linux调度算法在2.6.32中采用调度类实现模块式的调度方式。这样，能够很好的加入新的调度算法。
linux调度器是以模块方式提供的，这样做的目的是允许不同类型的进程可以有针对性地选择调度算法。这种模块化结构被称为调度器类，他允许多种不同哦可动态添加的调度算法并存，调度属于自己范畴的进程。每个调度器都有一个优先级，调度代码会按照优先级遍历调度类，拥有一个可执行进程的最高优先级的调度器类胜出，去选择下面要执行的那个程序。
linux上主要有两大类调度算法，CFS(完全公平调度算法）和实时调度算法。宏SCHED_NOMAL主要用于CFS调度，而SCHED_FIFO和SCHED_RR主要用于实时调度。如下面的宏定义：
/*
* Scheduling policies
*/
/*支援Real-Time Task的排程,包括有SCHED_FIFO與SCHED_RR.
*/
/*(也稱為SCHED_OTHER): 主要用以排程
一般目的的Task.*/
#define SCHED_NORMAL 0
#define SCHED_FIFO 1
/*task預設的 Time Slice長度為100 msecs*/
#define SCHED_RR 2
/*主要用以讓Task可以延長執行的時間
(Time Slice),減少被中斷發生Task Context-Switch
的次數.藉此可以提高 Cache的利用率
(每次Context-Switch都會導致Cache-Flush). 比
較適合用在固定週期執行的Batch Jobs任
務主機上,而不適合用在需要使用者互
動的產品 (會由於Task切換的延遲,而
感覺到系統效能不佳或是反應太慢).*/
#define SCHED_BATCH 3
/* SCHED_ISO: reserved but not implemented yet */
/*為系統中的Idle Task排程.*/
#define SCHED_IDLE 5
linux调度算法实现的高层数据结构主要有运行实体、调度类、运行队列，下面我们主要看看这几个数据结构的字段和意义。
运行实体，rq结构体每个cpu有一个，主要存储一些基本的用于调度的信息，包括实时调度的和CFS调度的
/*每个处理器都会配置一个rq*/
struct rq {
/* runqueue lock: */
spinlock_t lock;
/*
* nr_running and cpu_load should be in the same cacheline because
* remote CPUs use both these fields when doing load calculation.
*/
/*用以记录目前处理器rq中执行task的数量*/
unsigned long nr_running;
#define CPU_LOAD_IDX_MAX 5
/*用以表示处理器的负载，在每个处理器的rq中
都会有对应到该处理器的cpu_load参数配置，在每次
处理器触发scheduler tick时，都会呼叫函数
update_cpu_load_active,进行cpu_load的更新。在系统初始化的时候
会呼叫函数sched_init把rq的cpu_load array初始化为0.
了解他的更新方式最好的方式是通过函数update_cpu_load,公式如下澹?
cpu_load[0]会直接等待rq中load.weight的值。
cpu_load[1]=(cpu_load[1]*(2-1)+cpu_load[0])/2
cpu_load[2]=(cpu_load[2]*(4-1)+cpu_load[0])/4
cpu_load[3]=(cpu_load[3]*(8-1)+cpu_load[0])/8
cpu_load[4]=(cpu_load[4]*(16-1)+cpu_load[0]/16
呼叫函数this_cpu_load时，所返回的cpu load值是cpu_load[0]
而在进行cpu blance或migration时，就会呼叫函数
source_load target_load取得对该处理器cpu_load index值，
来进行计算*/
unsigned long cpu_load[CPU_LOAD_IDX_MAX];
#ifdef CONFIG_NO_HZ
unsigned long last_tick_seen;
unsigned char in_nohz_recently;
#endif
/* capture load from *all* tasks on this cpu: */
/*load->weight值，会是目前所执行的schedule entity的
load->weight的总和，也就是说rq的load->weight越高，
也表示所负责的排程单元load->weight总和越高
表示处理器所负荷的执行单元也越重*/
struct load_weight load;
/*在每次scheduler tick中呼叫update_cpu_load时，
这个值就增加一，可以用来反馈目前cpu
load更新的次数*/
unsigned long nr_load_updates;
/*用来累加处理器进行context switch的次数，会在
函数schedule呼叫时进行累加，并可以通过函数
nr_context_switches统计目前所有处理器总共的context switch
次数，或是可以透过查看档案/proc/stat中的ctxt位得知目前
整个系统触发context switch的次数*/
u64 nr_switches;
u64 nr_migrations_in;
/*为cfs fair scheduling class 的rq*/
struct cfs_rq cfs;
/*为real-time scheduling class 的rq*/
struct rt_rq rt;
/*用以支援可以group cfs tasks的机制*/
#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
/* list of leaf cfs_rq on this cpu: */
/*在有设置fair group scheduling 的环境下，
