Linux進程調度與管理：（五）進程的調度之調度節拍

《Linux6.5源碼分析：進程管理與調度系列文章》

本系列文章將對進程管理與調度進行知識梳理與源碼分析，重點放在linux源碼分析上，并結合eBPF程序對內核中進程調度機制進行數據實時拿取與分析。

在進行正式介紹之前，有必要對文章引用進行提前說明。本系列文章參考了大量的博客、文章以及書籍：

  • 《深入理解Linux內核》

  • 《Linux操作系統原理與應用》

  • 《奔跑吧Linux內核》

  • 《深入理解Linux進程與內存》

  • 《基于龍芯的Linux內核探索解析》

  • 進程調度 - 標簽 - LoyenWang - 博客園 (cnblogs.com)

  • 專欄文章目錄 - 知乎 (zhihu.com)

  • Linux進程調度：探索內核核心機制

Linux進程調度與管理：（五）進程的調度之調度節拍

在之前的文章中，我們介紹了進程是如何被創建出來的（我稱之為進程肉體重塑）、進程是如何加載并啟動的（我稱之為進程靈魂注入）、進程的調度時機（進程何時加入就緒隊列、何時被調度上CPU），以及進程調度時執行進程切換的細節，具體詳細信息請參考以下文章：

  • Linux 進程管理與調度：（零）預備知識
  • Linux 進程管理與調度：（一）進程的創建與銷毀
  • Linux 進程調度與管理：（二）進程的加載與啟動
  • Linux 進程調度與管理：（三）進程的調度之調度時機
  • Linux 進程調度與管理：（四）進程的調度之schedule進程切換

我們在本系列第三篇文章中介紹了進程調度時機，其中涉及到了進程何時加入就緒隊列，何時觸發調度，在介紹被動調度時講到了調度時機中的何時觸發調度，我們用一張圖回憶一下，上一篇文章涉及到的調度時機（也就是何時調用schedule函數），其中涉及到調度節拍，每當調度節拍被觸發，都會判斷是否需要觸發搶占。本篇文章將接著Linux 進程調度與管理：（三）進程的調度之調度時機對調度節拍展開講講。

在這里插入圖片描述

1. 調度節拍/周期調度 scheduler_tick()

在Linux中有一套時鐘節拍機制，計算機系統隨著時鐘節拍需要周期性地做很多事著,例如刷新屏幕、數據落盤、進程調度等。Linux每隔固定周期會發出timer interrupt (IRQ0)，HZ用來定義每一秒有多少次timer interrupt。

對于任務調度器來說，定時器驅動的調度節拍是一個很重要的調度時機。時鐘節拍最終會調用調度類的task_tick,完成調度相關的工作，會在這里判斷是否需要調度下一個任務來搶占當前CPU核。也會觸發多核之間任務隊列的負載均衡。保證不讓忙的核忙死，閑的核閑死。調度節拍的核心入口是scheduler_tick。

每隔固定的時間, 時鐘中斷會被觸發一次,此時內核會依靠周期性的時鐘中斷來處理CPU的控制權，具體是Linux調度器的scheduler_tick()函數被調用；

當時鐘中斷被觸發后，會經過如下的調用流程，最終調用scheduler_tick()函數；
在這里插入圖片描述

我們看一下schedule_tick函數的執行流程, 其實就是在獲取完所在cpu的就緒隊列之后,調用當前調度類中的ops, task_tick函數執行, 最終再進行負載均衡操作;

