cgroup原理简析:vfs文件系统

要了解cgroup实现原理,必须先了解下vfs(虚拟文件系统).因为cgroup通过vfs向用户层提供接口,用户层通过挂载,创建目录,读写文件的方式与cgroup交互.
因为是介绍cgroup的文章,因此只阐述cgroup文件系统是如何集成进vfs的,过多的vfs实现可参考其他资料.

1.[root@VM_109_95_centos /cgroup]#mount -t cgroup -ocpu cpu /cgroup/cpu/
2.[root@VM_109_95_centos /cgroup]#cd cpu/  &&  mkdir cpu_c1
3.[root@VM_109_95_centos /cgroup/cpu]#cd cpu_c1/  && echo 2048 >> cpu.shares
4.[root@VM_109_95_centos /cgroup/cpu/cpu_c1]#echo 7860 >> tasks

我们以上面4行命令为主线进行分析,从一个cgroup使用者的角度来看:
命令1 创建了一个新的cgroup层级(挂载了一个新cgroup文件系统).并且绑定了cpu子系统(subsys),同时创建了该层级的根cgroup.命名为cpu,路径为/cgroup/cpu/.

命令2 在cpu层级(姑且这么叫)通过mkdir新创建一个cgroup节点,命名为cpu_c1.

命令3 将cpu_c1目录下的cpu.shares文件值设为2048,这样在系统出现cpu争抢时,属于cpu_c1这个cgroup的进程占用的cpu资源是其他进程占用cpu资源的2倍.(默认创建的根cgroup该值为1024).

命令4 将pid为7860的这个进程加到cpu_c1这个cgroup.就是说在系统出现cpu争抢时,pid为7860的这个进程占用的cpu资源是其他进程占用cpu资源的2倍.

那么系统在背后做了那些工作呢？下面逐一分析(内核版本3.10).
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1.mount -t cgroup -ocpu cpu /cgroup/cpu/

static struct file_system_type cgroup_fs_type = {
    .name = "cgroup",
    .mount = cgroup_mount,
    .kill_sb = cgroup_kill_sb,
    // 其他属性未初始化
};

cgroup模块以cgroup_fs_type实例向内核注册cgroup文件系统,用户层通过mount()系统调用层层调用,最终来到cgroup_mount()函数:

static struct dentry *cgroup_mount(struct file_system_type *fs_type,int flags, const char *unused_dev_name,void *data) {
 
    ret = parse_cgroupfs_options(data, &opts);      // 解析mount时的参数
 
    new_root = cgroup_root_from_opts(&opts);        // 根据选项创建一个层级(struct cgroupfs_root)
 
    sb = sget(fs_type, cgroup_test_super, cgroup_set_super, , &opts);     // 创建一个新的超级快(struct super_block)
 
    ret = rebind_subsystems(root, root->subsys_mask);       // 给层级绑定subsys
 
    cgroup_populate_dir(root_cgrp, true, root->subsys_mask);    // 创建根cgroup下的各种文件
}

首先解析mount时上层传下的参数,这里就解析到该层级需要绑定cpu subsys统.然后根据参数创建一个层级.跟进到cgroup_root_from_opts()函数:

static struct cgroupfs_root *cgroup_root_from_opts(struct cgroup_sb_opts *opts)
{
    struct cgroupfs_root *root;
 
    if (!opts->subsys_mask && !opts->none)  // 未指定层级,并且用户曾未明确指定需要空层级return NULL
        return NULL;
 
    root = kzalloc(sizeof(*root), GFP_KERNEL);  // 申请内存
    if (!root)
        return ERR_PTR(-ENOMEM);
 
    if (!init_root_id(root)) {          // 初始化层级unique id
        kfree(root);
        return ERR_PTR(-ENOMEM);
    }
    init_cgroup_root(root);         // 创建根cgroup
 
    root->subsys_mask = opts->subsys_mask;
    root->flags = opts->flags;
    ida_init(&root->cgroup_ida);    // 初始化idr
    if (opts->release_agent)        // 拷贝清理脚本的路径,见后面struct cgroupfs_root说明.
        strcpy(root->release_agent_path, opts->release_agent);
    if (opts->name)                 // 设置name
        strcpy(root->name, opts->name);
    if (opts->cpuset_clone_children)    // 该选项打开,表示当创建子cpuset cgroup时,继承父cpuset cgroup的配置
        set_bit(CGRP_CPUSET_CLONE_CHILDREN, &root->top_cgroup.flags);
    return root;
}

