Linux进程组调度机制分析
又碰到一个神奇的进程调度问题,在系统重启过程中,发现系统挂住了,过了30s后才重新复位,真正系统复位的原因是硬件看门狗重启的系统,而非原来正常的reboot流程。硬件狗记录的复位时间,将不喂狗的时间向前推30s分析串口记录日志,当时的日志就打印了一句话:“sched: RT throttling activated”。
从linux-3.0.101-0.7.17版本内核代码中可以看出,sched_rt_runtime_exceeded打印了这句话。在内核进程组调度过程中,实时进程调度受rt_rq->rt_throttled 的限制,下面便具体说一下涉及到的linux中进程组调度机制。
进程组调度机制
组调度是cgroup里面的概念,指将N个进程视为一个整体,参与系统中的调度过程,具体体现在示例中:A任务有8个进程或线程,B任务有2个进程或线程,仍然有其他的进程或线程存在,就需要控制A任务的CPU占用率不高于40%,B任务的CPU占用率不高于40%,其他任务占用率不少于20%,那么就有对cgroup阀值的设置,cgroup A设置为200,cgroup B设置为200,其他任务默认为100,如此便实现了CPU控制的功能。
在内核中,进程组由task_group进行管理,其中涉及的内容很多都是cgroup控制机制 ,另外开辟单元在写,此处指重点描述组调度的部分,具体见如下注释。
struct task_group { struct cgroup_subsys_state css; //下面是普通进程调度使用 #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED /* schedulable entities of this group on each cpu *///普通进程调度单元,之所以用调度单元,因为被调度的可能是一个进程,也可能是一组进程 struct sched_entity **se; /* runqueue "owned" by this group on each cpu *///公平调度队列 struct cfs_rq **cfs_rq; //下面就是如上示例的控制阀值 unsigned long shares; atomic_t load_weight; #endif #ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED //实时进程调度单元 struct sched_rt_entity **rt_se; //实时进程调度队列 struct rt_rq **rt_rq; //实时进程占用CPU时间的带宽(或者说比例) struct rt_bandwidth rt_bandwidth; #endif struct rcu_head rcu; struct list_head list; //task_group呈树状结构组织,有父节点,兄弟链表,孩子链表,内核里面的根节点是root_task_group struct task_group *parent; struct list_head siblings; struct list_head children; #ifdef CONFIG_SCHED_AUTOGROUP struct autogroup *autogroup; #endif struct cfs_bandwidth cfs_bandwidth; };
调度单元有两种,即普通调度单元和实时进程调度单元。
struct sched_entity { struct load_weightload;/* for load-balancing */struct rb_noderun_node; struct list_headgroup_node; unsigned inton_rq; u64exec_start; u64sum_exec_runtime; u64vruntime; u64prev_sum_exec_runtime; u64nr_migrations; #ifdef CONFIG_SCHEDSTATS struct sched_statistics statistics; #endif #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED //当前调度单元归属于某个父调度单元 struct sched_entity*parent; /* rq on which this entity is (to be) queued: *///当前调度单元归属的父调度单元的调度队列,即当前调度单元插入的队列 struct cfs_rq*cfs_rq; /* rq "owned" by this entity/group: *///当前调度单元的调度队列,即管理子调度单元的队列,如果调度单元是task_group,my_q才会有值 //如果当前调度单元是task,那么my_q自然为NULL struct cfs_rq*my_q; #endif void *suse_kabi_padding; }; struct sched_rt_entity { struct list_head run_list; unsigned long timeout; unsigned int time_slice; int nr_cpus_allowed; struct sched_rt_entity *back; #ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED //实时进程的管理和普通进程类似,下面三项意义参考普通进程 struct sched_rt_entity*parent; /* rq on which this entity is (to be) queued: */struct rt_rq*rt_rq; /* rq "owned" by this entity/group: */struct rt_rq*my_q; #endif };
下面看一下调度队列,因为实时调度和普通调度队列需要说明的选项差不多,以实时队列为例:
struct rt_rq { struct rt_prio_array active; unsigned long rt_nr_running; #if defined CONFIG_SMP || defined CONFIG_RT_GROUP_SCHED struct { int curr; /* highest queued rt task prio */#ifdef CONFIG_SMP int next; /* next highest */#endif } highest_prio; #endif #ifdef CONFIG_SMP unsigned long rt_nr_migratory; unsigned long rt_nr_total; int overloaded; struct plist_head pushable_tasks; #endif //当前队列的实时调度是否受限 int rt_throttled; //当前队列的累计运行时间 u64 rt_time; //当前队列的最大运行时间 u64 rt_runtime; /* Nests inside the rq lock: */raw_spinlock_t rt_runtime_lock; #ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED unsigned long rt_nr_boosted; //当前实时调度队列归属调度队列 struct rq *rq; struct list_head leaf_rt_rq_list; //当前实时调度队列归属的调度单元 struct task_group *tg; #endif };
通过以上3个结构体分析,可以得到下图(点击看大图):
从图上可以看出,调度单元和调度队列组合一个树节点,又是另一种单独树结构存在,只是需要注意的是,只有调度单元里面有TASK_RUNNING的进程时,调度单元才会被放到调度队列中。
另外一点是,在没有组调度前,每个CPU上只有一个调度队列,当时可以理解成所有的进程在一个调度组里面,现在则是每个调度组在每个CPU上都有调度队列。在调度过程中,原来是系统选择一个进程运行,当前则是选择一个调度单元运行,调度发生时,schedule进程从root_task_group开始寻找由调度策略决定的调度单元,当调度单元是task_group,则进入task_group的运行队列选择一个合适的调度单元,最终找一个合适的task调度单元。整个过程就是树的遍历,拥有TASK_RUNNING进程的task_group是树的节点,task调度单元则是树的叶子。
组进程调度策略
组进程调度要实现的目的和原来没有区别,就是完成实时进程调度和普通进程调度,即rt和cfs调度。
CFS组调度策略:
文章前面示例中提到的任务分配CPU,说的就是cfs调度,对于CFS调度而言,调度单元和普通调度进程没有多大区别,调度单元由自己的调度优先级,而且不受调度进程的影响,每个task_group都有一个shares,share并非我们说的进程优先级,而是调度权重,这个是cfs调度管理的概念,但在cfs中最终体现到调度优先排序上。shares值默认都是相同的,所有没有设置权重的值,CPU都是按旧有的cfs管理分配的。总结的说,就是cfs组调度策略没变化。具体到cgroup的CPU控制机制上再说。
RT组调度策略:
实时进程的优先级是设置固定,调度器总是选择优先级最高的进程运行。而在组调度中,调度单元的优先级则是组内优先级最高的调度单元的优先级值,也就是说调度单元的优先级受子调度单元影响,如果一个进程进入了调度单元,那么它所有的父调度单元的调度队列都要重排。实际上我们看到的结果是,调度器总是选择优先级最高的实时进程调度,那么组调度对实时进程控制机制是怎么样的?