在這里插入圖片描述

其實scheduler_tick()函數主要是調用當前調度類中的task_tick函數執行相關操作；

void scheduler_tick(void)
{int cpu = smp_processor_id();//當前CPU號struct rq *rq = cpu_rq(cpu);//當前核的運行隊列struct task_struct *curr = rq->curr;//該cpu上運行的進程struct rq_flags rf;unsigned long thermal_pressure;/*熱壓*/u64 resched_latency;if (housekeeping_cpu(cpu, HK_TYPE_TICK))arch_scale_freq_tick();// 如果是管理CPU，更新CPU頻率縮放sched_clock_tick();		// 更新調度時鐘/*1.更新運行隊列的時鐘及負載信息*/rq_lock(rq, &rf);update_rq_clock(rq);///*1.更新運行隊列的時鐘計數*/thermal_pressure = arch_scale_thermal_pressure(cpu_of(rq)); // 獲取CPU熱壓力update_thermal_load_avg(rq_clock_thermal(rq), rq, thermal_pressure);// 更新熱負載平均值/*2.判斷是否需要調度下一個任務*  不同調度類使用對應的task_tick函數實現*  用于檢查當前進程是否已經運行足夠長時間，是否需要被調度出去；*/curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0);if (sched_feat(LATENCY_WARN))resched_latency = cpu_resched_latency(rq);/*3.更新運行隊列的cpu_load數組*/calc_global_load_tick(rq);sched_core_tick(rq);task_tick_mm_cid(rq, curr);
esched_latency_warn(cpu, resched_latency);perf_event_task_tick();/*5. 工作隊列線程，更新其狀態*/if (curr->flags & PF_WQ_WORKER)wq_worker_tick(curr);#ifdef CONFIG_SMP/*6.觸發SMP負載均衡*/rq->idle_balance = idle_cpu(cpu);trigger_load_balance(rq);//觸發一個軟中斷,讓ksoftirq線程處理真正地負載均衡過程
#endif
}
  • 時鐘中斷處理程序中，調用 schedule_tick()函數;
  • 時鐘中斷是調度器的脈搏，內核依靠周期性的時鐘來處理器CPU的控制權;
  • 時鐘中斷處理程序，檢査當前進程的執行時間是否超額，如果超額則設置重新調度標志TIF NEED RESCHED
  • 時鐘中斷處理函數返回時，被中斷的進程如果在用戶模式下運行，需要檢查是否有重新調度標志，設置了則調用schedule()調度 (也就是我們再第三篇文章Linux 進程調度與管理：（三）進程的調度之調度時機中介紹的調度執行時機)
  • 如果系統開啟了SMP，則會觸發負載均衡load_balance()

這里的核心函數是task_tick(rq, curr, 0), 是調用當前調度類中的task_tick函數實現,不同調度類對應不同的task_tick實現方法;

在這里插入圖片描述

2. task_tick_fair()

這里以cfs這個調度類為例子,分析該調度類對應的task_tick函數—>task_tick_fair():

在這里插入圖片描述

//更新當前任務 及其 相關調度實體的狀態信息;
static void task_tick_fair(struct rq *rq, struct task_struct *curr, int queued)
{struct cfs_rq *cfs_rq;struct sched_entity *se = &curr->se;//curr為當前cpu上運行的進程/*1.遍歷當前任務所有調度實體；*	(牽扯到組調度機制，需分情況)*	1.1如果系統實現了組調度機制，則遍歷當前進程調度實體以及上一級調度實體；*	1.2如果未開啟組調度機制，則僅遍歷當前進程調度實體*/for_each_sched_entity(se) {cfs_rq = cfs_rq_of(se);/*1.3 更新調度實體的狀態，檢查是否需要調度*/entity_tick(cfs_rq, se, queued);}/*2.執行NUMA負載均衡，嘗試將任務遷移到與其所需內存靠近的節點，通過調用task_tick_numa實現*/if (static_branch_unlikely(&sched_numa_balancing))/*觸發時，執行NUMA負載均衡邏輯*/task_tick_numa(rq, curr);update_misfit_status(curr, rq);update_overutilized_status(task_rq(curr));/*3.執行核心調度相關操作邏輯*/task_tick_core(rq, curr);
}