会基于原本cfs rq中包含有若干task的group
所成的排程集合，也就是说当有一个group a
就会有自己的cfs rq用来排程自己所属的tasks,
而属于这group a的tasks所使用到的处理器时间
就会以这group a总共所分的的时间为上限。
基于cgroup的fair group scheduling 架构，可以创造出
有阶层性的task组织，根据不同task的功能群组化
在配置给该群主对应的处理器资源，让属于
该群主下的task可以透过rq机制排程。使用属于
该群主下的资源。
这个变数主要是管理CFS RQ list，操作上可以透过函数
list_add_leaf_cfs_rq把一个group cfs rq加入到list中，或透过
函数list_del_leaf_cfs_rq把一个group cfs rq移除，并可以
透过for_each_leaf_cfs_rq把一个rq上得所有leaf cfs_rq走一遍
*/
struct list_head leaf_cfs_rq_list;
#endif
/*用以支援可以group real-time tasks的机制*/
#ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED
/*类似leaf_cfs_rq_list所扮演的角色，只是这里
是针对属于real-time的task,在实际操作上可以
透过函数list_add_leaf_rt_rq,list_del_leaf_rt_rq或
巨集for_each_leaf_rt_rq*/
struct list_head leaf_rt_rq_list;
#endif
/*
* This is part of a global counter where only the total sum
* over all CPUs matters. A task can increase this counter on
* one CPU and if it got migrated afterwards it may decrease
* it on another CPU. Always updated under the runqueue lock:
*/
/*一般来说，linux kernel 的task状态可以为TASK_RUNNING
TASK_INTERRUPTIBLE(sleep),
TASK_UNINTERRUPTIBLE(Deactivate Task,此时Task会从rq中
移除)或TASK_STOPPED.
透过这个变数会统计目前rq中有多少task属于
TASK_UNINTERRUPTIBLE的状态。当呼叫函数
active_task时，会把nr_uninterruptible值减一，并透过 该函数
enqueue_task把对应的task依据所在的scheduling class
放在 对应的rq中，并把目前rq中nr_running值加一*/
unsigned long nr_uninterruptible;
/*curr:指向目前处理器正在执行的task;
idle:指向属于idle-task scheduling class 的idle task;
stop:指向目前最高等级属于stop-task scheduling class
的task;*/
struct task_struct *curr, *idle;
/*基于处理器的jiffies值，用以记录下次进行处理器
balancing 的时间点*/
unsigned long next_balance;
/*用以存储context-switch发生时，前一个task的memory management
结构并可用在函数finish_task_switch中，透过函数mmdrop释放前一个
task的记忆体资源*/
struct mm_struct *prev_mm;
/*用以记录目前rq的clock值，基本上该值会等于透过sched_clock_cpu
(cpu_of(rq))的回传值，并会在每次呼叫scheduler_tick时透过
函数update_rq_clock更新目前rq clock值。
在实作部分，函数sched_clock_cpu会透过sched_clock_local或
ched_clock_remote取得对应的sched_clock_data,而处理的sched_clock_data
值，会透过函数sched_clock_tick在每次呼叫scheduler_tick时进行更新；
*/
u64 clock;
/*用以记录目前rq中有多少task处于等待i/o的sleep状态
在实际的使用上，例如当driver接受来自task的调用，但处于等待i/o
回复的阶段时，为了充分利用处理器的执行资源，这时
就可以在driver中呼叫函数io_schedule，此时
就会把目前rq中的nr_iowait加一，并设定目前task的io_wait为1
然后触发scheduling 让其他task有机会可以得到处理器执行时间*/
atomic_t nr_iowait;
#ifdef CONFIG_SMP
/*root domain是基于多核心架构下的机制，
会由rq结构记住目前采用的root domain，其中包括了
目前的cpu mask(包括span,online rt overload), reference count 跟cpupri
当root domain有被rq参考到时，refcount 就加一，反之就减一。而cpu
mask span表示rq可挂上的cpu mask,noline为rq目前已经排程的
cpu mask cpu上执行real-time task.可以参考函数pull_rt_task，当一个rq中属于
real-time的task已经执行完毕，就会透过函数pull_rt_task从该
rq中属于rto_mask cpu mask 可以执行的处理器上，找出是否有一个处理器
有大于一个以上的real-time task，若有就会转到目前这个执行完成
real-time task 的处理器上
而cpupri不同于Task本身有区分140個(0-139)
Task Priority (0-99為RT Priority 而 100-139為Nice值 -20-19).