在前面的rt_rq实时进程运行队列里面提到rt_time和rt_runtime,一个是运行累计时间,一个是最大运行时间,当运行累计时间超过最大运行时间的时候,rt_throttled则被设置为1,见sched_rt_runtime_exceeded函数。
if (rt_rq->rt_time > runtime) { rt_rq->rt_throttled = 1; if (rt_rq_throttled(rt_rq)) { sched_rt_rq_dequeue(rt_rq); return 1; } }
设置为1意味着实时队列中被限制了,如__enqueue_rt_entity函数,不能入队。
static inline int rt_rq_throttled(struct rt_rq *rt_rq) { return rt_rq->rt_throttled && !rt_rq->rt_nr_boosted; } static void __enqueue_rt_entity(struct sched_rt_entity *rt_se, bool head) { /* * Don't enqueue the group if its throttled, or when empty. * The latter is a consequence of the former when a child group * get throttled and the current group doesn't have any other * active members. */if (group_rq && (rt_rq_throttled(group_rq) || !group_rq->rt_nr_running)) return; ..... }
其实还有一个隐藏的时间概念,即sched_rt_period_us,意味着sched_rt_period_us时间内,实时进程可以占用CPU rt_runtime时间,如果实时进程每个时间周期内都没有调度,则在do_sched_rt_period_timer定时器函数中将rt_time减去一个周期,然后比较rt_runtime,恢复rt_throttled。
//overrun来自对周期时间定时器误差的校正 rt_rq->rt_time -= min(rt_rq->rt_time, overrun*runtime); if (rt_rq->rt_throttled && rt_rq->rt_time < runtime) { rt_rq->rt_throttled = 0; enqueue = 1;
则对于cgroup控制实时进程的占用比则是通过rt_runtime实现的,对于root_task_group,也即是所有进程在一个cgroup下,则是通过/proc/sys/kernel/sched_rt_period_us和/proc/sys/kernel/sched_rt_runtime_us接口设置的,默认值是1s和0.95s。这么看以为实时进程只能占用95%CPU,那么实时进程占用CPU100%导致进程挂死的问题怎么出现了?
原来实时进程所在的CPU占用超时了,实时进程的rt_runtime可以向别的cpu借用,将其他CPU剩余的rt_runtime-rt_time的值借过来,如此rt_time可以最大等于rt_runtime,造成事实上的单核CPU达到100%。这样做的目的自然规避了实时进程缺少CPU时间而向其他核迁移的成本,未绑核的普通进程自然也可以迁移其他CPU上,不会得不到调度,当然绑核进程仍然是个杯具。
static int do_balance_runtime(struct rt_rq *rt_rq) { struct rt_bandwidth *rt_b = sched_rt_bandwidth(rt_rq); struct root_domain *rd = cpu_rq(smp_processor_id())->rd; int i, weight, more = 0; u64 rt_period; weight = cpumask_weight(rd->span); raw_spin_lock(&rt_b->rt_runtime_lock); rt_period = ktime_to_ns(rt_b->rt_period); for_each_cpu(i, rd->span) { struct rt_rq *iter = sched_rt_period_rt_rq(rt_b, i); s64 diff; if (iter == rt_rq) continue; raw_spin_lock(&iter->rt_runtime_lock); /* * Either all rqs have inf runtime and there's nothing to steal * or __disable_runtime() below sets a specific rq to inf to * indicate its been disabled and disalow stealing. */if (iter->rt_runtime == RUNTIME_INF) goto next; /* * From runqueues with spare time, take 1/n part of their * spare time, but no more than our period. */diff = iter->rt_runtime - iter->rt_time; if (diff > 0) { diff = div_u64((u64)diff, weight); if (rt_rq->rt_runtime + diff > rt_period) diff = rt_period - rt_rq->rt_runtime; iter->rt_runtime -= diff; rt_rq->rt_runtime += diff; more = 1; if (rt_rq->rt_runtime == rt_period) { raw_spin_unlock(&iter->rt_runtime_lock); break; } } next: raw_spin_unlock(&iter->rt_runtime_lock); } raw_spin_unlock(&rt_b->rt_runtime_lock); return more; }
先写到这里,未完待续。
参考资料:
http://hi.baidu.com/_kouu/item/0fe32610e493314be75e06d1
Linux进程组调度机制分析来自于OenHan
链接为:https://oenhan.com/task-group-sched
“schedule进程从root_task_group开始寻找由调度策略决定的调度单元”
schedule程序不是直接从每个rq中的来寻找调度实体吗,怎么会是从root_task_group来寻找呢?