层级结构体:

struct cgroupfs_root {
    struct super_block *sb;     // 超级块指针,最终指向该cgroup文件系统的超级块
    unsigned long subsys_mask;  // 该层级准备绑定的subsys统掩码
    int hierarchy_id;   // 全局唯一的层级ID
    unsigned long actual_subsys_mask;   // 该层级已经绑定的subsys统掩码(估计和上层remount有关吧?暂不深究)
    struct list_head subsys_list;   // subsys统链表,将该层级绑定的所有subsys统连起来.
    struct cgroup top_cgroup;   // 该层级的根cgroup
    int number_of_cgroups;      //该层级下cgroup的数目(层级可以理解为cgroup组成的树)
    struct list_head root_list;     // 层级链表,将系统上所有的层级连起来
    struct list_head allcg_list;    // cgroup链表,将该层级上所有的cgroup连起来？？？
    unsigned long flags;        // 一些标志().
    struct ida cgroup_ida;      // idr机制,方便查找(暂不深究)
    char release_agent_path[PATH_MAX];  // 清理脚本的路径,对应应用层的根cgroup目录下的release_agent文件
    char name[MAX_CGROUP_ROOT_NAMELEN];     //层级名称
};

接下来创建超级块,在vfs中超级块用来表示一个已安装文件系统的相关信息.跟进到cgroup_root_from_opts()函数:

struct super_block *sget(struct file_system_type *type, int (*test)(struct super_block *,void *), int (*set)(struct super_block *,void *), int flags, void *data)
{
    struct super_block *s = NULL;
    struct super_block *old;
    int err;
 
retry:
    spin_lock(&sb_lock);
    if (test) {             // 尝试找到一个已存在的sb
        hlist_for_each_entry(old, &type->fs_supers, s_instances) {
            if (!test(old, data))
                continue;
            if (!grab_super(old))
                goto retry;
            if (s) {
                up_write(&s->s_umount);
                destroy_super(s);
                s = NULL;
            }
            return old;
        }
    }
    if (!s) {
        spin_unlock(&sb_lock);
        s = alloc_super(type, flags);  //分配一个新的sb
        if (!s)
            return ERR_PTR(-ENOMEM);
        goto retry;
    }
 
    err = set(s, data);     // 初始化sb属性
    if (err) {
        spin_unlock(&sb_lock);
        up_write(&s->s_umount);
        destroy_super(s);
        return ERR_PTR(err);
    }
    s->s_type = type;       //该sb所属文件系统类型为cgroup_fs_type
    strlcpy(s->s_id, type->name, sizeof(s->s_id));  // s->s_id = "cgroup"
    list_add_tail(&s->s_list, &super_blocks);    // 加进super_block全局链表
    hlist_add_head(&s->s_instances, &type->fs_supers);  //同一文件系统可挂载多个实例,全部挂到cgroup_fs_type->fs_supers指向的链表中
    spin_unlock(&sb_lock);
    get_filesystem(type);
    register_shrinker(&s->s_shrink);
    return s;
}