此處先是遍歷當前進程的所有調度實體==(如果開啟了組調度機制，則遍歷當前進程調度實體和上一級調度實體；如果沒開啟組調度機制，則僅遍歷當前進程調度實體)==，并通過核心函數entity_tick函數更新調度實體的狀態,并檢查當前進程是否需要調度;

這里可以通過查看對for_each_sched_entity()的定義，來理解到底遍歷了哪些調度實體：

  • 對于開啟了組調度機制的，for_each_sched_entity()的定義是：

    #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
//會從當前調度實體開始，持續遍歷其上一級的調度實體，直到se==NULL
#define for_each_sched_entity(se) \for (; se; se = se->parent)

    會從當前調度實體開始，持續遍歷其上一級的調度實體，直到se==NULL；

  • 對于未開啟組調度機制的，for_each_sched_entity()`的定義是：

    #else	/* !CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED */
//僅遍歷當前調度實體，隨后se==NULL
#define for_each_sched_entity(se) \for (; se; se = NULL)

    僅遍歷當前進程的調度實體；

此處的重點就是entity_tick(cfs_rq, se, queued);，該函數會更新遍歷到的調度實體的狀態，并檢查是否需要調度；接下來將圍繞entity_tick做進一步分析。

2.1 entity_tick()更新時間信息,檢查搶占

該函數主要就做了兩件事：①更新調度實體的各種時間信息；②檢查是否需要調度（搶占當前任務）

static void
entity_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr, int queued)
{/** 1.更新當前任務的各種時間信息；（當前進程的vruntime以及該就緒隊列的min_vruntime）*/update_curr(cfs_rq);/** 2.更新當前進程的負載以及就緒隊列的負載信息load_avg；*/update_load_avg(cfs_rq, curr, UPDATE_TG);/* 3.更新調度組的負載信息*/update_cfs_group(curr);#ifdef CONFIG_SCHED_HRTICK/*關于高精度定時器的相關處理邏輯*/
#endif/*4.check_preempt_tick檢查是否需要搶占當前任務*/if (cfs_rq->nr_running > 1)//如果當前隊列只有一個任務，則不執行，因為搶占邏輯不適用check_preempt_tick(cfs_rq, curr);//比較當前任務的vruntime和其他任務的vruntime來判斷要不要搶占
}

梳理一下entity_tick的核心函數：

  • 【重點】通過update_curr()函數更新當前任務的各種時間信息，后面會詳細分析這個函數；
  • 通過update_load_avg()以及update_cfs_group()函數來更新進程負載以及調度組負載信息，為負載均衡做準備；
  • 【重點】通過check_preempt_tick()判斷是否需要搶占當前任務，這個是核心實現函數，后面會詳細分析這個函數；
2.1.1 更新時間信息update_curr()

該函數主要用于更新計算進程的各種時間信息，主要進行了兩步計算：

  • curr->sum_exec_runtime += delta_exec;計算出當前就緒隊列上運行的進程本次運行的時間;
  • 通過calc_delta_fair(delta_exec, curr);計算出運行的虛擬時間；

在這里插入圖片描述

除了以上的兩個核心計算步驟，還針對cfs隊列以及cgroup組進行了信息更新；

static void update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq)
{/*1.計算當前進程運行了多少時間*/delta_exec = now - curr->exec_start;//自上次調度以來的時間curr->exec_start = now;//記錄本次調度的時間/*2.更新任務的最大執行時間片*//*3.累加當前進程的總執行時間*/curr->sum_exec_runtime += delta_exec;//自進程創建以來累計運行時間schedstat_add(cfs_rq->exec_clock, delta_exec);//當前cfs隊列總執行時間,所有任務的運行時間/*4.更新當前任務的虛擬運行時間*  calc_delta_fair來計算虛擬時間的增量*  update_min_vruntime更新CFS隊列的最小虛擬時間*/curr->vruntime += calc_delta_fair(delta_exec, curr);update_min_vruntime(cfs_rq);/*5.更新相關統計信息*/if (entity_is_task(curr)) {struct task_struct *curtask = task_of(curr);/*一個可以獲取的當前進程運行時間,運行虛擬時間的tracepoint*/trace_sched_stat_runtime(curtask, delta_exec, curr->vruntime);/*統計cgroup的相關信息*/cgroup_account_cputime(curtask, delta_exec);account_group_exec_runtime(curtask, delta_exec);}/*更新CFS隊列的運行時間*/account_cfs_rq_runtime(cfs_rq, delta_exec);
}

