linux源码解读（十五）：红黑树在内核的应用——CFS调度器
作者：互联网
1、在现代的操作系统中，进程调度是最核心的功能之一；linux 0.11的调度算法简单粗暴：遍历task_struct数组，找到时间片counter最大的进程执行；显然这种策略已经不适合越来越复杂的业务场景需求了，所以后来逐步增加了多种调度策略，目前最广为人知的调度策略有5种：cfs、idle、deadline、realtime、stop，并且这5种调度策略都是同时存在的，不排除后续增加新的调度策略，怎么才能更方便地统一管理存量和增量的调度策略了？从 2.6.23开始引入了sched_class，如下：
struct sched_class {
const struct sched_class *next;
/*
1、全是成员函数：这里用函数指针来表达；
2、调度的方式有很多种，比如cfs、rt、idle、deadline，每种方式的实现方法肯定不同，这里提供接口函数让不同的调度方式各自去实现（类似驱动的struct file_operations *ops结构体）
*/
void (*enqueue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);/*任务加入队列；cfs就是在红黑树插入节点*/
void (*dequeue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);/*任务移除队列；cfs就是在红黑树删除节点*/
void (*yield_task) (struct rq *rq);/*让出任务*/
bool (*yield_to_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, bool preempt);/*让出到任务*/
void (*check_preempt_curr) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);
/*
* It is the responsibility of the pick_next_task() method that will
* return the next task to call put_prev_task() on the @prev task or
* something equivalent.
*
* May return RETRY_TASK when it finds a higher prio class has runnable
* tasks.
*/
struct task_struct * (*pick_next_task) (struct rq *rq,
struct task_struct *prev,
struct pin_cookie cookie);
void (*put_prev_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
#ifdef CONFIG_SMP
int (*select_task_rq)(struct task_struct *p, int task_cpu, int sd_flag, int flags);
void (*migrate_task_rq)(struct task_struct *p);
void (*task_woken) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);
void (*set_cpus_allowed)(struct task_struct *p,
const struct cpumask *newmask);
void (*rq_online)(struct rq *rq);
void (*rq_offline)(struct rq *rq);
#endif
void (*set_curr_task) (struct rq *rq);
void (*task_tick) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int queued);
void (*task_fork) (struct task_struct *p);
void (*task_dead) (struct task_struct *p);
/*
* The switched_from() call is allowed to drop rq->lock, therefore we
* cannot assume the switched_from/switched_to pair is serliazed by
* rq->lock. They are however serialized by p->pi_lock.
*/
void (*switched_from) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);
void (*switched_to) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);
void (*prio_changed) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task,
int oldprio);
unsigned int (*get_rr_interval) (struct rq *rq,
struct task_struct *task);
void (*update_curr) (struct rq *rq);
#define TASK_SET_GROUP 0
#define TASK_MOVE_GROUP 1
#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
void (*task_change_group) (struct task_struct *p, int type);
#endif
};