超级块结构体类型(属性太多,只列cgroup差异化的,更多内容请参考vfs相关资料):

struct super_block {
    struct list_head    s_list;     // 全局sb链表
    ...
    struct file_system_type *s_type;    // 所属文件系统类型
    const struct super_operations   *s_op;      // 超级块相关操作
    struct hlist_node   s_instances;        // 同一文件系统的sb链表
    char s_id[];              //  文本格式的name
    void  *s_fs_info;       //文件系统私有数据,cgroup用其指向层级
};

sget函数里先在已存的链表里查找是否有合适的,没有的话再分配新的sb.err = set(s, data) set是个函数指针,根据上面的代码可以知道最终调用的是cgroup_set_super函数,主要是给新分配的sb赋值.这段代码比较重要,展开看下:

static int cgroup_set_super(struct super_block *sb, void *data)
{
    int ret;
    struct cgroup_sb_opts *opts = data;
 
    /* If we don't have a new root, we can't set up a new sb */
    if (!opts->new_root)
        return -EINVAL;
 
    BUG_ON(!opts->subsys_mask && !opts->none);
 
    ret = set_anon_super(sb, NULL);
    if (ret)
        return ret;
 
    sb->s_fs_info = opts->new_root;     // super_block的s_fs_info字段指向对应的cgroupfs_root
    opts->new_root->sb = sb;            //cgroupfs_root的sb字段指向super_block
 
    sb->s_blocksize = PAGE_CACHE_SIZE;
    sb->s_blocksize_bits = PAGE_CACHE_SHIFT;
    sb->s_magic = CGROUP_SUPER_MAGIC;
    sb->s_op = &cgroup_ops;             //super_block的s_op字段指向cgroup_ops,这句比较关键.
 
    return ;
}

这样超级块(super_block)和层级(cgroupfs_root)这两个概念就一一对应起来了,并且可以相互索引到.super_block.s_op指向一组函数,这组函数就是该文件系统向上层提供的所有操作.看下cgroup_ops:

static const struct super_operations cgroup_ops = {
    .statfs = simple_statfs,
    .drop_inode = generic_delete_inode,
    .show_options = cgroup_show_options,
    .remount_fs = cgroup_remount,
};

竟然只提供3个操作....常见的文件系统(ext2)都会提供诸如alloc_inode  read_inode等函数供上层操作文件.但是cgroup文件系统不需要这些操作,
很好理解,cgroup是基于memory的文件系统.用不到那些操作.
到这里好多struct已经复出水面,眼花缭乱.画个图理理.

图1

继续.创建完超级块后ret = rebind_subsystems(root, root->subsys_mask);根据上层的参数给该层级绑定subsys统(subsys和根cgroup联系起来),看下cgroup_subsys_state,cgroup和cgroup_subsys(子系统)的结构.

struct cgroup_subsys_state {
    struct cgroup *cgroup;
    atomic_t refcnt;
    unsigned long flags;
    struct css_id __rcu *id;
    struct work_struct dput_work;
};

先看下cgroup_subsys_state.可以认为cgroup_subsys_state是subsys结构体的一个最小化的抽象
各个子系统各有自己的相关结构,cgroup_subsys_state保存各个subsys之间统一的信息,各个subsys的struct内嵌cgroup_subsys_state为第一个元素,通过container_of机制使得cgroup各个具体(cpu mem net io)subsys信息连接起来.

(例如进程调度系统的task_group)见图2

struct cgroup {
 
    unsigned long flags;
    struct list_head sibling;   // 兄弟链表
    struct list_head children;  // 孩子链表
    struct list_head files;     // 该cgroup下的文件链表(tasks cpu.shares ....)
    struct cgroup *parent;      // 父cgroup
    struct dentry *dentry;
    struct cgroup_name __rcu *name;
    struct cgroup_subsys_state *subsys[CGROUP_SUBSYS_COUNT]; //指针数组,每个非空元素指向挂载的subsys
    struct cgroupfs_root *root; //根cgroup
    struct list_head css_sets;
    struct list_head pidlists;  // 加到该cgroup下的taskid链表
};

subsys是一个cgroup_subsys_state* 类型的数组,每个元素指向一个具体subsys的cgroup_subsys_state,通过container_of(cgroup_subsys_state)就拿到了具体subsys的控制信息.

