Linux进程组调度机制分析【转】

转自：http://oenhan.com/task-group-sched

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_weight	load;		/* for load-balancing */
	struct rb_node		run_node;
	struct list_head	group_node;
	unsigned int		on_rq;

	u64			exec_start;
	u64			sum_exec_runtime;
	u64			vruntime;
	u64			prev_sum_exec_runtime;

	u64			nr_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)：

task_group

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：http://oenhan.com/task-group-sched