【原创】（四）Linux进程调度-组调度及带宽控制

背景

• read the fucking source code! --by 鲁迅
• a picture is worth a thousand words. --by 高尔基

说明：

1. kernel版本：4.14
2. arm64处理器，contex-a53，双核
3. 使用工具：source insight 3.5， visio

1. 概述

组调度（task_group）是使用linux cgroup(control group)的cpu子系统来实现的，可以将进程进行分组，按组来分配cpu资源等。
比如，看一个实际的例子：
a和b两个用户使用同一台机器，a用户16个进程，b用户2个进程，如果按照进程的个数来分配cpu资源，显然a用户会占据大量的cpu时间，这对于b用户是不公平的。组调度就可以解决这个问题，分别将a、b用户进程划分成组，并将两组的权重设置成占比50%即可。

带宽（bandwidth）控制，是用于控制用户组（task_group）的cpu带宽，通过设置每个用户组的限额值，可以调整cpu的调度分配。在给定周期内，当用户组消耗cpu的时间超过了限额值，该用户组内的任务将会受到限制。

由于组调度和带宽控制紧密联系，因此本文将探讨这两个主题，本文的讨论都基于cfs调度器，开始吧。

2. task_group

• 组调度，在内核中是通过struct task_group来组织的，task_group本身支持cfs组调度和rt组调度，本文主要分析cfs组调度。
• cfs调度器管理的是sched_entity调度实体，task_struct（代表进程）和task_group（代表进程组）中分别包含sched_entity，进而来参与调度；

关于组调度的相关数据结构，组织如下：

• 内核维护了一个全局链表task_groups，创建的task_group会添加到这个链表中；
• 内核定义了root_task_group全局结构，充当task_group的根节点，以它为根构建树状结构；
• struct task_group的子节点，会加入到父节点的siblings链表中；
• 每个struct task_group会分配运行队列数组和调度实体数组（以cfs为例，rt调度类似），其中数组的个数为系统cpu的个数，也就是为每个cpu都分配了运行队列和调度实体；

对应到实际的运行中，如下：

• struct cfs_rq包含了红黑树结构，sched_entity调度实体参与调度时，都会挂入到红黑树中，task_struct和task_group都属于被调度对象；
• task_group会为每个cpu再维护一个cfs_rq，这个cfs_rq用于组织挂在这个任务组上的任务以及子任务组，参考图中的group a；
• 调度器在调度的时候，比如调用pick_next_task_fair时，会从遍历队列，选择sched_entity，如果发现sched_entity对应的是task_group，则会继续往下选择；
• 由于sched_entity结构中存在parent指针，指向它的父结构，因此，系统的运行也能从下而上的进行遍历操作，通常使用函数walk_tg_tree_from进行遍历；

2.2 task_group权重

• 进程或进程组都有权重的概念，调度器会根据权重来分配cpu的时间。
• 进程组的权重设置，可以通过/sys文件系统进行设置，比如操作/sys/fs/cgoup/cpu/a/shares；

调用流程如下图：

• sched_group_set_shares来完成最终的设置；
• task_group为每个cpu都分配了一个sched_entity，针对当前sched_entity设置更新完后，往上对sched_entity->parent设置更新，直到根节点；
• shares的值计算与load相关，因此也需要调用update_load_avg进行更新计算；

看一下实际的效果图吧：

• 写节点操作可以通过echo xxx > /sys/fs/cgroup/cpu/a/b/cpu.shares；
• 橙色的线代表传入参数指向的对象；
• 紫色的线代表每次更新涉及到的对象，包括三个部分；
• 处理完sched_entity后，继续按同样的流程处理sched_entity->parent；

3. cfs_bandwidth

先看一下/sys/fs/cgroup/cpu下的内容吧：

• 有两个关键的字段：cfs_period_us和cfs_quota_us，这两个与cfs_bandwidth息息相关；
• period表示周期，quota表示限额，也就是在period期间内，用户组的cpu限额为quota值，当超过这个值的时候，用户组将会被限制运行（throttle），等到下一个周期开始被解除限制（unthrottle）；

来一张图直观理解一下：

• 在每个周期内限制在quota的配额下，超过了就throttle，下一个周期重新开始；

3.1 数据结构

内核中使用struct cfs_bandwidth来描述带宽，该结构包含在struct task_group中。
此外，struct cfs_rq中也有与带宽控制相关的字段。
还是来看一下代码吧：

struct cfs_bandwidth {
#ifdef config_cfs_bandwidth
    raw_spinlock_t lock;
    ktime_t period;
    u64 quota, runtime;
    s64 hierarchical_quota;
    u64 runtime_expires;

    int idle, period_active;
    struct hrtimer period_timer, slack_timer;
    struct list_head throttled_cfs_rq;

