接口为cgroup_release_agent_show.代码如下:

static int cgroup_release_agent_show(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft,

                     struct seq_file *seq)

{

    if (!cgroup_lock_live_group(cgrp))

        return -ENODEV;

    seq_puts(seq, cgrp->root->release_agent_path);

    seq_putc(seq, '\n');

    cgroup_unlock();

    return 0;

}

从代码中可以看到.就是打印出root的release_agent_path.

 

写文件的接口为cgroup_release_agent_write().如下示:

static int cgroup_release_agent_write(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft,

                      const char *buffer)

{

    BUILD_BUG_ON(sizeof(cgrp->root->release_agent_path) < PATH_MAX);

    if (!cgroup_lock_live_group(cgrp))

        return -ENODEV;

    strcpy(cgrp->root->release_agent_path, buffer);

    cgroup_unlock();

    return 0;

}

由此得知.往这个文件中写内容,就是设置root的release_agent_path.如下做个测试:

[root@localhost cgroup]# cat release_agent

 

[root@localhost cgroup]# echo /bin/ls > release_agent

[root@localhost cgroup]# cat release_agent

/bin/ls

[root@localhost cgroup]#

 

7.8:debug创建的文件分析

下面分析一下debug subsys中的文件.由于我们挂载的时候没有带noprefix.因为.debug生成的文件都带了一个”debug_”前缀.由debug创建的文件如下示:

debug.cgroup_refcount  debug.current_css_set_refcount  debug.taskcount debug.current_css_set  debug.releasable

挨个分析如下:

7.8.1: cgroup_refcount文件操作

Cgroup_refcount所代表的cftype结构如下示:

    {

        .name = "cgroup_refcount",

        .read_u64 = cgroup_refcount_read,

    },

可以看到,该文件不能写,只能读.读操作接口为cgroup_refcount_read().代码如下:

static u64 cgroup_refcount_read(struct cgroup *cont, struct cftype *cft)

{

    return atomic_read(&cont->count);

}

它就是显示出当前cgroup的引用计数.

测试如下:

[root@localhost cgroup]# cat debug.cgroup_refcount

0

[root@localhost cgroup]#

顶层的cgroup是位于cgroupfs_root.top_cgroup.它的引用计数为0.

接下来,我们在下层创建一个子层cgroup.如下示:

[root@localhost cgroup]# mkdir /dev/cgroup/eric

[root@localhost cgroup]# cat /dev/cgroup/eric/debug.cgroup_refcount

0

[root@localhost cgroup]#

可见创建子层cgroup不会增加其引用计数.因为它只是与它的上一层cgroup构成指针指向关系.

现在我们让子层cgroup关联一个进程

[root@localhost cgroup]# echo 1673 > /dev/cgroup/eric/tasks

[root@localhost cgroup]# cat /dev/cgroup/eric/debug.cgroup_refcount

1

[root@localhost cgroup]#

可以看到.它的计数比为了1.这里在关联进程的css_set和所在的cgroup时增加的.

 

7.8.2:  current_css_set文件操作

current_css_set对应的cftype结构如下示:

    {

        .name = "current_css_set",

        .read_u64 = current_css_set_read,

    },

可看出.它也是一个只读的.读接口为current_css_set_read().代码如下:

static u64 current_css_set_read(struct cgroup *cont, struct cftype *cft)

{

    return (u64)(long)current->cgroups;

}

它就是显示了当前进程关联的css_set的地址.

测试如下:

[root@localhost cgroup]# cat debug.current_css_set

18446744072645980768

 

7.8.3:  current_css_set_refcount文件操作

current_css_set_refcount文件对应的ctype结构如下:

    {

        .name = "current_css_set_refcount",

        .read_u64 = current_css_set_refcount_read,

    },

照例.它也是只读的.接口如下:

static u64 current_css_set_refcount_read(struct cgroup *cont,

                       struct cftype *cft)

{

    u64 count;

 

    rcu_read_lock();

    count = atomic_read(&current->cgroups->refcount);

    rcu_read_unlock();

    return count;

}

它就是显示出与当前进程关联的css_set的引用计数.

测试如下:

[root@localhost cgroup]# cat debug.current_css_set_refcount

56

表示已经有56个进程关联到这个css_set了.

