linux内核调度算法（1）
为什么要了解内核的调度策略呢？呵呵，因为它值得我们学习，不算是废话吧。内核调度程序很先进很强大，管理你的LINUX上跑的大量的乱七八糟的进程，同时还保持着对用户操作的高灵敏响应，如果可能，为什么不把这种思想放到自己的应用程序里呢？或者，有没有可能更好的实现自己的应用，使得操作系统能够以自己的意志来分配资源给自己的进程？带着这两个问题来看看KERNEL。首先回顾上我们开发应用程序，基本上就两种类型，1、IO消耗型：比如hadoop上的trunk服务，很明显它的消耗主要在IO上，包括网络IO磁盘IO等等。2、CPU消耗型，比如mapreduce或者其他的需要对大量数据进行计算处理的组件，就象对高清视频压缩成适合手机观看分辨率的进程，他们的消耗主要在CPU上。当两类进程都在一台SERVER上运行时，操作系统会如何调度它们呢？现在的服务器都是SMP多核的，那么一个进程在多CPU时会来回切换吗？如果我有一个程序，既有IO消耗又有CPU消耗，怎么让多核更好的调度我的程序呢？
又多了几个问题。来看看内核调度程序吧，我们先从它的优先队列谈起吧。调度程序代码就在内核源码的kernel/sched.c的schedule函数中。
首先看下面的优先级队列，每一个runqueue都有。runqueue是什么？下面会详细说下，现在大家可以理解为，内核为每一颗CPU分配了一个runqueue，用于维护这颗CPU可以运行的进程。runqueue里，有几个成员是prio_array类型，这个东东就是优先队列，先看看它的定义：
struct prio_array { unsigned int nr_active; 表示等待执行的进程总数 unsigned long bitmap; 一个unsigned long在内核中只有32位哈，大家要跟64位OS上的C程序中的long区分开，那个是64位的。那么这个bitmap是干什么的呢？它是用位的方式，表示某个优先级上有没有待处理的队列，是实现快速找到最高待处理优先进程的关键。如果我定义了四种优先级，我只需要四位就能表示某个优先级上有没有进程要运行，例如优先级是2和3上有进程，那么就应该是0110.......非常省空间，效率也快，不是吗？ struct list_head queue; 与上面的bitmap是对应的，它存储所有等待运行的进程。};
看看BITMAP_SIZE是怎么算出来的：#define BITMAP_SIZE ((((MAX_PRIO+1+7)/8)+sizeof(long)-1)/sizeof(long))
那么，LINUX默认配置（如果你用默认选项编译内核的话）MAX_PRIO是140，就是说一共内核对进程一共定义了140种优先级。等待某个CPU来处理的进程中，可能包含许多种优先级的进程，但，LINUX是个抢占式调度算法的操作系统，就是说，需要调度时一定是找到最高优先级的进程执行。上面的BITMAP_SIZE值根据MAX_PRIO算出来为5，那么bitmap实际是32*5=160位，这样就包含了MAX_PRIO的140位。优先级队列是怎么使用的？看2649行代码：idx = sched_find_first_bit(array->bitmap);这个方法就用来快速的找到优先级最高的队列。看看它的实现可以方便我们理解这个优先级位的设计：
static inline int sched_find_first_bit(unsigned long *b)
{
if (unlikely(b))
return __ffs(b);
if (unlikely(b))
return __ffs(b) + 32;
if (unlikely(b))
return __ffs(b) + 64;
if (b)
return __ffs(b) + 96;
return __ffs(b) + 128;
}
那么__ffs是干什么的？
static inline int __ffs(int x)
{
int r = 0;
if (!x)
return 0;
if (!(x & 0xffff)) {
x >>= 16;
r += 16;
}
if (!(x & 0xff)) {
x >>= 8;
r += 8;
}
if (!(x & 0xf)) {
x >>= 4;
r += 4;
}
if (!(x & 3)) {
x >>= 2;
r += 2;
}
if (!(x & 1)) {
x >>= 1;
r += 1;
}
return r;
}
sched_find_first_bit返回值就是最高优先级所在队列的序号，与queue是对应使用的哈，queue = array->queue + idx;这样就取到了要处理的进程队列。这个设计在查找优先级时是非常快的，非常值得我们学习。
好，优先级队列搞明白了，现在来看看runqueue，每个runqueue包含三个优先级队列。
struct runqueue { spinlock_t lock; 这是个自旋锁，nginx里解决惊群现象时也是用这个。与普通锁的区别就是，使用普通锁时，你去试图拿一把锁，结果发现已经被别人拿走了，你就在那睡觉，等别人锁用完了叫你起来。所以如果有一个人拿住锁了，一百个人都在门前睡觉等。当之前的人用完锁回来后，会叫醒所有100个等锁的人，然后这些人开始互相抢，抢到的人拿锁进去，其他的人继续等。自旋锁不同，当他去拿锁发现锁被别人拿走了，他在那不睡觉的等，稍打个盹就看看自己主动看看锁有没有还回来。大家比较出优劣了吗？ /*
* nr_running and cpu_load should be in the same cacheline because
* remote CPUs use both these fields when doing load calculation.
