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【Kernel】Linux CFS（完全公平调度器）实现原理与机制

news 2025/11/6 12:31:43

Linux CFS（完全公平调度器）实现原理与机制

目标：系统讲解 CFS 的核心理念、关键数据结构、主要函数路径与抢占/选取规则，结合源码位置与图示帮助快速理解与复核。

代码树：kernel-4.4.94。

1. 设计理念与核心概念

目标：以“虚拟运行时间”（vruntime）度量公平，将每个可运行实体按权重在时间上趋于平均。
核心思想：
- 按任务权重（nice 与组权重）累积 vruntime：运行越久，vruntime 增长越多；权重越大，单位真实时间贡献到 vruntime 的增量越小（体现更高权重的任务更“慢”积累，因而更频繁被选中，以保持公平）。
- 在每 CPU 的 cfs_rq 红黑树上，选择 vruntime 最小的实体运行（红黑树最左节点）。
重要参数与影响：
- sched_latency：期望在一个窗口内让所有任务都至少运行一次。
- min_granularity：最小运行粒度，防止任务过短导致调度开销过高。
- wakeup_granularity：唤醒抢占的“跨越阈值”，防止过度抢占。

1.1 权重与 vruntime 的关系（为什么“权重高更慢积累”会更公平）

CFS 用 vruntime 作为排序依据：vruntime 越小越容易被选中（红黑树最左）。
运行时给 vruntime 的增量与权重成“反比”，典型近似公式：
- delta_vruntime = delta_exec * NICE_0_LOAD / se->load.weight
  - delta_exec：本次实际运行的真实时间
  - NICE_0_LOAD：nice=0 的基准权重（典型为 1024）
  - se->load.weight：该任务权重（由 nice 映射；nice 越小权重越大）
解释：权重高（nice 小）的任务在相同真实时间内，vruntime 增量更小；因此它更长时间停留在“更左”的位置，更频繁被选中运行，最终实现“按权重分配”真实 CPU 时间的公平。

示例（两任务 A/B）：

A：nice=0 → weight_A = 1024
B：nice=+5 → weight_B ≈ 335
每次运行 1ms 的 vruntime 增量：
- A：delta_vruntime_A = 1ms * 1024 / 1024 = 1ms
- B：delta_vruntime_B = 1ms * 1024 / 335 ≈ 3.06ms
直觉：A 增长慢（更常在左边被选），B 增长快（更快“被推到右边”），长期真实 CPU 时间比例约为 1024 : 335（约 75% : 25%）。

补充：

CFS 不用固定时间片；而是用 min_granularity 保证最小运行时间，并用 sched_latency 控制一个窗口内的“轮转期望”。
在一个窗口中，每任务“应得运行量”近似于 sched_period * (weight_i / total_weight)；实际选取则由 vruntime 排序推动，二者一致性通过“慢积累→更常被选”的机制实现。

2. 数据结构与关键字段（`kernel/sched/fair.c`）

struct cfs_rq（每 CPU 的 CFS 运行队列）：
- 红黑树：存放 struct sched_entity（简称 se）集合，按 se->vruntime 排序。
- min_vruntime：队列的最小 vruntime 基线，用于放置新实体与归一化比较。
- 统计字段：负载、权重总和等，用于计算 slice 与迁移决策。
struct sched_entity（任务或组的调度实体）：
- vruntime：虚拟运行时间，调度公平性的核心度量。
- 链到红黑树的 rb_entry。
- 与 task_struct 关联（或与调度组 cgroup 的层级实体关联）。

3. 主要函数路径与行为

入队：enqueue_task_fair(rq, p, flags)（约 4160–4260）
- 更新统计、调用层级的 enqueue_entity()，将 se 插入红黑树；按 flags（如 ENQUEUE_WAKEUP）标记唤醒场景。
出队：dequeue_task_fair(rq, p, flags)
- 从红黑树移除实体，更新队列统计。
放置：place_entity(cfs_rq, se, initial)（约 2950–3010）
- 以 cfs_rq->min_vruntime 为基线；首次入队可能应用 START_DEBIT 的“预借”，避免新任务过度领先；唤醒场景按 sched_latency 做温和奖励（GENTLE_FAIR_SLEEPERS）。
选择：pick_next_task_fair(rq)（约 5280–之后）
- 选取红黑树的最左节点（最小 vruntime 的实体），并设置为当前运行实体（set_next_entity()）。
抢占：check_preempt_wakeup(rq, p, wake_flags)（约 5120–5360）
- 若当前为 SCHED_IDLE 而新任务非 idle，必抢占；
- 比较 vdiff = curr->se.vruntime - p->se.vruntime 与 wakeup_granularity（经 wakeup_preempt_entity），差距足够则 resched_curr(rq)；
- 启发式 NEXT_BUDDY/LAST_BUDDY 促进交互响应与局部性。
更新：update_curr(cfs_rq) / entity_tick(cfs_rq, se) / task_tick_fair(rq, p, current)
- 在时钟 tick 中为当前实体累积 vruntime；必要时触发重插入或切换。
选核：select_task_rq_fair(p, ...)（kernel/sched/fair.c 与 kernel/sched/core.c 协同）
- 在 SMP 下依据均衡域选择合适 CPU，考虑负载与亲和性；wake_up_new_task() 中也会进行 SD_BALANCE_FORK 路径的选核。

4. CFS 的抢占与响应性机制

唤醒抢占：
- 新任务被唤醒时，与当前运行任务比较 vruntime 差值，若跨越 wakeup_granularity 则触发立刻抢占，保障交互式任务响应。
轮转与时间片：
- CFS不使用固定时间片；以 min_granularity 控制最小运行时间，配合 sched_latency 与权重确保在一个窗口内各任务获得运行机会。
组与权重：
- 任务所属组按照权重分配时间份额；组内再按成员权重分配，形成层级公平。

5. 机制图（SVG）与树形示意

队列与选取（红黑树最左）：

在这里插入图片描述

唤醒抢占与 wakeup_granularity：

在这里插入图片描述

6. 关键参数与调优提示

sched_latency_ns：窗口长度；任务数多时会自动扩展以保证每任务至少一次运行机会。
sched_min_granularity_ns：最小粒度，避免过短运行导致调度开销偏高。
sched_wakeup_granularity_ns：唤醒抢占阈值；越大越保守，越小越激进（更快抢占）。
sched_child_runs_first 与 START_DEBIT：影响新任务首次放置与响应性。
交互工作负载优化：适度降低 wakeup_granularity，启用 LAST/NEXT_BUDDY 有助于提升响应。

7. 源码索引（4.4.94）

kernel/sched/fair.c
- place_entity()（~2994）
- enqueue_task_fair()（~4184） / dequeue_task_fair()
- check_preempt_wakeup()（~5168）
- pick_next_task_fair()（~5280+）
- update_curr() / entity_tick() / task_tick_fair()
kernel/sched/core.c
- check_preempt_curr()（~1027）
- wake_up_new_task()（~2390–2460）
- select_task_rq()（~1638）
include/linux/sched.h / kernel/sched/sched.h
- 调度类定义、struct rq/cfs_rq/sched_entity 等结构。