 

7.8.3:  taskcount文件操作

Taskcount文件对应cftype结构如下:

    {

        .name = "taskcount",

        .read_u64 = taskcount_read,

    },

只读文件.接口如下:

static u64 taskcount_read(struct cgroup *cont, struct cftype *cft)

{

    u64 count;

 

    cgroup_lock();

    count = cgroup_task_count(cont);

    cgroup_unlock();

    return count;

}

其中,子函数cgroup_task_count()我们在之前已经分析过了.它就是计算与当前cgroup关联的进程数目.这里就不再分析了.测试如下:

[root@localhost cgroup]# cat debug.taskcount

56

 

7.8.4:  releasable文件操作

Releasable文件对应的ctype结构如下示:

    {

        .name = "releasable",

        .read_u64 = releasable_read,

    },

只读,读接口代码如下:

static u64 releasable_read(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft)

{

    return test_bit(CGRP_RELEASABLE, &cgrp->flags);

}

它用来查看当前cgroup是否有CGRP_RELEASABLE标志.如果有.显示为1.否则显示为0.

测试如下:

[root@localhost cgroup]# cat debug.releasable

0

经过上面的分析.可以知道.如果往cgroup中删除一个关联进程,就会将其设置CGRP_RELEASABLE标志.有下面测试:

[root@localhost cgroup]# mkdir eric

[root@localhost cgroup]# cat eric/debug.releasable

0

[root@localhost cgroup]# echo 1650 > eric/tasks

[root@localhost cgroup]# echo 1701 > eric/tasks    

[root@localhost cgroup]# cat eric/debug.releasable

0

[root@localhost cgroup]# echo 1650 >tasks

[root@localhost cgroup]# cat eric/debug.releasable

1

 

到这里为止,各subsys共有的文件和debug中的文件操作就已经分析完了.其它的subsys远远比debug要复杂.之后再给出专题分析.详情请关注本站更新.*^_^*

 

九:  notify_on_release操作

下面我们来分析在之前一直在忽略的一个问题.也就是涉及到CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志和root->  release_agent_path[]部份.

它的重用,就是在cgroup中最后的一个进程离开(包括进程退出.进程关联到其它同类型的cgroup),或者是在最后一个子层cgroup被移除的时候.就会调用用户空间的一个程序.这个程序的路径是在root->  release_agent_path[]中指定的.

下面我们从代码的角度来跟踪一下.

 

9.1:进程退出

我们在之前在分析父子进程之间的cgroup关系的时候.忽略掉了__put_css_set函数中的一个部份.现在是时候来剥开它了.

次__put_css_set()被忽略的代码片段列出,如下:

static void __put_css_set(struct css_set *cg, int taskexit)

{

    ．．．．．．

    ．．．．．．

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        struct cgroup *cgrp = cg->subsys[i]->cgroup;

        if (atomic_dec_and_test(&cgrp->count) &&

            notify_on_release(cgrp)) {

            if (taskexit)

                set_bit(CGRP_RELEASABLE, &cgrp->flags);

            check_for_release(cgrp);

        }

    }

    ．．．．．．

    ．．．．．．

}

首先,进程退出时,调用__put_css_set时.taskexit参数是为1的,因此在这里,它会将cgroup的flag的CGRP_RELEASABLE位置1.

atomic_dec_and_test(&cgrp->count)返回为真的话,说明进程所属的cgroup中已经没有其它的进程了.因此即将要退出的子进程就是cgroup中的最后一个进程.

notify_on_release(cgrp)代码如下:

static int notify_on_release(const struct cgroup *cgrp)

{

    return test_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags);

}

它用来判断cgroup有没有设定CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志

综合上面的分析.如果cgroup中最后一个进程退出.且cgroup设定了CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志.流程就会转到check_for_release()中.该函数代码如下:

static void check_for_release(struct cgroup *cgrp)

{

    /* All of these checks rely on RCU to keep the cgroup

     * structure alive */

    if (cgroup_is_releasable(cgrp) && !atomic_read(&cgrp->count)

        && list_empty(&cgrp->children) && !cgroup_has_css_refs(cgrp)) {

        /* Control Group is currently removeable. If it's not

         * already queued for a userspace notification, queue

         * it now */

        int need_schedule_work = 0;

        spin_lock(&release_list_lock);

        if (!cgroup_is_removed(cgrp) &&

            list_empty(&cgrp->release_list)) {

            list_add(&cgrp->release_list, &release_list);

            need_schedule_work = 1;

        }

        spin_unlock(&release_list_lock);

        if (need_schedule_work)

            schedule_work(&release_agent_work);

    }

}

首先,在这里必须要满足以下四个条件才能继续下去:

1:cgroup_is_releasable()返回1.