CPU Priority本身有102個Priority (包括,-1 為Invalid,
0為Idle,1為Normal,2-101對應到Real-Time Priority 0-99).
參考函式convert_prio, Task Priority如果是 140就會對應到
CPU Idle,如果是大於等於100就會對應到CPU Normal,
若是Task Priority介於0-99之間,就會對應到CPU Real-Time Priority 101-2之間.)
在實際的操作上,例如可以透過函式cpupri_find
帶入一個要插入的Real-Time Task,此時就會依據cpupri中
pri_to_cpu選擇一個目前執行Real-Time Task且該Task
的優先級比目前要插入的Task更低的處理器,
並透過CPU Mask(lowest_mask)返回目前可以選擇的處理器Mask.
實作的部份可以參考檔案kernel/sched_cpupri.c.
在初始化的過程中,會透過函式sched_init呼叫函式init_defrootdomain,
對Root Domain與 CPU Priority機制進行初始化.
*/
struct root_domain *rd;
/*Schedule Domain是基於多核心架構下的機制.
每個處理器都會有一個基礎的Scheduling Domain,
Scheduling Domain可以有階層性的架構,透過parent
可以找到上一層的Domain,或是透過child找到
下一層的 Domain (NULL表示結尾.).並可透過span
栏位,表示這個Domain所能涵蓋的處理器範圍.
通常Base Domain會涵蓋系統中所有處理器的個數,
而Child Domain所能涵蓋的處理器個數不超過它的
Parent Domain. 而當在進行Scheduling Domain 中的Task Balance
時,就會以該Domain所能涵蓋的處理器為最大範圍.
同時,每個Schedule Domain都會包括一個或一個以上的
CPU Groups (結構為struct sched_group),並透過next變數把
CPU Groups串連在一起(成為一個單向的Circular linked list),
每個CPU Group都會有變數cpumask來定义這個CPU Group
所涵蓋的處理器範圍.並且CPU Group所包括的處理器
範圍,必需涵蓋在所屬的Schedule Domain處理器範圍中.
當進行Scheduling Domain的Balancing時,會以其下的CPU Groups
為單位,根據cpu_power （會是該Group所涵蓋的處理器
Tasks Loading的總和）來比較不同的CPU Groups的負荷,
以進行Tasks的移動,達到Balancing的目的.
在有支援SMP的架構下,會在函式sched_init中,呼叫open_softirq,
註冊 SCHED_SOFTIRQ Software IRQ与其对应的 Callback函式
run_rebalance_domains. 並會在每次呼叫函式scheduler_tick時,
透過函式trigger_load_balance确认是否目前的jiffies值已經
大於RunQueue下一次要觸發Load Balance的next_balance時間值,
並透過函式raise_softirq觸發SCHED_SOFTIRQ Software IRQ.
在Software IRQ觸發後,就會呼叫函式run_rebalance_domains,
並在函式rebalance_domains中,進行后续處理器上的
Scheduling Domain Load Balance動作.
有關Scheduling Domain進一步的內容,也可以參考
Linux Kernel文件 Documentation/scheduler/sched-domains.txt.
