cgroup原理简析
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要打听cgroup达成原理,必得先了然下vfs(设想文件系统).因为cgroup通过vfs向客户层提供接口,客户层通过挂载,创设目录,读写文件的法门与cgroup人机联作.
因为是介绍cgroup的稿子,因而只解说cgroup文件系统是什么集成进vfs的,过多的vfs达成可参看其余资料.

子系统的兑现

1.[root@VM_109_95_centos /cgroup]#mount -t cgroup -ocpu cpu /cgroup/cpu/
2.[root@VM_109_95_centos /cgroup]#cd cpu/  &&  mkdir cpu_c1
3.[root@VM_109_95_centos /cgroup/cpu]#cd cpu_c1/  && echo 2048 >> cpu.shares
4.[root@VM_109_95_centos /cgroup/cpu/cpu_c1]#echo 7860 >> tasks

cpu子系统

   cpu子系统用于调控cgroup中负有进度能够选拔的cpu时间片。附加了cpu子系统的hierarchy上面创设的cgroup的目录下皆有三个cpu.shares的文书,对其写入整数值能够决定该cgroup拿到的时间片。举例:在三个 cgroup 中都将 cpu.shares 设定为 1 的天职将有相通的 CPU 时间,但在 cgroup 中校 cpu.shares 设定为 2 的职责可选拔的 CPU 时间是在 cgroup 大校 cpu.shares 设定为 1 的天职可接收的 CPU 时间的两倍。

cpu子系统是经过Linux CFS调节器达成的。所以在介绍cpu子系统在此之前,先简单说一下CFS调节器。依据小编Ingo Molnar的说教:"CFS四成的职业能够用一句话回顾:CFS在实际的硬件上效仿了一心能够的多职务微型机"。在“完全可以的多任务微型机”下,每种进度都能何况获得CPU的施行时间。当系统中有几个经过时,CPU的计量时间被分成两份,每一种进程得到二分一。可是在实际的硬件上,当三个历程占用CPU时,其余进程就务须等待。所以CFS将惩治当前路程,使其余进程能够在下一次调治时尽量替代当前经过。最后促成全部进程的公允调治。  

CFS调整器将有所意况为RUNABLE的长河都被插入红黑树。在种种调整点,CFS调整器都会选取红黑树的最左边的叶子节点作为下四个将得到cpu的经过。 那红黑树的键值是怎么总计的呢?红黑树的键值是进度所谓的捏造运营时刻。三个经过的杜撰运营时刻是经过时间运作的日子按任何红黑树中存有的进度数量normalized的结果。

历次tick中断,CFS调治器都要立异进程的杜撰运转时刻,然后调节当前进度在红黑树中的地点,调度瓜熟蒂落后假设开采脚下进度不再是最右侧的纸牌,就标记need_resched 标识,中断重回时就能够调用scheduler()实现经过切换。

最终再说一下,进程的优先级和进程设想运营时刻的关联。前边提到了,每一回tick中断,CFS调解器都要改过进度的虚构运维时刻。那这么些时辰是怎么计算的吗?CFS首先计算出进度的年华运作时刻delta_exec,然后总括normalized后的delta_exec_weighted,最后再将delta_exec_weighted加到进度的设想运维时刻上。跟进度优先级有关的正是delta_exec_weighted,delta_exec_weighted=delta_exec_weighted*NICE_0_LOAD/se->load,其中NICE_0_LOAD是个常量,而se->load跟过程的nice值成反比,由此进程优先级越高(nice值越小卡塔尔国则se->load越大,则总计出来的delta_exec_weighted越小,那样经过优先级高的进度就足以获取越多的cpu时间。

介绍完CFS调治器,我们开端介绍cpu子系统是怎么样通过CFS调整器完成的。CFS调治器不止扶助基于进度的调治,还协助基于进度组的组调治。CFS中定义了三个task_group的数据结构来管理组调解。

struct task_group {

struct cgroup_subsys_state css;

 

#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED

/* schedulable entities of this group on each cpu */

struct sched_entity **se;

/* runqueue "owned" by this group on each cpu */

struct cfs_rq **cfs_rq;

unsigned long shares;

#endif

 