代码如下:

static int cgroup_is_releasable(const struct cgroup *cgrp)

{

    const int bits =

        (1 << CGRP_RELEASABLE) |

        (1 << CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE);

    return (cgrp->flags & bits) == bits;

}

它表示当前cgroup是含含有CGRP_RELEASABLE和CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志.结合我们在上面分析的. CGRP_RELEASABLE标志是进程在退出是就会设置的.

 

2:cgroup的引用计数为0

3:cgroup没有子层cgroup

4:  cgroup_has_css_refs()返回0.代码如下:

static int cgroup_has_css_refs(struct cgroup *cgrp)

{

    int i;

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

        struct cgroup_subsys_state *css;

        /* Skip subsystems not in this hierarchy */

        if (ss->root != cgrp->root)

            continue;

        css = cgrp->subsys[ss->subsys_id];

        if (css && atomic_read(&css->refcnt))

            return 1;

    }

    return 0;

}

也就是说,cgroup关联的css_set引用计数必须要为0

 

满足上面几个条件之后.就说明该cgroup是可以释放的.因此将cgroup链接到了release_list.接着调度了工作队列.在工作队列中会完成余下的工作.

下面跟踪看看这个工作队列是怎么处理余下任务的.

release_agent_work定义如下:

static DECLARE_WORK(release_agent_work, cgroup_release_agent);

该工作队列对应的处理函数为cgroup_release_agent().代码如下:

static void cgroup_release_agent(struct work_struct *work)

{

    BUG_ON(work != &release_agent_work);

    mutex_lock(&cgroup_mutex);

    spin_lock(&release_list_lock);

    /*遍历链表,直到其为空*/

    while (!list_empty(&release_list)) {

        char *argv[3], *envp[3];

        int i;

        char *pathbuf = NULL, *agentbuf = NULL;

        /*取得链表项对应的cgroup*/

        struct cgroup *cgrp = list_entry(release_list.next,

                            struct cgroup,

                            release_list);

        /*将cgroup从release_list中断开*/

        list_del_init(&cgrp->release_list);

        spin_unlock(&release_list_lock);

        /*将cgroup的路径存放到pathbuf中*/

        pathbuf = kmalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL);

        if (!pathbuf)

            goto continue_free;

        if (cgroup_path(cgrp, pathbuf, PAGE_SIZE) < 0)

            goto continue_free;

        /*agentbuf存放release_agent_path的内容*/

        agentbuf = kstrdup(cgrp->root->release_agent_path, GFP_KERNEL);

        if (!agentbuf)

            goto continue_free;

        /*初始化运行参数和环境变量*/

        i = 0;

        argv[i++] = agentbuf;

        argv[i++] = pathbuf;

        argv[i] = NULL;

 

        i = 0;

        /* minimal command environment */

        envp[i++] = "HOME=/";

        envp[i++] = "PATH=/sbin:/bin:/usr/sbin:/usr/bin";

        envp[i] = NULL;

 

        /* Drop the lock while we invoke the usermode helper,

         * since the exec could involve hitting disk and hence

         * be a slow process */

         /*调用用户空间的进程*/

        mutex_unlock(&cgroup_mutex);

        call_usermodehelper(argv[0], argv, envp, UMH_WAIT_EXEC);

        mutex_lock(&cgroup_mutex);

 continue_free:

        kfree(pathbuf);

        kfree(agentbuf);

        spin_lock(&release_list_lock);

    }

    spin_unlock(&release_list_lock);

    mutex_unlock(&cgroup_mutex);

}

该函数遍历release_list中的cgroup.然后以其路径做为参数.调用root->release_agent_path对应的程序.

我们来做如下的实验:

为了配合这次实验.必须要写两个测试的程序.代码如下:

Test.c

 

#include <stdio.h>

#include <stdlib.h>

 

main()

{

        int i = 30;

        while(i){

                i--;

                sleep(1);

        }

}

 

这个进程睡眠30s之后退出.编译成test

 

另外一个程序代码如下:

Main.c

#include <stdio.h>

#include <stdlib.h>

 

int main(int argc,char *argv[])

{

        char buf[125] = "";

        int i = 0;

 

        sprintf(buf,"rm -f /var/eric_test");

        system(buf);

 

        while(i < argc){

                sprintf(buf,"echo %s >> /var/eric_test",argv[i]);

                system(buf);

                i++;

        }

 

}

它就是将调用参数输出到/var/eric_test下面.