struct cgroup_subsys { // 删减版
    struct cgroup_subsys_state *(*css_alloc)(struct cgroup *cgrp);
    int (*css_online)(struct cgroup *cgrp);         // 一堆函数指针,由各个subsys实现.函数名意思比较鲜明
    void (*css_offline)(struct cgroup *cgrp);
    void (*css_free)(struct cgroup *cgrp);
    int (*can_attach)(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_taskset *tset);
    void (*cancel_attach)(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_taskset *tset);
    void (*attach)(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_taskset *tset);
    void (*fork)(struct task_struct *task);
    void (*exit)(struct cgroup *cgrp, struct cgroup *old_cgrp,
             struct task_struct *task);
    void (*bind)(struct cgroup *root);
    int subsys_id;      // subsys id
    int disabled;
    ...
    struct list_head cftsets;       // cftype结构体(参数文件管理结构)链表
    struct cftype *base_cftypes;    // 指向一个cftype数组
    struct cftype_set base_cftset;  //
    struct module *module;
};

cgroup_subsys也是各个subsys的一个抽象,真正的实现由各个subsys实现.可以和cgroup_subsys_state对比下,cgroup_subsys更偏向与描述各个subsys的操作钩子,cgroup_subsys_state则与各个子系统的任务结构关联.
cgroup_subsys是与层级关联的，cgroup_subsys_state是与cgroup关联的。

struct cftype { // 删减版
    char name[MAX_CFTYPE_NAME];
    int private;
    umode_t mode;
    size_t max_write_len;
    unsigned int flags;
    s64 (*read_s64)(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft);
    int (*write_s64)(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft, s64 val);
    ...
};

cftsets base_cftypes base_cftset这个三个属性保存的是同一份该subsys下对应控制文件的操作方法.只是访问方式不同.
以cpu subsys为例,该subsys下有cpu.shares cpu.cfs_quota_us cpu.cpu_cfs_period_read_u64这些控制文件,每个访问方式都不同.
因此每个文件对应一个struct cftype结构,保存其对应文件名和读写函数.

图2

例如用户曾执行echo 1024 >> cpu.shares 最终通过inode.file_operations.cgroup_file_read->cftype.write_s64.
同理,创建子group除了正常的mkdir操作之外,inode.inode_operations.cgroup_mkdir函数内部额外调用上面已经初始化好的钩子,创建新的cgroup.

最后一步,cgroup_populate_dir(root_cgrp, true, root->subsys_mask);就是根据上面已经实例化好的cftype,创建cgroup下每个subsys的所有控制文件

static int cgroup_populate_dir(struct cgroup *cgrp, bool base_files, unsigned long subsys_mask)
{
    int err;
    struct cgroup_subsys *ss;
 
    if (base_files) {           //基本控制文件
        err = cgroup_addrm_files(cgrp, NULL, files, true);
        if (err < )
            return err;
    }
 
    /* process cftsets of each subsystem */
    for_each_subsys(cgrp->root, ss) {       //每个subsys
        struct cftype_set *set;
        if (!test_bit(ss->subsys_id, &subsys_mask))
            continue;
 
        list_for_each_entry(set, &ss->cftsets, node)  //每个subsys的每个控制文件
            cgroup_addrm_files(cgrp, ss, set->cfts, true);
    }
    ...
    return ;
}