这个class把调度中涉及到的方法全部抽象出来定义成函数指针，不同的调度算法对于函数的实现肯定不一样，linux内核直接调用这些函数指针就能达到使用不同调度策略的目的了，是不是很巧妙了？和设备驱动的file_operations结构体思路是一样的（函数指针的接口分别由各个厂家的驱动实现，但是接口名称保持一致）！不同调度策略/实例的关系和代码文件如下：
2、介绍CFS之前，先总结一下linux调度的类型和背景：
（1）基于时间片轮询，又称O(n)调度：每次调度都需要遍历所有的task_struct，找到时间片最大的执行；如果进程很多，导致task_struct很长，每次光是遍历就很耗时，时间复杂度是O(n)；n是task_struct的个数；除此以外，还有比较明显的缺陷：
- SMP系统扩展不好，访问run queue需要加锁
- 实时进程不能立即调度
- cpu可能空转
- 进程在多个cpu之间来回跳转，降低性能
（2）上面的调度很耗时，核心因素就是每次都要遍历所有的task_struct去寻找时间片最大的进程，时间复杂度被抬高到了O(n)，并且也没有优先级的功能，这两点该怎么改进了？O(1)算法由此诞生，简单来说，先把所有的任务按照不同的优先级加入不同的队列，然后先调度优先级高的队列，由此专门诞生了prio_array结构体来支撑算法，如下：
#define MAX_USER_RT_PRIO 100
#define MAX_RT_PRIO MAX_USER_RT_PRIO
#define MAX_PRIO (MAX_RT_PRIO + 40)//140个优先级（0 ~ 139，数值越小优先级越高）
#define BITMAP_SIZE ((((MAX_PRIO+1+7)/8)+sizeof(long)-1)/sizeof(long))
struct prio_array {
int nr_active;//所有优先级队列中的总任务数。
unsigned long bitmap[BITMAP_SIZE];//每个位对应一个优先级的任务队列，用于记录哪个任务队列不为空，能通过 bitmap 够快速找到不为空的任务队列
struct list_head queue[MAX_PRIO];//优先级队列数组，每个元素维护一个优先级队列，比如索引为0的元素维护着优先级为0的任务队列
};
图示如下：先扫描bitmap，找到不为空的队列去调度（比如这里的2、6号队列不为空）；由于bitmap的大小是固定的，所以遍历的时间也是固定的，时间复杂度自然是O(1)了；因为数值越低、优先级越高，所以从bitmap的0开始遍历，找到第一个不为空的队列就可以停止遍历了，这里又节约了时间，所以整体的效率比简单粗暴的时间片轮询高多了！总结一下：O(1)调度算法的本质就是把大量的任务按照优先级分队列，从优先级高的队列开始执行，避免了时间片轮询那种“眉毛胡子一把抓”的混乱，是一种典型的空间换时间的思路！
相比时间片轮询，O(1)算法确实做了比较大的改进，但是自身也不是100%完美无瑕（否则就不会后后续其他的调度算法了），比如：
- 交互性较强的任务要再次运行，就需要等待当前等待队列中的所有任务都执行完成：比如进程需要用户输入时阻塞，但并不是用户输入后马上唤醒，而是同队列其他任务都运行完后才继续执行，可能导致交互不及时，产生卡顿的感觉，影响用户体验
- 不能保证在给定的时间间隔内，为每个任务分配的时间与其优先级是成正比的；这个问题是上面问题引申出来的：比如A进程优先级高，分配了20ms，B进程分配10ms，但是A被阻塞了，cpu转而执行B；A要等到B执行完成后才会继续，所以A优先级高完全没体现出来，名存实亡！
为了解决上面的问题，CFS诞生了！
3、（1）不管用哪种调度方式，首先要找到进程的task_struct；由于上层业务应用需求多种多样，操作系统肯定会不停的创建、运行和销毁进程，导致进程的状态时刻都在变化，进程的权重/优先级肯定也要不停地变化，这么多的关键因素都在改变，怎么高效、快速地管理这些不断变化的进程了？以往的调度策略用的最多的就是链表了，根据不同的进程状态、优先级等影响因素加入不同的队列，但是链表有个致命弱点：只能顺序遍历，导致增删改查效率极低。基于链表这种数据结构，又发明了红黑树，本质是把原来链表“平铺直叙”式的顺序排列改成了按照大小的树形排列，此时再增删改查的效率就要高很多了！那么问题又来了：既然红黑树需要按照节点某个值的大小排序，选哪个值比较适合了？linux开发人员选择的是vruntime！计算公式如下：
vruntime = vruntime + 实际运行时间（time process run) * 1024 / 进程权重(load weight of this process)
注意：vruntime是累加的！实际运行时间就是进程运行时暂用cpu的时间，权重该怎么计算了？这里有个映射表，根据nice值查找对应的weight！nice值类似于优先级，取值为下面所示的从15到-20，每次递减5；根据nice值找到weight后就可以带入公式计算vruntime了！
/*
* Nice levels are multiplicative, with a gentle 10% change for every
* nice level changed. I.e. when a CPU-bound task goes from nice 0 to
* nice 1, it will get ~10% less CPU time than another CPU-bound task
* that remained on nice 0.
*
* The "10% effect" is relative and cumulative: from _any_ nice level,
* if you go up 1 level, it's -10% CPU usage, if you go down 1 level
* it's +10% CPU usage. (to achieve that we use a multiplier of 1.25.
* If a task goes up by ~10% and another task goes down by ~10% then
* the relative distance between them is ~25%.)