下面就可以开始我们的测试了.挂载目录下已经有一个子层cgroup.如下示:

.

|-- debug.cgroup_refcount

|-- debug.current_css_set

|-- debug.current_css_set_refcount

|-- debug.releasable

|-- debug.taskcount

|-- eric

|   |-- debug.cgroup_refcount

|   |-- debug.current_css_set

|   |-- debug.current_css_set_refcount

|   |-- debug.releasable

|   |-- debug.taskcount

|   |-- notify_on_release

|   `-- tasks

|-- notify_on_release

|-- release_agent

`-- tasks

 

接下来设置realesse_agent_path和CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志,指令如下:

[root@localhost cgroup]# echo /root/main > release_agent

[root@localhost cgroup]# echo 1 > eric/notify_on_release

下面往子层cgroup中添加一个进程.指令如下:

[root@localhost cgroup]# /root/test &

[1] 4350

[root@localhost cgroup]# echo 4350 > eric/tasks

[root@localhost cgroup]#

[1]+  Done                    /root/test

等/root/test运行完之后.就会进行notify_on_release的操作了.印证一下:

[root@localhost cgroup]# cat /var/eric_test

/root/main

/eric

一切都如我们上面分析的一样

 

9.2:取消进程与cgroup的关联

当cgroup中的最后一个进程取消关联的时候,也会有notify_on_release过程.见下面的代码片段:

int cgroup_attach_task(struct cgroup *cgrp, struct task_struct *tsk)

{

    int retval = 0;

    struct cgroup_subsys *ss;

    struct cgroup *oldcgrp;

    struct css_set *cg = tsk->cgroups;

    ......

    ......

    set_bit(CGRP_RELEASABLE, &oldcgrp->flags);

    synchronize_rcu();

    put_css_set(cg);

}

这个函数我们在之前分析过,不过也把notify_on_release的过程去掉了.现在也把它加上.

代码中的cg是指向进程原本所引用的css_set

Oldcgrp是过程之前所在的cgroup

在代码中,会将oldcgrp标志设为CGRP_RELEASABLE.之后也会调用put_css_set().put_css_set()就是我们在上面分析的过程了.如果cgroup为空的话,就会产生notify_on_release的操作.

同样做个测试:

接着上面的测试环境.我们先来看下环境下的相关文件内容:

[root@localhost cgroup]# cat release_agent

/root/main

[root@localhost cgroup]# cat eric/tasks

[root@localhost cgroup]# cat eric/notify_on_release

1

[root@localhost cgroup]# pwd

/dev/cgroup

好了,测试开始了:

[root@localhost cgroup]# rm -rf /var/eric_test

[root@localhost cgroup]# echo 1701 > eric/tasks

[root@localhost cgroup]# echo 1701 >tasks

[root@localhost cgroup]# cat /var/eric_test

/root/main

/eric

在上面的测试过程中.为了避免影响测试效果.先将/var/eric_test文件删了.然后将进程1701关联到eric所表示的cgroup.然后再把1701再加最上层cgroup.这样就会造成eric下关联进程为空.相应的会发生notify_on_release过程.上面的测试也印证了这一说话.

 

9.3:移除cgroup

当移除cgroup下的最后一个子层cgroup时.也会发生notify_on_release.

看一下移除cgroup时的代码片段:

static int cgroup_rmdir(struct inode *unused_dir, struct dentry *dentry)

{

    ......

    ......

    set_bit(CGRP_RELEASABLE, &parent->flags);

    check_for_release(parent);

    ......

}

代码中,parent表示cgroup的上一层.在移除cgroup时,会设置上一层的cgroup标志的CGRP_RELEASABLE位.然后流程同样会转入到check_for_release().这样,如果上一层cgroup是空的话.就会生notify_on_release操作了.

测试如下:

还是用上层的测试环境.先来看一下初始环境:

[root@localhost cgroup]# pwd

/dev/cgroup

[root@localhost cgroup]# cat release_agent

/root/main

[root@localhost cgroup]# cat eric/notify_on_release

1

在eric下面再加一层cgroup.