    /* statistics */
    int nr_periods, nr_throttled;
    u64 throttled_time;
#endif
};

• period：周期值；
• quota：限额值；
• runtime：记录限额剩余时间，会使用quota值来周期性赋值；
• hierarchical_quota：层级管理任务组的限额比率；
• runtime_expires：每个周期的到期时间；
• idle：空闲状态，不需要运行时分配；
• period_active：周期性计时已经启动；
• period_timer：高精度周期性定时器，用于重新填充运行时间消耗；
• slack_timer：延迟定时器，在任务出列时，将剩余的运行时间返回到全局池里；
• throttled_cfs_rq：限流运行队列列表；
• nr_periods/nr_throttled/throttled_time：统计值；

struct cfs_rq结构中相关字段如下：

struct cfs_rq {
...
#ifdef config_cfs_bandwidth
    int runtime_enabled;
    u64 runtime_expires;
    s64 runtime_remaining;

    u64 throttled_clock, throttled_clock_task;
    u64 throttled_clock_task_time;
    int throttled, throttle_count;
    struct list_head throttled_list;
#endif /* config_cfs_bandwidth */
...
}

• runtime_enabled：周期计时器使能；
• runtime_expires：周期计时器到期时间；
• runtime_remaining：剩余的运行时间；

3.2 流程分析

3.2.1 初始化流程

先看一下初始化的操作，初始化函数init_cfs_bandwidth本身比较简单，完成的工作就是将struct cfs_bandwidth结构体进程初始化。

• 注册两个高精度定时器：period_timer和slack_timer；
• period_timer定时器，用于在时间到期时重新填充关联的任务组的限额，并在适当的时候unthrottlecfs运行队列；
• slack_timer定时器，slack_period周期默认为5ms，在该定时器函数中也会调用distribute_cfs_runtime从全局运行时间中分配runtime；
• start_cfs_bandwidth和start_cfs_slack_bandwidth分别用于启动定时器运行，其中可以看出在dequeue_entity的时候会去利用slack_timer，将运行队列的剩余时间返回给tg->cfs_b这个runtime pool；
• unthrottle_cfs_rq函数，会将throttled_list中的对应cfs_rq删除，并且从下往上遍历任务组，针对每个任务组调用tg_unthrottle_up处理，最后也会根据cfs_rq对应的sched_entity从下往上遍历处理，如果sched_entity不在运行队列上，那就重新enqueue_entity以便参与调度运行，这个也就完成了解除限制的操作；

do_sched_cfs_period_timer函数与do_sched_cfs_slack_timer()函数都调用了distrbute_cfs_runtime()，该函数用于分发tg->cfs_b的全局运行时间runtime，用于在该task_group中平衡各个cpu上的cfs_rq的运行时间runtime，来一张示意图：

• 系统中两个cpu，因此task_group针对每个cpu都维护了一个cfs_rq，这些cfs_rq来共享该task_group的限额运行时间；
• cpu0上的运行时间，浅黄色模块表示超额了，那么在下一个周期的定时器点上会进行弥补处理；

3.2.2 用户设置流程

用户可以通过操作/sys中的节点来进行设置：

• 操作/sys/fs/cgroup/cpu/下的cfs_quota_us/cfs_period_us节点，最终会调用到tg_set_cfs_bandwidth函数；
• tg_set_cfs_bandwidth会从root_task_group根节点开始，遍历组调度树，并逐个设置限额比率 ；
• 更新cfs_bandwidth的runtime信息；
• 如果使能了cfs_bandwidth功能，则启动带宽定时器；
• 遍历task_group中的每个cfs_rq队列，设置runtime_remaining值，如果cfs_rq队列限流了，则需要进行解除限流操作；

3.2.3 throttle限流操作

cfs_rq运行队列被限制，是在throttle_cfs_rq函数中实现的，其中调用关系如下图：

• 调度实体sched_entity入列时，进行检测是否运行时间已经达到限额，达到则进行限制处理；
• pick_next_task_fair/put_prev_task_fair在选择任务调度时，也需要进行检测判断；

3.2.4 总结

总体来说，带宽控制的原理就是通过task_group中的cfs_bandwidth来管理一个全局的时间池，分配给属于这个任务组的运行队列，当超过限额的时候则限制队列的调度。同时，cfs_bandwidth维护两个定时器，一个用于周期性的填充限额并进行时间分发处理，一个用于将未用完的时间再返回到时间池中，大抵如此。

组调度和带宽控制就先分析到此，下篇文章将分析cfs调度器了，敬请期待。