*/
const int sched_prio_to_weight[40] = {
/* -20 */ 88761, 71755, 56483, 46273, 36291,
/* -15 */ 29154, 23254, 18705, 14949, 11916,
/* -10 */ 9548, 7620, 6100, 4904, 3906,
/* -5 */ 3121, 2501, 1991, 1586, 1277,
/* 0 */ 1024, 820, 655, 526, 423,
/* 5 */ 335, 272, 215, 172, 137,
/* 10 */ 110, 87, 70, 56, 45,
/* 15 */ 36, 29, 23, 18, 15,
};
vruntime的值越小，说明占用cpu的时间就越少，或者说权重越大，这时就需要优先运行了！所以用红黑树是根据所有进程的vruntime来组织的，树最左下角的节点就是vruntime最小的节点，是需要最先执行的节点；随着进程的执行，或者说权重的调整，vruntime是不停在变化的，此时就需要动态调整红黑树了。由于红黑树本身的算法特点，动态调整肯定比链表快多了，这是CFS选择红黑树的根本原因！看到这里，CFS算法的特点之一就明显了：没有时间片的概念，而是根据实际的运行时间和虚拟运行时间来对任务进行排序，从而选择调度；
（2）算法原理介绍完，接着该看看linux内核是怎么实现的了！和其他模块一样，CFS的实现少不了结构体的支持，算法相关的核心结构体如下：
- 第一个肯定是task_struct了！新增了不同调度器的描述符，便于确定本进程使用了哪些调度策略！sched_entity就是构造红黑树的关键成员变量了！
struct task_struct {
.......
int prio, static_prio, normal_prio;
unsigned int rt_priority;
const struct sched_class *sched_class;/*调度策略的实例*/
struct sched_entity se;/*cfs调度策略，包含了rb_node*/
struct sched_rt_entity rt;/*real time调度策略*/
#ifdef CONFIG_CGROUP_SCHED
struct task_group *sched_task_group;
#endif
struct sched_dl_entity dl;/*deadline 调度*/
.......
}
组成红黑树的关键结构体：有个run_node字段，从名字就能看出是正在运行的进程节点！
struct sched_entity {/*cfs调度策略*/
struct load_weight load; /* for load-balancing */
struct rb_node run_node; /*调度实体是由红黑树组织起来的*/
struct list_head group_node;
unsigned int on_rq;
/*构造红黑树时，其实下面的每一项都可以用作节点的key；
1、但是这里选vruntime作为key构造红黑树，换句话说用vruntime来排序，小的靠左，大的靠右
2、如果不同进程的vruntime一样，可以加很小的数改成不一样的
*/
u64 exec_start;
u64 sum_exec_runtime;
u64 vruntime;/*红黑树节点排序的变量*/
u64 prev_sum_exec_runtime;
u64 nr_migrations;
#ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
struct sched_statistics statistics;
#endif
#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
int depth;
struct sched_entity *parent;
/* rq on which this entity is (to be) queued: */
struct cfs_rq *cfs_rq;
/* rq "owned" by this entity/group: */
struct cfs_rq *my_q;
#endif
#ifdef CONFIG_SMP
/*
* Per entity load average tracking.
*
* Put into separate cache line so it does not
* collide with read-mostly values above.
*/
struct sched_avg avg ____cacheline_aligned_in_smp;
#endif
};
还有直接描述cfs正在runquene的结构体：包含红黑树的根节点、最左边的节点（也就是vruntime最小的节点）、当前正在使用的调度结构体；
/* CFS-related fields in a runqueue */
struct cfs_rq {
......
struct rb_root tasks_timeline;/*红黑树的root根节点*/
struct rb_node *rb_leftmost;/*红黑树最左边的节点，也就是vruntime最小的节点*/
/*
* 'curr' points to currently running entity on this cfs_rq.
* It is set to NULL otherwise (i.e when none are currently running).
*/
struct sched_entity *curr, *next, *last, *skip;
......
}
上面各种结构体种类繁多，不容易理清关系，看看下面的图就清晰了：
结构体准备好后，就可以通过各种api建树了！
（3）既然红黑树排序以vruntime为准，这个值肯定是要不断调整的，具体的更改函数在update_curr函数(kernel\sched\fair.c)，如下：关键代码处加了中文注释
/*
* Update the current task's runtime statistics.
*/
static void update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq)
{
struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr;
u64 now = rq_clock_task(rq_of(cfs_rq));
u64 delta_exec;
if (unlikely(!curr))
return;
/*计算进程已经执行的时间*/
delta_exec = now - curr->exec_start;
if (unlikely((s64)delta_exec <= 0))
return;
curr->exec_start = now;//更新开始执行的时间
schedstat_set(curr->statistics.exec_max,
max(delta_exec, curr->statistics.exec_max));
curr->sum_exec_runtime += delta_exec;
schedstat_add(cfs_rq->exec_clock, delta_exec);
curr->vruntime += calc_delta_fair(delta_exec, curr);//更新vruntime
update_min_vruntime(cfs_rq);
if (entity_is_task(curr)) {
struct task_struct *curtask = task_of(curr);
trace_sched_stat_runtime(curtask, delta_exec, curr->vruntime);
cpuacct_charge(curtask, delta_exec);
account_group_exec_runtime(curtask, delta_exec);
}
account_cfs_rq_runtime(cfs_rq, delta_exec);
}
把节点加入红黑树：
/*
* Enqueue an entity into the rb-tree:
*/
static void __enqueue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
{
struct rb_node **link = &cfs_rq->tasks_timeline.rb_node;/*红黑树根节点*/
struct rb_node *parent = NULL;
struct sched_entity *entry;
int leftmost = 1;
/*
* Find the right place in the rbtree:
*/
while (*link) {
parent = *link;
/*找到节点实例的首地址，就是container_of的宏定义*/
entry = rb_entry(parent, struct sched_entity, run_node);
/*
* We dont care about collisions. Nodes with
* the same key stay together.