*/
struct sched_domain *sd;
/*這值會等於函式idle_cpu的返回值,如果為1表示
目前CPU RunQueue中執行的為Idle Task. 反之為0,
則表示處理器執行的不是Idle Task (也就是說
處理器正在忙碌中.).*/
unsigned char idle_at_tick;
/* For active balancing */
/*若這值不為0,表示會有在Schedule排程動作
結束前,要呼叫的收尾函式. (实作為inline函式
post_schedule in kernel/sched.c),目前只有Real-Time Scheduling
Class有支援這個機制(會呼叫函式has_pushable_tasks
in kernel/sched_rt.c).*/
int post_schedule;
/*當RunQueue中此值為1,表示這個RunQueue正在進行
Fair Scheduling的Load Balance,此時會呼叫stop_one_cpu_nowait
暫停該RunQueue所屬處理器的排程,並透過函式
active_load_balance_cpu_stop,把Tasks從最忙碌的處理器,
移到Idle的處理器上執行.*/
int active_balance;
/*用以儲存目前進入Idle且負責進行 Load Balance
流程的處理器ID. 呼叫的流程為,在呼叫函式schedule時,
若該處理器RunQueue的nr_running為0 (也就是目前沒有
正在執行的Task),就會呼叫idle_balance,並觸發後續Load
Balance流程.*/
int push_cpu;
/* cpu of this runqueue: */
/*用以儲存目前运作這個RunQueue的處理器ID*/
int cpu;
/*為1表示目前此RunQueue有在對應的處理器掛上
並執行.*/
int online;
/*如果RunQueue中目前有Task正在執行,這個值會
等於目前該RunQueue的Load Weight除以目前RunQueue
中Task數目的均值.
(rq->avg_load_per_task = rq->load.weight / nr_running;).*/
unsigned long avg_load_per_task;
struct task_struct *migration_thread;
struct list_head migration_queue;
/*這個值會由Real-Time Scheduling Class呼叫函式
update_curr_rt,用以統計目前Real-Time Task執行時間的
均值,在這函式中會以目前RunQueue的clock_task
減去目前Task執行的起始時間,取得執行時間的
Delta值. (delta_exec = rq->clock_task – curr->se.exec_start; ).
在透過函式sched_rt_avg_update把這Delta值跟原本
RunQueue中的rt_avg值取平均值. 以運作的週期來看,
這個值可反應目前系統中Real-Time Task平均被
分配到的執行時間值.*/
u64 rt_avg;
/*這個值主要在函式sched_avg_update更新,以笔者手中
的Linux Kernel 2.6.38.6的實作來說,當RunQueue Clock
減去age_stamp大於 0.5秒 (=sched_avg_period),就會把這值
累加0.5秒 (單位都是nanoseconds). 從函式scale_rt_power
的實作來說,age_stamp值離RunQueue Clock越遠,表示total
值越大,available值也越大,而函式scale_rt_power返回的
div_u64計算結果也越大,最終 RunQueue的cpu_power
與Scheduling Domain中的Scheduling Group的cpu_power
值也就越大. (可參考函式update_cpu_power的實作).*/
u64 age_stamp;
/*這值會在觸發Scheduling時,若判斷目前處理器
RunQueue沒有正在運作的Task,就會透過函式
idle_balance更新這值為為目前RunQueue的clock值.
可用以表示這個處理器是何時進入到Idle的
狀態*/
u64 idle_stamp;
/*會在有Task運作且idle_stamp不為0 (表示前一個
狀態是在Idle)時以目前RunQueue的clock減去
idle_stmp所計算出的Delta值為依據,更新這個值
. 可反應目前處理器進入Idle狀態的時間長短*/
u64 avg_idle;
#endif
/* calc_load related fields */
/*用以記錄下一次計算CPU Load的時間,初始值
為目前的jiffies加上五秒與1次的Scheduling Tick的
間隔 (=jiffies + LOAD_FREQ,且LOAD_FREQ=(5*HZ+1))*/
unsigned long calc_load_update;
/*會等於RunQueue中nr_running與nr_uninterruptible的
總和.（可參考函式calc_load_fold_active）.*/
long calc_load_active;
#ifdef CONFIG_SCHED_HRTICK
#ifdef CONFIG_SMP
/*在函式init_rq_hrtick初始化RunQueue High-Resolution
Tick時,此值預設為0.