*/
unsigned long nr_running;
#ifdef CONFIG_SMP
unsigned long cpu_load;
#endif
unsigned long long nr_switches;
/*
* This is part of a global counter where only the total sum
* over all CPUs matters. A task can increase this counter on
* one CPU and if it got migrated afterwards it may decrease
* it on another CPU. Always updated under the runqueue lock:
*/
unsigned long nr_uninterruptible;
unsigned long expired_timestamp;
unsigned long long timestamp_last_tick;
task_t *curr, *idle;
struct mm_struct *prev_mm;
prio_array_t *active, *expired, arrays;上面说了半天的优先级队列在这里，但是在runqueue里，为什么不只一个呢？这个在下面讲。
int best_expired_prio;
atomic_t nr_iowait;
... ...
};
LINUX是一个时间多路复用的系统，就是说，通过把CPU执行时间分成许多片，再分配给进程们使用，造成即使单CPU系统，也貌似允许多个任务在同时执行。那么，时间片大小假设为100ms，过短过长，过长了有些不灵敏，过短了，连切换进程时可能都要消耗几毫秒的时间。分给100个进程执行，在所有进程都用完自己的时间片后，需要重新给所有的进程重新分配时间片，怎么分配呢？for循环遍历所有的run状态进程，重设时间片？这个性能无法容忍！太慢了，跟当前系统进程数相关。那么2.6内核怎么做的呢？它用了上面提到的两个优先级队列active和expired，顾名思义，active是还有时间片的进程队列，而expired是时间片耗尽必须重新分配时间片的进程队列。
这么设计的好处就是不用再循环一遍所有进程重设时间片了，看看调度函数是怎么玩的：
array = rq->active;
if (unlikely(!array->nr_active)) {
/*
* Switch the active and expired arrays.
*/
schedstat_inc(rq, sched_switch);
rq->active = rq->expired;
rq->expired = array;
array = rq->active;
rq->expired_timestamp = 0;
rq->best_expired_prio = MAX_PRIO;
} else
schedstat_inc(rq, sched_noswitch);
当所有运行进程的时间片都用完时，就把active和expired队列互换指针，没有遍历哦，而时间片耗尽的进程在出acitve队列入expired队列时，已经单独的重新分配好新时间片了。
再看一下schedule(void)调度函数，当某个进程休眠或者被抢占时，系统就开始调试schedule(void)决定接下来运行哪个进程。上面说过的东东都在这个函数里有体现哈。
asmlinkage void __sched schedule(void)
{
long *switch_count;
task_t *prev, *next;
runqueue_t *rq;
prio_array_t *array;
struct list_head *queue;
unsigned long long now;
unsigned long run_time;
int cpu, idx;
/*
* Test if we are atomic.Since do_exit() needs to call into
* schedule() atomically, we ignore that path for now.
* Otherwise, whine if we are scheduling when we should not be.
*/
if (likely(!(current->exit_state & (EXIT_DEAD | EXIT_ZOMBIE)))) {先看看当前运行进程的状态
if (unlikely(in_atomic())) {
printk(KERN_ERR "scheduling while atomic: "
"%s/0x%08x/%d\n",
current->comm, preempt_count(), current->pid);
dump_stack();
}
}
profile_hit(SCHED_PROFILING, __builtin_return_address(0));
need_resched:
preempt_disable();
prev = current;
release_kernel_lock(prev);
need_resched_nonpreemptible:
rq = this_rq(); 这行找到这个CPU对应的runqueue，再次强调，每个CPU有一个自己的runqueue
/*
* The idle thread is not allowed to schedule!
* Remove this check after it has been exercised a bit.