#ifdef CONFIG_RT_GROUP_SCHED

struct sched_rt_entity **rt_se;

struct rt_rq **rt_rq;

 

struct rt_bandwidth rt_bandwidth;

#endif

 

struct rcu_head rcu;

struct list_head list;

 

struct task_group *parent;

struct list_head siblings;

struct list_head children;

};

task_group中内嵌了一个cgroup_subsys_state,相当于说进度能够经过cgroup_subsys_state来博取它所在的task_group,相近地cgroup也得以透过cgroup_subsys_state来赢得它对应的task_group,由此过程和cgroup都存在了风姿洒脱组cgroup_subsys_state指针。

struct sched_entity **se是多少个指针数组,存了风度翩翩组指向该task_group在各种cpu的调解实体(即八个struct sched_entity)。

struct cfs_rq **cfs_rq也是三个指针数组,存在生机勃勃组指向该task_group在各样cpu上所具备的一个可调整的进度队列。

Parent、siblings和children四个指针担负将task_group 连成大器晚成颗树,那个跟cgroup树形似。

有了这几个数据结构,大家来CFS在调整的时候是怎么管理进程组的。大家依旧从CFS对tick中断的拍卖起来。

CFS对tick中断的管理在task_tick_fair中进行,在task_tick_fair中有:

for_each_sched_entity(se) {

cfs_rq = cfs_rq_of(se);

entity_tick(cfs_rq, se, queued);

}

俺们第一来看一下在组调治的情事下,for_each_sched_entity是怎么定义的:

#define for_each_sched_entity(se) 

for (; se; se = se->parent)

即从当下历程的se起头,沿着task_group树从下到上对se调用entity_tick,即更新种种se的伪造运维时刻。

在非组调整意况下,#define for_each_sched_entity(se) 

for (; se; se = NULL)

即只会对眼下se做拍卖。

CFS管理完tick中断后,如若有必不可缺就能进展调治,CFS调整是经过pick_next_task_fair函数选拔下三个运维的进程的。在pick_next_task_fair中有:

do {

se = pick_next_entity(cfs_rq);

set_next_entity(cfs_rq, se);

cfs_rq = group_cfs_rq(se);

} while (cfs_rq);

在此个轮回中,首先从眼下的队列选一个se,那一个跟非组调治同样的(红黑树最侧边包车型大巴节点卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,再将se设置成下贰个周转的se,再从该se获取该se对应的task_group拥有的cfs_rq(要是该se对应叁个进程而非多个task_group的话,cfs_rq会形成NULL卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,继续这些历程直到cfs_rq为空,即当se对应的是叁个经过。

   说来说去,同大器晚成层的task_group跟进程被当成同样的调解实体来筛选,当被选到的是task_group时,则对task_group的男女节点重复那几个进程,直到选到八个运营的经过。由此当设置三个cgroup的shares值时,该cgroup当作贰个全部和剩余的长河或其余cgroup分享cpu时间。譬如,小编在根cgroup下创建cgroup A,将其shares值设1024,再构建cgroup B,将其shares设为2048,再将部分进度分别参与到那四个cgroup中,则长时间调治的结果应该是A:B:C=1:2:1(即cpu占用时间,此中C是系统中为出席到A或B的进度卡塔 尔(英语:State of Qatar)。

   引起CFS调节的除了tick中断外,还会有正是有新的经过步入可运转队列这种情景。CFS管理那一个情形的函数是enqueue_task_fair,在enqueue_task_fair中有:

for_each_sched_entity(se) {

if (se->on_rq)

break;

cfs_rq = cfs_rq_of(se);

enqueue_entity(cfs_rq, se, flags);

flags = ENQUEUE_WAKEUP;

}

咱俩前面早就看过for_each_sched_entity在组调整下的定义了,这里是将日前se和se的深情厚意祖先节点都参与到红黑树(enqueue_entity卡塔 尔(阿拉伯语:قطر‎,而在非组调解意况下,只需求将近年来se本身参预就可以。产生这种不相同的缘故,在于在pick_next_task_fair中精选se时,是从上往下的,如若叁个se的先世节点不在红黑树中,它世代都不会被入选。而在非组调整的情景下,se之间并从未父亲和儿子关系,全数se都以风度翩翩致独立,在pick_next_task_fair,第三次当选的任其自然就是进程,不须要向下迭代。