值得注意的是，trace_sched_stat_runtime(curtask, delta_exec, curr->vruntime);為我們提供了一個tracepoint，用于獲取當前進程運行的時間以及虛擬時間；

接下來對于calc_delta_fair()函數如何計算虛擬時間的，進行進一步分析：

static inline u64 calc_delta_fair(u64 delta, struct sched_entity *se)
{/*1.計算真正的虛擬時間*	1.1 nice = 0 時，權重為1024，即虛擬時間等于真實時間，直接跳過計算返回delta；*	1.2 nice!= 0 時，通過__calc_delta計算虛擬時間，并返回虛擬時間；*/if (unlikely(se->load.weight != NICE_0_LOAD))delta = __calc_delta(delta, NICE_0_LOAD, &se->load);return delta;
}

其中__calc_delta()函數主要通過如下算法計算虛擬時間：

vruntime = (時間運行時間 * ((NICE__LOAD*2^32)/weight))>>32

2.1.2 檢查搶占check_preempt_tick()

該函數主要用于判斷是否需要搶占;主要通過以下幾個步驟實現判斷：

  • 1.實際運行時間大于理想運行時間，則需重新調度
    • 通過sched_slice函數計算出當前任務預期運行時間，具體實現方式會在后面提到；
    • 實際運行時間大于預期運行時間則重新調度resched_curr；
  • 2.避免當前任務運行時間太短，如果當前進程運行時間太短，則繼續運行該任務，跳出搶占判斷；
    • 將當前任務實際運行時間與sysctl_sched_min_granularity（任務調度的最小時間粒度）作對比；
  • 3.當前進程虛擬運行時間與就緒隊列中最優先任務的虛擬時間做比較，若大出一定范圍，則需重新調度；
    • 前面1步是保證當前任務實際運行時間不要太多；2步是當前任務實際運行時間不要太少；將實際運行時間限定在一定范圍內；
    • 前面的1,2步均是拿當前進程的實際運行時間進行對比，而這里是對虛擬運行時間進行評判；

在這里插入圖片描述

static void
check_preempt_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr)
{unsigned long ideal_runtime, delta_exec;struct sched_entity *se;s64 delta;/**1.當前進程實際運行的時間比預期時間長*1.1 通過sched_slice計算當前任務理想時間片長度，賦值給ideal_runtime；*1.2 檢查進程運行時間 是否超出 預期運行時間*/ideal_runtime = min_t(u64, sched_slice(cfs_rq, curr), sysctl_sched_latency);delta_exec = curr->sum_exec_runtime - curr->prev_sum_exec_runtime;//當前進程本次實際運行時間if (delta_exec > ideal_runtime) {//實際運行時間超出預期，則重新調度resched_currresched_curr(rq_of(cfs_rq));/** 清除調度器中的“親密任務”（buddy）信息，* 避免當前任務因調度優先級偏好被再次選中。*/clear_buddies(cfs_rq, curr);return;}/** 2.避免當前進程運行時間太短；* sysctl_sched_min_granularity是任務調度的最小時間粒度* 如果實際運行時間小于最小時間粒度，說明其運行時間不足，* 不滿足重新調度的要求，直接退出搶占判斷*/if (delta_exec < sysctl_sched_min_granularity)return;/** 3. 當前進程運行的時間比預期時間大一定幅度，則需搶占；* 3.1 先計算出 當前任務虛擬時間 與 cfs隊列中最優先任務（即紅黑樹左下角的任務）虛擬時間 之間的差；* 3.2 若 當前任務虛擬時間 < 最優先任務虛擬時間，則說明公平性未得到破壞，繼續運行當前任務；* 3.3 若 當前任務虛擬時間 > 最優先任務虛擬時間，但超出的時間在一定范圍內*     (超出時間小于一個調度周期ideal_runtime)，繼續運行當前任務；* 3.4 若 超出時間太多（即超出時間大于一個調度周期ideal_runtime），需要重新調度；*/se = __pick_first_entity(cfs_rq);//獲取cfs調度隊列中虛擬時間最小的任務delta = curr->vruntime - se->vruntime;//計算當前任務與最優先任務之間的虛擬運行時間差。if (delta < 0)//無需搶占，因為當前任務的虛擬時間比cfs隊列中最優先任務的虛擬時間還小return;//超出的時間 都大于 預期運行時間，則重新調度；if (delta > ideal_runtime)resched_curr(rq_of(cfs_rq));
}