在函式hrtick_start中,會判斷目前觸發的RunQueue
跟目前處理器所使用的RunQueue是否一致,
若是,就直接呼叫函式hrtimer_restart,反之就會
依據RunQueue中hrtick_csd_pending的值,如果
hrtick_csd_pending為0,就會透過函式
__smp_call_function_single讓RunQueue所在的另一個
處理器執行rq->hrtick_csd.func 所指到的函式
__hrtick_start. 並等待該處理器執行完畢後,
才重新把hrtick_csd_pending設定為1.
也就是說, RunQueue的hrtick_csd_pending是用來作為
SMP架構下,由處理器A觸發處理器B執行
_hrtick_start函式的一個保護機制.而有關在
SMP下如何由一個處理器觸發另一個處理器
執行函式的機制,可以參考kernel/smp.c中
相關smp_call_function_xxxxxxx的實作.s*/
int hrtick_csd_pending;
/*用以儲存hrtick機制中,要跨處理器執行的
函式結構.*/
struct call_single_data hrtick_csd;
#endif
/*為High-Resolution Tick的结构,會透過函式
hrtimer_init初始化.*/
struct hrtimer hrtick_timer;
#endif
#ifdef CONFIG_SCHEDSTATS
/* latency stats */
/*為Scheduling Info.的統計結構,可以參考
include/linux/sched.h中的宣告. 例如在每次觸發
Schedule時,呼叫函式schedule_debug對上一個Task
的lock_depth進行確認(Fork一個新的Process 時,
會把此值預設為-1就是No-Lock,當呼叫
Kernel Lock時, 就會把Current Task的lock_depth加一.),
若lock_depth>=0,就會累加Scheduling Info.的bkl_count值,
用以代表Task Blocking的次數.*/
struct sched_info rq_sched_info;
/*可用以表示RunQueue中的Task所得到CPU執行
時間的累加值.
在發生Task Switch時,會透過sched_info_switch呼叫
sched_info_arrive並以目前RunQueue Clock值更新
Task 的sched_info.last_arrival時間,而在Task所分配時間
結束後,會在函式sched_info_depart中以現在的
RunQueue Clock值減去Task的sched_info.last_arrival
時間值,得到的 Delta作為變數rq_cpu_time的累
加值.*/
unsigned long long rq_cpu_time;
/* could above be rq->cfs_rq.exec_clock + rq->rt_rq.rt_runtime ? */
/* sys_sched_yield() stats */
/*用以統計呼叫System Call sys_sched_yield的次數.*/
unsigned int yld_count;
/* schedule() stats */
unsigned int sched_switch;
/*可用以統計觸發Scheduling的次數. 在每次觸發
Scheduling時,會透過函式schedule呼叫schedule_debug,
呼叫schedstat_inc對這變數進行累加.*/
unsigned int sched_count;
/*可用以統計進入到Idle Task的次數. 會在函式
pick_next_task_idle中,呼叫schedstat_inc對這變數進行
累加.*/
unsigned int sched_goidle;
/* try_to_wake_up() stats */
/*用以統計Wake Up Task的次數.*/
unsigned int ttwu_count;
/*用以統計Wake Up 同一個處理器Task的次數.*/
unsigned int ttwu_local;
/* BKL stats */
unsigned int bkl_count;
#endif
};
调度类，sched_class为对模块编程的上层支持，对于每个linux新添加进来的调度算法都需要有自己的调度类实例。
/*CFS排程機制在設計時,考慮到排程機制的
彈性,定義了Scheduler Class的機制,讓排程機制
可以根據設計的需求,延伸不同的排程模
組進來,每個新加入的排程機制都必須要
提供Scheduler Class的實作,結構為 struct sched_class*/
struct sched_class {
/*會指向下一個Scheduling Class,以筆者所採用
的Linux Kernel 2.6.38.6而言,Scheduling Class的順序為
stop_sched_class->rt_sched_class->fair_sched_class->idle_sched_class*/
const struct sched_class *next;
/*當Task屬於Runnable狀態時,就會呼叫這個函式
把Task配置到RunQueue RBTree中,進行排程動作,
並呼叫inc_nr_running將RunQueue中nr_running的值
加一.(nr_running用以代表目前RunQueue有多少
Runnable Task進行排程)*/
void (*enqueue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int wakeup);
/*當Task不需要執行時,就會呼叫這個函式
把Task從RunQueue RBTree中移除,並呼叫