显而易见,先初始化了基本的文件,进而初始化每个subsys的每个控制文件.什么是基本文件？

static struct cftype files[] = {
    {
        .name = "tasks",
        .open = cgroup_tasks_open,
        .write_u64 = cgroup_tasks_write,
        .release = cgroup_pidlist_release,
        .mode = S_IRUGO | S_IWUSR,
    },
    {
        .name = CGROUP_FILE_GENERIC_PREFIX "procs",
        .open = cgroup_procs_open,
        .write_u64 = cgroup_procs_write,
        .release = cgroup_pidlist_release,
        .mode = S_IRUGO | S_IWUSR,
    },
    {
        .name = "notify_on_release",
        .read_u64 = cgroup_read_notify_on_release,
        .write_u64 = cgroup_write_notify_on_release,
    },
    {
        .name = CGROUP_FILE_GENERIC_PREFIX "event_control",
        .write_string = cgroup_write_event_control,
        .mode = S_IWUGO,
    },
    {
        .name = "cgroup.clone_children",
        .flags = CFTYPE_INSANE,
        .read_u64 = cgroup_clone_children_read,
        .write_u64 = cgroup_clone_children_write,
    },
    {
        .name = "cgroup.sane_behavior",
        .flags = CFTYPE_ONLY_ON_ROOT,
        .read_seq_string = cgroup_sane_behavior_show,
    },
    {
        .name = "release_agent",
        .flags = CFTYPE_ONLY_ON_ROOT,
        .read_seq_string = cgroup_release_agent_show,
        .write_string = cgroup_release_agent_write,
        .max_write_len = PATH_MAX,
    },
    { } /* terminate */
};

这些文件在用户层应该见过.进到cgroup_create_file()函数看下:

static int cgroup_create_file(struct dentry *dentry, umode_t mode, struct super_block *sb)
{
    struct inode *inode;
 
    if (!dentry)
        return -ENOENT;
    if (dentry->d_inode)
        return -EEXIST;
 
    inode = cgroup_new_inode(mode, sb);     // 申请inode
    if (!inode)
        return -ENOMEM;
 
    if (S_ISDIR(mode)) {        //目录
        inode->i_op = &cgroup_dir_inode_operations;
        inode->i_fop = &simple_dir_operations;
        ...
    } else if (S_ISREG(mode)) { //文件
        inode->i_size = ;
        inode->i_fop = &cgroup_file_operations;
        inode->i_op = &cgroup_file_inode_operations;
    }
    d_instantiate(dentry, inode);
    dget(dentry);   /* Extra count - pin the dentry in core */
    return ;
}

const struct file_operations simple_dir_operations = {
    .open       = dcache_dir_open,
    .release    = dcache_dir_close,
    .llseek     = dcache_dir_lseek,
    .read       = generic_read_dir,
    .readdir    = dcache_readdir,
    .fsync      = noop_fsync,
};
 
static const struct inode_operations cgroup_dir_inode_operations = {
    .lookup = cgroup_lookup,
    .mkdir = cgroup_mkdir,
    .rmdir = cgroup_rmdir,
    .rename = cgroup_rename,
    .setxattr = cgroup_setxattr,
    .getxattr = cgroup_getxattr,
    .listxattr = cgroup_listxattr,
    .removexattr = cgroup_removexattr,
};
 
static const struct file_operations cgroup_file_operations = {
    .read = cgroup_file_read,
    .write = cgroup_file_write,
    .llseek = generic_file_llseek,
    .open = cgroup_file_open,
    .release = cgroup_file_release,
};
 
static const struct inode_operations cgroup_file_inode_operations = {
    .setxattr = cgroup_setxattr,
    .getxattr = cgroup_getxattr,
    .listxattr = cgroup_listxattr,
    .removexattr = cgroup_removexattr,
};

这些回调函数,上面以file_operations.cgroup_file_read  cgroup_dir_inode_operations.cgroup_mkdir举例已经说明.
除了常规vfs的操作,还要执行cgroup机制相关操作.
有点懵,还好说的差不多了.后面会轻松点,也许结合后面看前面,也会轻松些.
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2.mkdir cpu_c1
这个简单来说就是分成两个部分,正常vfs创建目录的逻辑,在该目录下创建新的cgroup,集成父cgroup的subsys.
命令贴全[root@VM_109_95_centos /cgroup]#cd cpu/  &&  mkdir cpu_c1
我们是在/cgroup/目录下挂载的新文件系统,对于该cgroup文件系统,/cgroup/就是其根目录(用croot代替吧).
那么在croot目录下mkdir cpu_c1.对于vfs来说,当然是调用croot目录对应inode.i_op.mkdir.