不難看出，這里的核心函數是sched_slice()與resched_curr(),下面將詳細分析這兩個函數。

sched_slice()：該函數根據當前系統的負載計算出一個調度周期，也即前面提到的預期運行時間，作為一個評判標準，以免當前任務運行時間過長；

首先是shced_slice()函數：調用__sched_period()函數計算單個調度周期；再循環遍歷任務中的所有調度實體，計算slice預期運行時間；

static u64 sched_slice(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se)
{/*1.計算出一個調度周期__sched_period()*/slice = __sched_period(nr_running + !se->on_rq);/*2.遍歷任務的所有調度實體，計算時間片*/for_each_sched_entity(se) {struct load_weight *load;struct load_weight lw;struct cfs_rq *qcfs_rq;/*獲取當前cfs隊列的總負載*/qcfs_rq = cfs_rq_of(se);load = &qcfs_rq->load;if (unlikely(!se->on_rq)) {lw = qcfs_rq->load;update_load_add(&lw, se->load.weight);load = &lw;}/*根據當前調度實體的權重，計算其分配到的時間片長度*/slice = __calc_delta(slice, se->load.weight, load);/*							當前調度實體權重   隊列總負載*/}return slice;
}

關于__sched_period()函數是如何實現的，他通過將就緒隊列中的任務數與一個固定值sched_nr_latency作對比，來使用不同的策略，如果就緒隊列中的任務少于sched_nr_latency，則直接使用系統默認的sysctl_sched_latency作為一個調度周期，如果就緒隊列中的任務多于sched_nr_latency，則將nr_running * sysctl_sched_min_granularity作為一個調度周期，其中sysctl_sched_min_granularity是最小時間片，也即就緒隊列中所有任務都運行最小時間片后作為一個調度周期。

/** This value is kept at sysctl_sched_latency/sysctl_sched_min_granularity*/
static unsigned int sched_nr_latency = 8;
unsigned int sysctl_sched_min_granularity= 750000ULL;
unsigned int sysctl_sched_latency= 6000000ULL;static u64 __sched_period(unsigned long nr_running)
{	/*1.就緒隊列中進程較多，每個任務運行最小時間粒度*/if (unlikely(nr_running > sched_nr_latency))return nr_running * sysctl_sched_min_granularity;else/*2. 就緒隊列中進程較少，sysctl_sched_latency作為默認調度周期*/return sysctl_sched_latency;
}