有如的管理还发生在将三个se出列(dequeue_task_fair)和put_prev_task_fair中。

上述是cpu系统经过CFS调治器达成以cgroup为单位的cpu时间片分享,上面我们来看一下cpu子系统本人。cpu子系统通过一个cgroup_subsys结构体来治本:

struct cgroup_subsys cpu_cgroup_subsys = {

.name = "cpu",

.create = cpu_cgroup_create,

.destroy = cpu_cgroup_destroy,

.can_attach = cpu_cgroup_can_attach,

.attach = cpu_cgroup_attach,

.populate = cpu_cgroup_populate,

.subsys_id = cpu_cgroup_subsys_id,

.early_init = 1,

};

Cpu_cgroup_subsys其实是对抽象的cgroup_subsys的兑现,此中的函数指针指向了一定于cpu子系统的得以实现。这里再说一下,Cgroups的生机勃勃体化设计。当顾客接纳cgroup文件系统,创造cgroup的时候,会调用cgroup目录操作的mkdir指针指向的函数,该函数调用了cgroup_create,而cgroup_create会根据该cgroup关联的子系统,分别调用对应的子系统完毕的create指针指向的函数。即做了一回转换,一次从系统通用命令到cgroup文件系统,另叁遍从cgroup文件系统再特定的子系统达成。

Cgroups中除了通用的主宰文件外,各个子系统还可能有自身的调节文件,子系统也是透过cftype来治本那么些决定文件。Cpu子系统非常重要的三个文件正是cpu.shares文件,因为就是通过那几个文件的数值来调度cgroup所占用的cpu时间。Shares文件对应的cftype结构为:

#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED

{

.name = "shares",

.read_u64 = cpu_shares_read_u64,

.write_u64 = cpu_shares_write_u64,

},

#endif

当对cgroup目录下的公文举办操作时,该结构体中定义的函数指针指向的函数就能够被调用.下边大家就在探问这几个七个函数的得以达成啊,进而开采shares文件的值是怎么着起效果的。

static u64 cpu_shares_read_u64(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft)

{

struct task_group *tg = cgroup_tg(cgrp);

 

return (u64) tg->shares;

}

比较轻巧,轻巧的读取task_group中存放的shares就能够了。

static int cpu_shares_write_u64(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cftype,

u64 shareval)

{

return sched_group_set_shares(cgroup_tg(cgrp), shareval);

}

则是设定cgroup对应的task_group的shares值。

那这一个shares值是怎么起效率的吧?在sched_group_set_shares中有:

tg->shares = shares;

for_each_possible_cpu(i) {

/*

 * force a rebalance

 */

cfs_rq_set_shares(tg->cfs_rq[i], 0);

set_se_shares(tg->se[i], shares);

}

cfs_rq_set_shares强制做壹回cpu SMP负载均衡。

真的起效果的是在set_se_shares中,它调用了__set_se_shares,在__set_se_shares中有:

se->load.weight = shares;

se->load.inv_weight = 0;

凭借在此之前大家剖析的CFS的调整原理能够精通,load.weight的值越大,算出来的杜撰运营时刻越小,进度能应用的cpu时间越来越多。那样以来,shares值最终正是经过调治实体的load值来起效能的。

PS:从那篇日记开端,将依次介绍cgroups各样子系统的落到实处。

笔者们以地方4行命令为主线张开拆解剖判,从三个cgroup使用者的角度来看:
指令1 创办了多个新的cgroup层级(挂载了一个新cgroup文件系统).而且绑定了cpu子系统(subsys),同临时候成立了该层级的根cgroup.命名叫cpu,路线为/cgroup/cpu/.

指令2 在cpu层级(姑且这么叫)通过mkdir新创设三个cgroup节点,命名叫cpu_c1.

命令3 将cpu_c1索引下的cpu.shares文件值设为2048,那样在系统现身cpu争抢时,归于cpu_c1那么些cgroup的经过占用的cpu能源是另外进程占用cpu财富的2倍.(默许创立的根cgroup该值为1024).

一声令下4 将pid为7860的那么些进度加到cpu_c1那一个cgroup.就是说在系统出现cpu争抢时,pid为7860的这几个历程占用的cpu财富是别的进度占用cpu能源的2倍.