static int cgroup_get_rootdir(struct super_block *sb)
{
    struct inode *inode =
        cgroup_new_inode(S_IFDIR | S_IRUGO | S_IXUGO | S_IWUSR, sb);
    inode->i_fop = &simple_dir_operations;
    inode->i_op = &cgroup_dir_inode_operations;
    return ;
}

可以看到croot目录项的inode.i_op也被设置为&cgroup_dir_inode_operations,那么mkdir就会调用cgroup_mkdir函数
cgroup_mkdir只是简单的包装,实际工作的函数是cgroup_create()函数.
看下cgroup_create函数(删减版)

static long cgroup_create(struct cgroup *parent, struct dentry *dentry,umode_t mode)
{
    struct cgroup *cgrp;
    struct cgroup_name *name;
    struct cgroupfs_root *root = parent->root;
    int err = ;
    struct cgroup_subsys *ss;
    struct super_block *sb = root->sb;
 
    cgrp = kzalloc(sizeof(*cgrp), GFP_KERNEL);  //分配cgroup
 
    name = cgroup_alloc_name(dentry);
    rcu_assign_pointer(cgrp->name, name);   // 设置名称
 
    init_cgroup_housekeeping(cgrp);     //cgroup一些成员的初始化
 
    dentry->d_fsdata = cgrp;        //目录项(dentry)与cgroup关联起来
    cgrp->dentry = dentry;
    cgrp->parent = parent;      // 设置cgroup层级关系
    cgrp->root = parent->root;
 
    if (notify_on_release(parent))  // 继承父cgroup的CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE属性
        set_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags);
 
    if (test_bit(CGRP_CPUSET_CLONE_CHILDREN, &parent->flags))  // 继承父cgroup的CGRP_CPUSET_CLONE_CHILDREN属性
        set_bit(CGRP_CPUSET_CLONE_CHILDREN, &cgrp->flags);
 
    for_each_subsys(root, ss) {
        struct cgroup_subsys_state *css;
 
        css = ss->css_alloc(cgrp);  // mount时各个subsys的钩子函数已经注册,这里直接使用来创建各个subsys的结构(task_group)
 
        init_cgroup_css(css, ss, cgrp); //初始化cgroup_subsys_state类型的值
        if (ss->use_id) {
            err = alloc_css_id(ss, parent, cgrp);
        }
    }
 
    err = cgroup_create_file(dentry, S_IFDIR | mode, sb);   //创建该目录项对应的inode,并初始化后与dentry关联上.
 
    list_add_tail(&cgrp->allcg_node, &root->allcg_list);    // 该cgroup挂到层级的cgroup链表上
    list_add_tail_rcu(&cgrp->sibling, &cgrp->parent->children); // 该cgroup挂到福cgroup的子cgroup链表上.
    ....
    for_each_subsys(root, ss) {         // 将各个subsys的控制结构(task_group)建立父子关系.
        err = online_css(ss, cgrp);
    }
 
    err = cgroup_populate_dir(cgrp, true, root->subsys_mask);   // 生成该cgroup目录下相关子系统的控制文件
    ...
}

cgroup_create里面做的事情,上面几乎都看过了.不再解释.
css = ss->css_alloc(cgrp);
err = online_css(ss, cgrp);
这两行简单说明下:我们用cgroup来限制机器的cpu mem IO net,但是cgroup本身是没有限制功能的.cgroup更像是内核几大核心子系统为上层提供的入口..
以这个例子来说,我们创建了一个绑定了cpu subsys的cgroup.当我们把某个进程id加到该cgroup的tasks文件中时,
其实是改变了该进程在进程调度系统中的相关参数,从而影响完全公平调度算法和实时调度算法达到限制的目的.
因此在这个例子中,ss->css_alloc虽然返回的是cgroup_subsys_state指针,但其实它创建了task_group.
该结构第一个变量为cgroup_subsys_state.