dec_nr_running將RunQueue中nr_running的值減一.*/
void (*dequeue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int sleep);
/*用以暫停目前正在執行中的Task,如果
sysctl_sched_compat_yield有設定,就會找出目前
RBTree中最右邊的Task(也就是vrruntime最多
的Task),讓目前Task的vrruntime值等於最右邊
Task值的vrruntime加一(可參考:
se->vruntime = rightmost->vruntime + 1),如此在下次
排程觸發時就會透過函式put_prev_task把目前
的Task放到RBTree的最右邊,也就等同於暫停
Task,讓該Task下次被執行到的機會最低.*/
void (*yield_task) (struct rq *rq);
/*用以決定一個Task是否可以中斷目前正在
運作的Task,取得執行權.以CFS本身的實作來說
(in sched_fair.c).如果想要取代目前Task的Task本身
的Scheduling Policy為 Batch或是Idle時,會直接返回,
不會用來取代目前正在執行中的Task.反之,
如果目前正在執行中的Task的Scheduling Policy
為Idle,就會直接由所傳入的Task取代目前正
在執行的Task.*/
void (*check_preempt_curr) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);
/*用以在排程觸發時,從RunQueue RBTree中,
取出符合目前Scheduling邏輯的下一個要
被執行的Task.*/
struct task_struct * (*pick_next_task) (struct rq *rq);
/*用以在排程觸發時,把上一個執行完畢的
Task放到目前RunQueue RBTree中對應的位置.*/
void (*put_prev_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
#ifdef CONFIG_SMP
/*通常用在執行一個新的程序,或是WakeUp
一個Task時,會根據目前SMP下每個處理器的
負荷,決定Task是否要切換到另一個處理器
的RunQueue去執行,執行時會返回最後目標
處理器的值.*/
int (*select_task_rq)(struct task_struct *p, int sd_flag, int flags);
unsigned long (*load_balance) (struct rq *this_rq, int this_cpu,
struct rq *busiest, unsigned long max_load_move,
struct sched_domain *sd, enum cpu_idle_type idle,
int *all_pinned, int *this_best_prio);
int (*move_one_task) (struct rq *this_rq, int this_cpu,
struct rq *busiest, struct sched_domain *sd,
enum cpu_idle_type idle);
void (*pre_schedule) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task);
void (*post_schedule) (struct rq *this_rq);
void (*task_wake_up) (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
/*這個函式用以改變Task目前所屬的Scheduling
Class與改變Task Group.*/
void (*set_curr_task) (struct rq *rq);
/*這是Scheduler的 Timer Tick來源,系統中觸發的
Scheduling Tick會呼叫這個函式 (看HZ設定多少,
100就是每秒呼叫這函式100次,1000就是每秒
呼叫這函式1000次),
用以讓排程機制可以決定哪些Task應該要配
執行與哪些Task應該要被移出RunQueue.*/
void (*task_tick) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int queued);
void (*task_new) (struct rq *rq, struct task_struct *p);
void (*switched_from) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task,
int running);
void (*switched_to) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task,
int running);
void (*prio_changed) (struct rq *this_rq, struct task_struct *task,
int oldprio, int running);
unsigned int (*get_rr_interval) (struct task_struct *task);
#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
void (*moved_group) (struct task_struct *p);
#endif
};
调度实体，调度实体用于调度时间记账，linux中CFS和实时调度使用不同的调度实体。调度运行队列，对于不用的调度算法同样运用不用的运行队列，对于CFS调度，运用的是红黑树，而对于实时调度为组链表。在后面具体的调度算法介绍中我们会看到他们的运用。