*/
if (unlikely(current == rq->idle) && current->state != TASK_RUNNING) {
printk(KERN_ERR "bad: scheduling from the idle thread!\n");
dump_stack();
}
schedstat_inc(rq, sched_cnt);
now = sched_clock();
if (likely(now - prev->timestamp < NS_MAX_SLEEP_AVG))
run_time = now - prev->timestamp;
else
run_time = NS_MAX_SLEEP_AVG;
/*
* Tasks with interactive credits get charged less run_time
* at high sleep_avg to delay them losing their interactive
* status
*/
if (HIGH_CREDIT(prev))
run_time /= (CURRENT_BONUS(prev) ? : 1);
spin_lock_irq(&rq->lock);
if (unlikely(current->flags & PF_DEAD))
current->state = EXIT_DEAD;
/*
* if entering off of a kernel preemption go straight
* to picking the next task.
*/
switch_count = &prev->nivcsw;
if (prev->state && !(preempt_count() & PREEMPT_ACTIVE)) {
switch_count = &prev->nvcsw;
if (unlikely((prev->state & TASK_INTERRUPTIBLE) &&
unlikely(signal_pending(prev))))
prev->state = TASK_RUNNING;
else {
if (prev->state == TASK_UNINTERRUPTIBLE)
rq->nr_uninterruptible++;
deactivate_task(prev, rq);
}
}
cpu = smp_processor_id();
if (unlikely(!rq->nr_running)) {
go_idle:
idle_balance(cpu, rq);
if (!rq->nr_running) {
next = rq->idle;
rq->expired_timestamp = 0;
wake_sleeping_dependent(cpu, rq);
/*
* wake_sleeping_dependent() might have released
* the runqueue, so break out if we got new
* tasks meanwhile:
*/
if (!rq->nr_running)
goto switch_tasks;
}
} else {
if (dependent_sleeper(cpu, rq)) {
next = rq->idle;
goto switch_tasks;
}
/*
* dependent_sleeper() releases and reacquires the runqueue
* lock, hence go into the idle loop if the rq went
* empty meanwhile:
*/
if (unlikely(!rq->nr_running))
goto go_idle;
}
array = rq->active;
if (unlikely(!array->nr_active)) { 上面说过的，需要重新计算时间片时，就用已经计算好的expired队列了
/*
* Switch the active and expired arrays.
*/
schedstat_inc(rq, sched_switch);
rq->active = rq->expired;
rq->expired = array;
array = rq->active;
rq->expired_timestamp = 0;
rq->best_expired_prio = MAX_PRIO;
} else
schedstat_inc(rq, sched_noswitch);
idx = sched_find_first_bit(array->bitmap); 找到优先级最高的队列
queue = array->queue + idx;
next = list_entry(queue->next, task_t, run_list);
if (!rt_task(next) && next->activated > 0) {
unsigned long long delta = now - next->timestamp;
if (next->activated == 1)
delta = delta * (ON_RUNQUEUE_WEIGHT * 128 / 100) / 128;
array = next->array;
dequeue_task(next, array);
recalc_task_prio(next, next->timestamp + delta);
enqueue_task(next, array);
}
next->activated = 0;
switch_tasks:
if (next == rq->idle)
schedstat_inc(rq, sched_goidle);
prefetch(next);
clear_tsk_need_resched(prev);
rcu_qsctr_inc(task_cpu(prev));
prev->sleep_avg -= run_time;
if ((long)prev->sleep_avg <= 0) {
prev->sleep_avg = 0;
if (!(HIGH_CREDIT(prev) || LOW_CREDIT(prev)))
prev->interactive_credit--;
}
prev->timestamp = prev->last_ran = now;
sched_info_switch(prev, next);
if (likely(prev != next)) { 表面现在正在执行的进程，不是选出来的优先级最高的进程
next->timestamp = now;
rq->nr_switches++;
rq->curr = next;
++*switch_count;
prepare_arch_switch(rq, next);
prev = context_switch(rq, prev, next); 所以需要完成进程上下文切换，把之前的进程信息CACHE住
barrier();
finish_task_switch(prev);
} else
spin_unlock_irq(&rq->lock);
prev = current;
if (unlikely(reacquire_kernel_lock(prev) < 0))
goto need_resched_nonpreemptible;
preempt_enable_no_resched();
if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)))
goto need_resched;
}
当然，在我们程序中，也可以通过执行以下系统调用来改变自己进程的优先级。nice系统调用可以改变某个进程的基本优先级，setpriority可以改变一组进程的优先级。
作者：russell_tao 发表于2011-12-22 11:17:48 原文链接
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