struct task_group {  //删减版
    struct cgroup_subsys_state css;
    struct sched_entity **se;
    struct cfs_rq **cfs_rq;
    unsigned long shares;
    atomic_t load_weight;
    atomic64_t load_avg;
    atomic_t runnable_avg;
    struct rcu_head rcu;
    struct list_head list;
    struct task_group *parent;
    struct list_head siblings;
    struct list_head children;
};
 
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;
};

cpu子系统是通过设置task_group来限制进程的,相应的mem IO子系统也有各自的结构.
不过它们的共性就是第一个变量是cgroup_subsys_state,这样cgroup和子系统控制结构就通过cgroup_subsys_state连接起来.
mount时根cgroup也是要创建这些子系统控制结构的,被我略掉了.
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3.echo 2048 >> cpu.shares
上面已经看见了cpu.shares这个文件的inode_i_fop = &cgroup_file_operations,写文件调用cgroup_file_read:

static ssize_t cgroup_file_read(struct file *file, char __user *buf, size_t nbytes, loff_t *ppos)
{
    struct cftype *cft = __d_cft(file->f_dentry);
    struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent);
 
    if (cft->read)
        return cft->read(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);
    if (cft->read_u64)
        return cgroup_read_u64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);
    if (cft->read_s64)
        return cgroup_read_s64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);
    return -EINVAL;
}

mount时已经知道每个subsys的每个控制文件的操作函数都是不一样的(通过cftype实现的).我们直接看下cpu.shares文件的操作函数.

static struct cftype cpu_files[] = {
    {
        .name = "shares",
        .read_u64 = cpu_shares_read_u64,
        .write_u64 = cpu_shares_write_u64,
    },
    ...
}

写cpu.shares最终调用cpu_shares_write_u64, 中间几层细节略过.最终执行update_load_set:

static inline void update_load_set(struct load_weight *lw, unsigned long w)
{
    lw->weight = w;
    lw->inv_weight = ;
}

其中load_weight=task_group.se.load,改变了load_weight.weight,起到了限制该task_group对cpu的使用.
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4.echo 7860 >> tasks
过程是类似的,不过tasks文件最终调用的是cgroup_tasks_write这个函数.

static struct cftype files[] = {
    {
        .name = "tasks",
        .open = cgroup_tasks_open,
        .write_u64 = cgroup_tasks_write,
        .release = cgroup_pidlist_release,
        .mode = S_IRUGO | S_IWUSR,
    },
｝

cgroup_tasks_write最终调用attach_task_by_pid

static int attach_task_by_pid(struct cgroup *cgrp, u64 pid, bool threadgroup)
{
    struct task_struct *tsk;
    const struct cred *cred = current_cred(), *tcred;
    int ret;
    if (pid) {              //根据pid找到该进程的task_struct
        tsk = find_task_by_vpid(pid);
        if (!tsk) {
            rcu_read_unlock();
            ret= -ESRCH;
            goto out_unlock_cgroup;
        }
    }
    .....
    .....
    ret = cgroup_attach_task(cgrp, tsk, threadgroup);    //将进程关联到cgroup
    return ret;
}

最终通过cgroup_attach_task函数,将进程挂载到响应cgroup.先看几个新的结构体.

struct css_set {
    atomic_t refcount;         //引用计数
    struct hlist_node hlist;   //css_set链表,将系统中所有css_set连接起来.
    struct list_head tasks;    //task链表,链接所有属于这个set的进程
    struct list_head cg_links; // 指向一个cg_cgroup_link链表
    struct cgroup_subsys_state *subsys[CGROUP_SUBSYS_COUNT];  // 关联到subsys
    struct rcu_head rcu_head;
};
 