**resched_curr()😗*該函數執行重新調度相關工作；

void resched_curr(struct rq *rq)
{struct task_struct *curr = rq->curr;//就緒隊列當前進程int cpu;lockdep_assert_rq_held(rq);//確保運行隊列被鎖定；/*1.檢查當前任務是否已經被標記為需要重新調度，防止重復標記*/if (test_tsk_need_resched(curr))return;/*2.重新調度相關工作：*	2.1運行隊列所屬cpu是當前cpu，即處理本地cpu情況：*	   set_tsk_need_resched(curr)更改 task_struct下面thread_info->flag為TIF_NEED_RESCHED；*	   set_preempt_need_resched()設置內核的搶占標志位，允許調度器在下一次中斷時觸發任務切換*/cpu = cpu_of(rq);if (cpu == smp_processor_id()) {set_tsk_need_resched(curr);set_preempt_need_resched();return;}/*2.重新調度相關工作：*	2.2處理遠程CPU情況：*	   set_nr_and_not_polling(curr)標記當前任務為TASK_RUNNING并判斷目標CPU是否是空閑輪詢狀態*	   smp_send_reschedule(cpu)發送信號，通知目標 CPU 觸發調度操作。*/if (set_nr_and_not_polling(curr))smp_send_reschedule(cpu);elsetrace_sched_wake_idle_without_ipi(cpu);
}

resched_curr()重新調度相關工作主要分以下兩個情況：

  • 本地CPU：即目標運行隊列所屬CPU就是當前CPU
    • 這種情況更改當前任務的thread_info標識符中的TIF_NEED_RESCHED;
    • set_preempt_need_resched()設置內核的搶占標志位；
  • 遠程CPU：即目標任務所屬cpu不是當前cpu；
    • smp_send_reschedule(cpu)發送信號，通知目標 CPU 觸發調度操作；

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最近發現了一個開源項目&#xff0c;它提供了一種很好的 RAG 思路&#xff0c;它將 DeepSeek-R1 的推理能力結合 Agentic Workflow 應用于 RAG 檢索 項目地址 https://github.com/deansaco/r1-reasoning-rag.git 項目通過結合 DeepSeek-R1、Tavily 和 LangGraph&#xff0c;實現…
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服務器硬件配置統計

服務器硬件配置統計

服務器型號和SN # dmidecode -t system | grep -E "Product Name|Serial Number" | awk -F: {print $2} PowerEdge R7515 4567CPU型號和物理CPU數量 echo "$(lscpu | grep "Model name" | cut -d : -f2 | sed s/^ *//) x $(lscpu | grep "Soc…
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Hadoop、Spark、Flink Shuffle對比

Hadoop、Spark、Flink Shuffle對比

一、Hadoop的shuffle 前置知識&#xff1a; Map任務的數量由Hadoop框架自動計算&#xff0c;等于分片數量&#xff0c;等于輸入文件總大小 / 分片大小&#xff0c;分片大小為HDFS默認值128M&#xff0c;可調 Reduce任務數由用戶在作業提交時通過Job.setNumReduceTasks(int)設…
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Docker的常用鏡像

Docker的常用鏡像

Docker的常用鏡像命令主要包括鏡像的查看、搜索、拉取、刪除、構建等操作&#xff0c;以下是綜合多個來源的總結&#xff1a; 一、基礎鏡像操作 查看本地鏡像 docker images? 顯示所有本地鏡像&#xff0c;包含倉庫名&#xff08;REPOSITORY&#xff09;、標簽&#xff08;TAG…
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車載以太網測試-3【Wireshark介紹】

車載以太網測試-3【Wireshark介紹】

1 摘要 Wireshark 是一款開源的網絡協議分析工具&#xff0c;廣泛用于網絡故障排查、協議分析、網絡安全檢測等領域。它能夠捕獲網絡數據包&#xff0c;并以詳細的、可讀的格式顯示這些數據包的內容。廣泛應用于車載網絡測試&#xff0c;是車載網絡測試工程師必須掌握的工具。…
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基于跨模態地圖學習的視覺語言導航

基于跨模態地圖學習的視覺語言導航

前言 本工作開展的背景&#xff1a; 人類和其他物種構建類似地圖的環境表示來完成尋路&#xff1a; &#xff08;1&#xff09;當人類只使用現成的駕駛或步行路徑到達目標時&#xff0c;構建認知地圖和獲取空間知識的能力就會下降&#xff1b; &#xff08;2&#xff09;另…
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