*/
if (entity_before(se, entry)) {
link = &parent->rb_left;
} else {
link = &parent->rb_right;
leftmost = 0;
}
}
/*
* Maintain a cache of leftmost tree entries (it is frequently
* used):
*/
if (leftmost)
cfs_rq->rb_leftmost = &se->run_node;
/*在红黑树中插入节点，整个过程会动态调整树结构保持平衡*/
rb_link_node(&se->run_node, parent, link);
/*设置节点的颜色*/
rb_insert_color(&se->run_node, &cfs_rq->tasks_timeline);
}
和上面的作用刚好相反：删除节点
static void __dequeue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
{
if (cfs_rq->rb_leftmost == &se->run_node) {
struct rb_node *next_node;
next_node = rb_next(&se->run_node);
cfs_rq->rb_leftmost = next_node;
}
rb_erase(&se->run_node, &cfs_rq->tasks_timeline);
}
（4）红黑树建好后，最最最最重要的功能就是找出需要调度的进程了，如下：
/*
* Pick the next process, keeping these things in mind, in this order:
* 1) keep things fair between processes/task groups
* 2) pick the "next" process, since someone really wants that to run
* 3) pick the "last" process, for cache locality
* 4) do not run the "skip" process, if something else is available
*/
static struct sched_entity *
pick_next_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr)
{
struct sched_entity *left = __pick_first_entity(cfs_rq);//树上最左边的节点
struct sched_entity *se;
/*
* If curr is set we have to see if its left of the leftmost entity
* still in the tree, provided there was anything in the tree at all.
若 second 为空, 或者 curr 的 vruntime 更小
*/
if (!left || (curr && entity_before(curr, left)))
left = curr;
se = left; /* ideally we run the leftmost entity */
/*
* Avoid running the skip buddy, if running something else can
* be done without getting too unfair.
*/
if (cfs_rq->skip == se) {
struct sched_entity *second;
if (se == curr) {
second = __pick_first_entity(cfs_rq);/*返回最左边、也就是vruntime最小的节点*/
} else {
second = __pick_next_entity(se);/*找到比se节点大的第一个节点*/
if (!second || (curr && entity_before(curr, second)))
second = curr;
}
/*判断是否应该抢占当前进程*/
if (second && wakeup_preempt_entity(second, left) < 1)
se = second;
}
/*
* Prefer last buddy, try to return the CPU to a preempted task.
*/
if (cfs_rq->last && wakeup_preempt_entity(cfs_rq->last, left) < 1)
se = cfs_rq->last;
/*
* Someone really wants this to run. If it's not unfair, run it.
*/
if (cfs_rq->next && wakeup_preempt_entity(cfs_rq->next, left) < 1)
se = cfs_rq->next;
clear_buddies(cfs_rq, se);
return se;
}
这里啰嗦几句：调度器有多个，都实现了pick_next_entity的方法！
总结：
1、链表这种“憨憨”类的数据结构，能少用就尽量少用；尽量用红黑树替代吧，增删改查的效率高多了！
参考：
1、https://jishuin.proginn.com/p/763bfbd5f8d6 linux进程调度知识点
2、https://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzA3NzYzODg1OA==&mid=2648464309&idx=1&sn=9fc763d9233fbba6d40b69b1ef54aa8b&chksm=87660610b0118f060a4da0c64417e57e8cb35f4732043106fd1b1d9a3ad6134145e0e47f5a9b&scene=21#wechat_redirect O(1)调度算法
3、https://blog.csdn.net/longwang155069/article/details/104457109 linux O(1)调度器
4、http://www.wowotech.net/process_management/scheduler-history.html O(1)、O(n)和CFS调度器
5、https://zhuanlan.zhihu.com/p/372441187 操作系统调度算法CFS
标签：task,struct,linux,调度,entity,源码,红黑树,cfs,rq 来源： https://www.cnblogs.com/theseventhson/p/15799832.html