struct cg_cgroup_link {
    struct list_head cgrp_link_list;   //内嵌到cgroup->css_set链表
    struct cgroup *cgrp;   // 指向对应的cgroup
    struct list_head cg_link_list;     //内嵌到css_set->cg_links链表
    struct css_set *cg;    // 指向对应的css_set
};
 
struct task_struct {
    struct css_set __rcu *cgroups;  // 指向所属的css_set
    struct list_head cg_list;       // 将同属于一个css_set的task_struct连接起来.
}

css_set感觉像是进程和cgroup机制间的一个桥梁.cg_cgroup_link又将css_set和cgroup多对多的映射起来.
task_struct中并没有直接与cgroup关联,struct css_set __rcu *cgroups指向自己所属的css_set.
这样task和cgroup subsys cgroup都可以互相索引到了.

图3

进到cgroup_attach_task看看:

struct task_and_cgroup {
    struct task_struct  *task;
    struct cgroup       *cgrp;
    struct css_set      *cg;
};
 
struct cgroup_taskset {
    struct task_and_cgroup  single;
    struct flex_array   *tc_array;
    int         tc_array_len;
    int         idx;
    struct cgroup       *cur_cgrp;
};
 
static int cgroup_attach_task(struct cgroup *cgrp, struct task_struct *tsk,
                  bool threadgroup)
{
    int retval, i, group_size;
    struct cgroup_subsys *ss, *failed_ss = NULL;
    struct cgroupfs_root *root = cgrp->root;
    /* threadgroup list cursor and array */
    struct task_struct *leader = tsk;
    struct task_and_cgroup *tc;
    struct flex_array *group;
    struct cgroup_taskset tset = { };
 
    group = flex_array_alloc(sizeof(*tc), group_size, GFP_KERNEL);
    retval = flex_array_prealloc(group, , group_size, GFP_KERNEL);     //预分配内存,考虑到了多线程的进程
 
    i = ;
    rcu_read_lock();
    do {                // 兼顾多线程进程,将所有线程的相关信息放在tset里
        struct task_and_cgroup ent;
        ent.task = tsk;
        ent.cgrp = task_cgroup_from_root(tsk, root);
        retval = flex_array_put(group, i, &ent, GFP_ATOMIC);
        BUG_ON(retval != );
        i++;
    next:
        if (!threadgroup)
            break;
    } while_each_thread(leader, tsk);
    rcu_read_unlock();
    group_size = i;
    tset.tc_array = group;
    tset.tc_array_len = group_size;
 
    for_each_subsys(root, ss) {         //调用每个subsys的方法,判断是否可绑定.
        if (ss->can_attach) {
            retval = ss->can_attach(cgrp, &tset);
            if (retval) {
                failed_ss = ss;
                goto out_cancel_attach;
            }
        }
    }
 
    for (i = ; i < group_size; i++) {      // 为每个task准备(已有或分配)css_set,css_set是多个进程共享.
        tc = flex_array_get(group, i);
        tc->cg = find_css_set(tc->task->cgroups, cgrp);
        if (!tc->cg) {
            retval = -ENOMEM;
            goto out_put_css_set_refs;
        }
    }
 
    for (i = ; i < group_size; i++) {      // 将所有task从old css_set迁移到new css_set.
        tc = flex_array_get(group, i);
        cgroup_task_migrate(tc->cgrp, tc->task, tc->cg);
    }
 
    for_each_subsys(root, ss) {         // 调用subsys的attach方法,执行绑定.
        if (ss->attach)
            ss->attach(cgrp, &tset);
    }
    retval =
    return retval;
}

这里的can_attach和attach由每个subsys实现,这里先不说了.
因为创建层级时会把系统上所有的进程加到根cgroup的tasks中,所以用户层将task加进某个cgroup等同于将task从一个cgroup移到另一个cgriup.
cgroup_task_migrate就是将task与新的cgroup对应的css_set重新映射起来.

如若不对请指出。

参考资料：

　　linux-3.10源码

　　<linux cgroup详解><zhefwang@gmail.com>连接找不到了