__schedule的一些小细节
(代码主要参考5.10)
1. __schedule的参数preempt
static void __sched notrace __schedule(bool preempt)
preempt
是一个bool的类型的值。
在__schedule
中有这样的一段代码,(有删减):
switch_count = &prev->nivcsw;
prev_state = prev->state;
if (!preempt && prev_state) {
if (signal_pending_state(prev_state, prev)) {
prev_state = TASK_RUNNING;
} else {
......;
deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP | DEQUEUE_NOCLOCK);
......;
}
switch_count = &prev->nvcsw;
}
......;
if (likely(prev != next)) {
......;
++switch_context;
}
preempt
代表是否自愿上下文切换。如果是自愿(非抢占进行调度),则为false;如果是非自愿(抢占进行调度),则为true。
struct task_struct
有两个成员nvcsw
和nivcsw
。
nvcsw | nivcsw |
---|---|
Number of Voluntary Context Switches(自愿上下文切换的计数) | Number of InVoluntary Context Switches(非自愿上下文切换计数) |
当一个进程非自愿上下文切换的时候,即被抢占的时候,会少判断一些内容;
而当一个进程自愿上下文切换的时候,即主动放弃CPU的时候,要进行一些判断,会决定prev的状态,是否出队,以及负载均衡的一些操作,这里就不详细描述了。
至于哪些函数,会触发调度__schedule
,它们分别是抢占还是非抢占呢?5.10中如下所示:
function | preempt |
---|---|
do_task_dead | false |
schedule | false |
schedule_idle | false |
preempt_schedule_comm | true |
preempt_schedule_notrace | true |
preempt_schedule_irq | true |
这些函数留给后续分析吧。
2. pick_next_task的两条路径
pick_next_task
函数在__schedule
中调用,挑选下一个要执行的进程。
static inline struct task_struct *
pick_next_task(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf)
{
......;
if (likely(prev->sched_class <= &fair_sched_class &&
rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running)) {---短路径
p = pick_next_task_fair(rq, prev, rf);
......;
}
restart:
......;
for_each_class(class) {---长路径
p = class->pick_next_task(rq);
......;
}
}
是走长路径、还是短路径呢?判断条件为:当前进程的调度类是否为cfs或者idle以及运行队列的进程数量是否与cfs运行队列的进程数量相等。
cfs_rq
中除了h_nr_running
外,还有一个nr_running
,以及rq
中也存在一个nr_running
,它们分别代表什么?
成员 | 解释 |
---|---|
rq的nr_running | 代表运行队列的进程个数 |
cfs_rq的nr_running | 开启组调度的话,代表组调度最上层的group个数 |
cfs_rq的h_nr_running | 代表cfs_rq中的进程个数 |
3. context_switch的四种情况
挑选出下一个要执行的进程next后,要使用context_switch
进行地址空间的切换。
static __always_inline stuct rq *
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
struct task_struct *next, struct rq_flags *rf)
{
......;
if (!next->mm) {
enter_lazy_tlb(prev->active);
next->active_mm = prev->active_mm;
if (prev->mm)
mmgrab(prev->active_mm);
else
prev->active_mm = NULL;
} else {
membarrier_switch_mm(rq, prev->active_mm, next->mm);
switch_mm_irqs_off(prev->active_mm, next->mm, next);
if (!prev->mm) {
rq->prev_mm = prev->active_mm;
prev->active_mm = NULL;
}
}
......;
switch_to(prev, next, prev);
barrier();
return finish_task_switch(prev);
}
所谓的四种情况,其实就是prev和next分别是user线程还是kernel线程的组合情况。
prev | next | 操作 |
---|---|---|
kernel | kernel | tlb lazy模式,next借用prev的active_mm,prev的active_mm清空 |
user | kernel | tlb lazy模式,next借用prev的active_mm,prev的mm_count增加计数 |
kernel | user | 地址空间切换,rq记录prev_mm,将prev->active_mm清空 |
user | user | 进程地址空间切换 |
Q1:什么是tlb lazy模式?
tlb是什么?是一个虚拟地址转换成物理地址的快速转换表,常用于cache寻址中。
通常CPU都是进程切换一次,进行一次flush(后面有其他不用全部flush的方法,不详细描述了)。
而内核空间是所有进程通用的,故可以不用flush tlb,这就是tlb lazy模式。
Q2:mm
与active_mm
区别?
mm
的存在与否用于判定该进程是属于user还是kernel;
active_mm
则为实际使用的地址空间,kernel线程总是借用user线程的地址空间。
可以看到,每次kernel线程被切换出去后,它的active_mm
就会被清空,因为是借用的;而每次user线程切换kernel的时候,还会增加一个计数值,用于表示该user线程的地址空间被借用了。
4. switch_to的三个参数
switch_to
的工作主要是切换内核栈,它的具体实现就不在这里分析。
不同的体系架构下也不一样,例如,X86的实现主要使用将当前寄存器的一些值压到prev的内核栈,将内核栈顶指针保存到每个进程相关联的thread_info
,然后切换到next的内核栈,并出栈,将其栈中内容填充到寄存器,以恢复现场。
switch_to
三个参数,其中两个prev的考虑:
设想场景如下:a切换到b,b切换到c,c切换到a。
a压栈时内容:prev为a,next为b;
b压栈时内容:prev为b,next为c;
c压栈时内容:prev为c,next为a。
c切换a,出栈之后呢?
prev为a,next为b
可以看到完全没有c的事了。我们必须得留下c存在过的痕迹。
故这里使用三个参数,其中两个prev,用来留下最新的prev的痕迹。
5. finish_task_switch与context_switch的联动
为什么一定要留下最新的prev的痕迹呢?你有没有想过?
finish_task_switch
的参数就是prev,就是因为它使用到了prev,所以才得留下它。
finsih_task_switch
其实涉及到的东西蛮多,计算vtime,perf追踪点等等。
但就在进程调度过程中,还有一个细节没有处理,还记得是什么吗,参见finish_task_switch
的部分代码:
struct mm_struct *mm = rq->prev_mm;
......;
if (mm) {
membarrier_mm_sync_core_before_usermode(mm);
mmdrop(mm);
}
如果从user到kernel,那么得给借用的mm
增加一个计数;
但是什么时候减去呢?
一旦从kernel到user,rq
就记录下prev使用的active_mm
,在finish_task_switch
中减去这个计数。
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