Разработка ядра Linux (Второе издание)

Новый планировщик позволяет удовлетворить всем этим требованиям.

Очереди выполнения

Основная структура данных планировщика — это очередь выполнения (runqueue). Очередь выполнения определена в файле kernel/sched.c [21] в виде структуры struct runqueue. Она представляет собой список готовых к выполнению процессов для данного процессора.

21

Может возникнуть вопрос: почему используется файл kernel/sched.c, а не заголовочный файл include/linux/sched.h? Потому что желательно абстрагироваться от реализации кода планировщика и обеспечить доступность для остального кода ядра только лишь некоторых интерфейсов.

Для каждого процессора определяется своя очередь выполнения. Каждый готовый к выполнению процесс может находиться в одной и только в одной очереди выполнения. Кроме этого, очередь выполнения содержит информацию, необходимую для планирования выполнения на данном процессоре. Следовательно, очередь выполнения — это действительно основная структура данных планировщика для каждого процессора. Рассмотрим нашу структуру, описание которой приведено ниже. Комментарии объясняют назначения каждого поля.

struct runqueue {
 spinlock_t lock; /* спин-блокировка для зашиты этой очереди выполнения */
 unsigned long nr_running; /* количество задач, готовых к выполнению */
 unsigned long nr_switches; /* количество переключений контекста */
 unsigned long expired timestamp; /* время последнего обмена массивами */
 unsigned long nr_uninterruptible; /* количество заданий в состоянии
 непрерываемого ожидания */
 unsigned long long timestamp last tick; /* последняя метка времени
 планировщика */
 struct task_struct *curr; /* текущее задание, выполняемое на данном
 процессоре */
 struct task_struct *idle; /* холостая задача данного процессора */
 struct mm_struct *prev_mm; /* поле mm_struct последнего выполняемого
 задания */
 struct prio_array *active; /* указатель на активный массив приоритетов */
 struct prio_array *expired; /* указатель на истекший
 массив приоритетов */
 struct prio_array arrays[2]; /* массивы приоритетов */
 struct task_struct *migration_thread; /* миграционный поток для
 данного процессора */
 struct list_head migration_queue; /* миграционная очередь для
 данного процессора */
 atomic_t nr_iowait; /* количество заданий, ожидающих на ввод-вывод */
};

Поскольку очередь выполнения — это основная структура данных планировщика, существует группа макросов, которые используются для доступа к определенным очередям выполнения. Макрос cpu_rq(processor) возвращает указатель на очередь выполнения, связанную с процессором, имеющим заданный номер. Аналогично макрос this_rq возвращает указатель на очередь, связанную с текущим процессором. И наконец, макрос task_rq(task) возвращает указатель на очередь, в которой находится соответствующее задание.

Перед тем как производить манипуляции с очередью выполнения, ее необходимо заблокировать (блокировки подробно рассматриваются в главе 8, "Введение в синхронизацию выполнения кода ядра"). Так как очередь выполнения уникальна для каждого процессора, процессору редко необходимо блокировать очередь выполнения другого процессора (однако, как будет показано далее, такое все же иногда случается). Блокировка очереди выполнения позволяет запретить внесение любых изменений в структуру данных очереди, пока процессор, удерживающий блокировку, выполняет операции чтения или записи полей этой структуры. Наиболее часто встречается ситуация, когда необходимо заблокировать очередь выполнения, в которой выполняется текущее задание. В этом случае используются функции task_rq_lock и task_rq_unlock, как показано ниже.

struct runqueue *rq;
unsigned long flags;

rq = task_rq_lock(task, &flags);
/* здесь можно производить манипуляции с очередью выполнения */
task_rq_unlock(rq, flags);

Альтернативными функциями выступают функция this_rq_lock, которая позволяет заблокировать текущую очередь выполнения, и функция rq_unlock(struct runqueue *rq), позволяющая разблокировать указанную в аргументе очередь.

Для предотвращения взаимных блокировок код, который захватывает блокировки нескольких очередей, всегда должен захватывать блокировки в одном и том же порядке, а именно в порядке увеличения значения адреса памяти очереди (в главе 8, "Введение в синхронизацию выполнения кода ядра", приведено полное описание). Пример, как это осуществить, показан ниже.

/* для того, чтобы заблокировать ... */
if (rq1 < rq2) (
 spin_lock(&rq1->lock);
 spin_lock(&rq2->lock);
} else (
 spin_lock(&rq2->lock);
 spin_lock(&rq1->lock);
}

/* здесь можно манипулировать обеими очередями ... */

/* для того, чтобы разблокировать ... */
spin_unlock(&rq1->lock);
spin_unlock(&rq2->lock);

С помощью функций double_rq_lock и double_rq_unlock указанные шаги можно выполнить автоматически. При этом получаем следующее.

double_rq_lock(rq1, rq2);
/* здесь можно манипулировать обеими очередями ...*/
double_rq_unlock(rq1, rq2);

Рассмотрим небольшой пример, который показывает, почему важен порядок захвата блокировок. Вопрос взаимных блокировок обсуждается в главах 8, "Введение в синхронизацию выполнения кода ядра" и 9, "Средства синхронизации в ядре". Эта проблема касается не только очередей выполнения: вложенные блокировки должны всегда захватываться в одном и том же порядке. Спин-блокировки используются для предотвращения манипуляций с очередями выполнения несколькими задачами одновременно. Принцип работы этих блокировок аналогичен ключу, с помощью которого открывают дверь. Первое задание, которое подошло к двери, захватывает ключ, входит в дверь и закрывает ее с другой стороны. Если другое задание подходит к двери и определяет, что дверь закрыта (потому что за дверью находится первое задание), то оно должно остановиться и подождать, пока первое задание на выйдет и не возвратит ключ. Ожидание называется спиннингом (вращением, spinning), так как на самом деле задание постоянно выполняет цикл, периодически проверяя, не возвращен ли ключ. Теперь рассмотрим, что будет, если одно задание пытается сначала заблокировать первую очередь выполнения, а затем вторую, в то время как другое задание пытается сначала заблокировать вторую очередь, а затем — первую. Допустим, что первое задание успешно захватило блокировку первой очереди, в то время как второе задание захватило блокировку второй очереди. После этого первое задание пытается заблокировать вторую очередь, а второе задание — первую. Ни одно из заданий никогда не добьется успеха, так как другое задание уже захватило эту блокировку. Оба задания будут ожидать друг друга вечно. Так же как в тупике дороги создается блокировка движения, так и неправильный порядок захвата блокировок приводит к тому, что задания начинают ожидать друг друга вечно, и тоже возникает тупиковая ситуация, которая еще называется взаимоблокировкой. Если оба задания захватывают блокировки в одном и том же порядке, то рассмотренной ситуации произойти не может. В главах 8 и 9 представлено полное описание блокировок.