[root@localhost cgroup]# mkdir eric/test

[root@localhost cgroup]# tree

.

|-- debug.cgroup_refcount

|-- debug.current_css_set

|-- debug.current_css_set_refcount

|-- debug.releasable

|-- debug.taskcount

|-- eric

|   |-- debug.cgroup_refcount

|   |-- debug.current_css_set

|   |-- debug.current_css_set_refcount

|   |-- debug.releasable

|   |-- debug.taskcount

|   |-- notify_on_release

|   |-- tasks

|   `-- test

|       |-- debug.cgroup_refcount

|       |-- debug.current_css_set

|       |-- debug.current_css_set_refcount

|       |-- debug.releasable

|       |-- debug.taskcount

|       |-- notify_on_release

|       `-- tasks

|-- notify_on_release

|-- release_agent

`-- tasks

 

2 directories, 22 files

接着运行如下指令:

[root@localhost cgroup]# rm -rf /var/eric_test

[root@localhost cgroup]# rmdir eric/test/

[root@localhost cgroup]# cat /var/eric_test

/root/main

/eric

如上所示.把eric下的唯一一个cgroup移除的时候.就发生了notity_on_release过程.

 

十:cgroup的proc节点

10.1:/proce/cgroups

在前面分析cgroup初始化的时候.在cgroup_init()中有下面代码片段:

int __init cgroup_init(void)

{

    ．．．．．．

    ．．．．．．

    proc_create("cgroups", 0, NULL, &proc_cgroupstats_operations)

    ．．．．．．

    ．．．．．．

}

也就是说.会在proc根目录下创建一个名为cgroups的文件.如下示:

[root@localhost cgroup]# ls /proc/cgroups  

/proc/cgroups

接下来就来分析这个文件的操作.

该文件对应的操作集为

proc_cgroupstats_operations.定义如下:

static struct file_operations proc_cgroupstats_operations = {

    .open = cgroupstats_open,

    .read = seq_read,

    .llseek = seq_lseek,

    .release = single_release,

}

从上面看到,这个文件是只读的.

先来看open时的操作,对应接口为cgroupstats_open.代码如下:

static int cgroupstats_open(struct inode *inode, struct file *file)

{

    return single_open(file, proc_cgroupstats_show, NULL);

}

Single_open()函数十分简单.它也是sequences file中提供的一个接口.有关sequences file部份我们在上面已经分析过了. 这里就不再详细分析了.它将seq_file的show操作指向了proc_cgroupstats_show.

我们在上面的proc_cgroupstats_operations结构中可看到,它提供的read操作为seq_read().它就是调用seq_file中的相关操作.在open的时候,已经将seq_file的show接口指向了proc_cgroupstats_show().代码如下:

static int proc_cgroupstats_show(struct seq_file *m, void *v)

{

    int i;

 

    seq_puts(m, "#subsys_name\thierarchy\tnum_cgroups\tenabled\n");

    mutex_lock(&cgroup_mutex);

    for (i = 0; i < CGROUP_SUBSYS_COUNT; i++) {

        struct cgroup_subsys *ss = subsys[i];

        seq_printf(m, "%s\t%lu\t%d\t%d\n",

               ss->name, ss->root->subsys_bits,

               ss->root->number_of_cgroups, !ss->disabled);

    }

    mutex_unlock(&cgroup_mutex);

    return 0;

}

从代码中看到,它就是将系统中每subsys名称.所在hierarchy的位码. Hierarchy下面的cgroup数目和subsys的启用状态.

测试如下:

[root@localhost cgroup]# cat /proc/cgroups

#subsys_name    hierarchy       num_cgroups     enabled

cpuset  0       1       1

debug   2       2       1

ns      0       1       1

cpuacct 0       1       1

memory  0       1       1

devices 0       1       1

freezer 0       1       1

从这里可以看到所有的subsys和hierarchy的情况.在上面显示的debug和其它的subsys不同.是因为用的是之前测试notify_on_release的环境.如下示:

[root@localhost cgroup]# tree ../cgroup/

../cgroup/

|-- debug.cgroup_refcount

|-- debug.current_css_set

|-- debug.current_css_set_refcount

|-- debug.releasable

|-- debug.taskcount

|-- eric

|   |-- debug.cgroup_refcount

|   |-- debug.current_css_set

|   |-- debug.current_css_set_refcount

|   |-- debug.releasable

|   |-- debug.taskcount

|   |-- notify_on_release

|   `-- tasks

|-- notify_on_release

|-- release_agent

`-- tasks

 

1 directory, 15 files

 

10.2:proc下进程镜像中的cgroup

除了在proc顶层目录创建cgroup外.另外在每个进程镜像下都有一个cgroup的文件.如下示:

[root@localhost cgroup]# ls /proc/648/cgroup

/proc/648/cgroup

 

来看一下这个文件对应的操作,如下示:

static const struct pid_entry tid_base_stuff[] = {

    ．．．．．．

    ．．．．．．

#ifdef CONFIG_CGROUPS

    REG("cgroup",  S_IRUGO, cgroup),

#endif

．．．．．．

}

 

#define REG(NAME, MODE, OTYPE)              \

    NOD(NAME, (S_IFREG|(MODE)), NULL,       \

        &proc_##OTYPE##_operations, {})

从上面可以看到．Cgroup对应的操作为&proc_cgroup_operations

定义如下：

struct file_operations proc_cgroup_operations = {

    .open       = cgroup_open,

    .read       = seq_read,

    .llseek     = seq_lseek,

    .release    = single_release,

};

Open对应的操作为cgroup_open.定义如下：

static int cgroup_open(struct inode *inode, struct file *file)

{

    struct pid *pid = PROC_I(inode)->pid;

    return single_open(file, proc_cgroup_show, pid);

}

又见到single_open()了．如上面的分析一样，read操作的时候会转入到proc_cgroup_show()．代码如下：

static int proc_cgroup_show(struct seq_file *m, void *v)

{

    struct pid *pid;

    struct task_struct *tsk;

    char *buf;

    int retval;

    struct cgroupfs_root *root;

 

    retval = -ENOMEM;

    buf = kmalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL);

    if (!buf)

        goto out;

 

    retval = -ESRCH;

    pid = m->private;

    tsk = get_pid_task(pid, PIDTYPE_PID);

    if (!tsk)

        goto out_free;

 

    retval = 0;

 

    mutex_lock(&cgroup_mutex);

 

    /*遍历所有的cgroupfs_root*/

    for_each_root(root) {

        struct cgroup_subsys *ss;

        struct cgroup *cgrp;

        int subsys_id;

        int count = 0;

 

        /* Skip this hierarchy if it has no active subsystems */

        /*如果hierarchy中没有subsys.就继续下一个rootnode就是这样的情况*/

        if (!root->actual_subsys_bits)

            continue;

        /*打印hierarchy中的subsys位图*/

        seq_printf(m, "%lu:", root->subsys_bits);

        /*打印hierarchy中的subsys名称*/

        for_each_subsys(root, ss)

            seq_printf(m, "%s%s", count++ ? "," : "", ss->name);

        seq_putc(m, ':');

        /*进程所在cgroup的path*/

        get_first_subsys(&root->top_cgroup, NULL, &subsys_id);

        cgrp = task_cgroup(tsk, subsys_id);

        retval = cgroup_path(cgrp, buf, PAGE_SIZE);

        if (retval < 0)

            goto out_unlock;

        seq_puts(m, buf);

        seq_putc(m, '\n');

    }

 

out_unlock:

    mutex_unlock(&cgroup_mutex);

    put_task_struct(tsk);

out_free:

    kfree(buf);

out:

    return retval;

}

它的核心操作在这个for循环中,它的操作在注释中已经详细的说明了．在这里不做详细分析．

我将虚拟机重启了　*^_^*,所以现在的环境不是我们之前的测试环境了

测试一下：

[root@localhost ~]# cat /proc/646/cgroup

[root@localhost ~]#

说明当前系统中还没有hierarchy．

接下来挂载上一个:

[root@localhost ~]# mkdir /dev/cgroup

[root@localhost ~]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/cgroup/

[root@localhost ~]# cat /proc/6

6/   609/ 646/

[root@localhost ~]# cat /proc/646/cgroup

2:debug:/

[root@localhost ~]#

从上面可以看到．系统已经有一个hierarchy.且绑定的是debug subsys.当前进程是位于它的顶层.

继续测试：

[root@localhost ~]# mkdir /dev/cgroup/eric

[root@localhost ~]# echo 646 > /dev/cgroup/eric/tasks

[root@localhost ~]# cat /proc/646/cgroup                       

2:debug:/eric

[root@localhost ~]#

可以看到，当前进程是位于eric这个cgroup中．

 

十一：小结

在这一节里，用大篇幅详细的描述了整个cgroup的框架.cgroup框架并不复杂，只是其中的数据结构和大量的全局变量弄的头昏眼花．因此理顺这些数据结构和变量是阅读cgroup代码的关键.另外在cgroup中对于RCU和rw_mutex的使用也有值得推敲的地方.不过由于篇幅关系,就不再分析这一部份.在接下来专题里.以cgroup框架为基础来分析几个重要的subsys.

http://blog.chinaunix.net/uid-20543183-id-1930840.html