那么系统在暗中做了那多少个职业呢?上边逐条剖析(内核版本3.10).

1.mount -t cgroup -ocpu cpu /cgroup/cpu/

static struct file_system_type cgroup_fs_type = {
    .name = "cgroup",
    .mount = cgroup_mount,
    .kill_sb = cgroup_kill_sb,
    // 其他属性未初始化
};

cgroup模块以cgroup_fs_type实例向幼功注册cgroup文件系统,顾客层通过mount()系统调用层层调用,最后来到cgroup_mount()函数:

static struct dentry *cgroup_mount(struct file_system_type *fs_type,int flags, const char *unused_dev_name,void *data) {

    ret = parse_cgroupfs_options(data, &opts);      // 解析mount时的参数

    new_root = cgroup_root_from_opts(&opts);        // 根据选项创建一个层级(struct cgroupfs_root)

    sb = sget(fs_type, cgroup_test_super, cgroup_set_super, 0, &opts);     // 创建一个新的超级快(struct super_block)

    ret = rebind_subsystems(root, root->subsys_mask);       // 给层级绑定subsys

    cgroup_populate_dir(root_cgrp, true, root->subsys_mask);    // 创建根cgroup下的各种文件
}

率先解析mount时上层传下的参数,这里就深入解析到该层级要求绑定cpu subsys统.然后基于参数创制二个层级.跟进到cgroup_root_from_opts()函数:

static struct cgroupfs_root *cgroup_root_from_opts(struct cgroup_sb_opts *opts)
{
    struct cgroupfs_root *root;

    if (!opts->subsys_mask && !opts->none)  // 未指定层级,并且用户曾未明确指定需要空层级return NULL
        return NULL;

    root = kzalloc(sizeof(*root), GFP_KERNEL);  // 申请内存
    if (!root)
        return ERR_PTR(-ENOMEM);

    if (!init_root_id(root)) {          // 初始化层级unique id
        kfree(root);
        return ERR_PTR(-ENOMEM);
    }
    init_cgroup_root(root);         // 创建根cgroup

    root->subsys_mask = opts->subsys_mask;
    root->flags = opts->flags;
    ida_init(&root->cgroup_ida);    // 初始化idr
    if (opts->release_agent)        // 拷贝清理脚本的路径,见后面struct cgroupfs_root说明.
        strcpy(root->release_agent_path, opts->release_agent);
    if (opts->name)                 // 设置name
        strcpy(root->name, opts->name);
    if (opts->cpuset_clone_children)    // 该选项打开,表示当创建子cpuset cgroup时,继承父cpuset cgroup的配置
        set_bit(CGRP_CPUSET_CLONE_CHILDREN, &root->top_cgroup.flags);
    return root;
}

层级结构体:

struct cgroupfs_root {
    struct super_block *sb;     // 超级块指针,最终指向该cgroup文件系统的超级块
    unsigned long subsys_mask;  // 该层级准备绑定的subsys统掩码
    int hierarchy_id;   // 全局唯一的层级ID
    unsigned long actual_subsys_mask;   // 该层级已经绑定的subsys统掩码(估计和上层remount有关吧?暂不深究)
    struct list_head subsys_list;   // subsys统链表,将该层级绑定的所有subsys统连起来.
    struct cgroup top_cgroup;   // 该层级的根cgroup
    int number_of_cgroups;      //该层级下cgroup的数目(层级可以理解为cgroup组成的树)
    struct list_head root_list;     // 层级链表,将系统上所有的层级连起来
    struct list_head allcg_list;    // cgroup链表,将该层级上所有的cgroup连起来???
    unsigned long flags;        // 一些标志().
    struct ida cgroup_ida;      // idr机制,方便查找(暂不深究)
    char release_agent_path[PATH_MAX];  // 清理脚本的路径,对应应用层的根cgroup目录下的release_agent文件
    char name[MAX_CGROUP_ROOT_NAMELEN];     //层级名称
};

接下去创制一流块,在vfs中国足球组织一流联赛级块用来代表四个已安装文件系统的连带信息.跟进到cgroup_root_from_opts()函数:

struct super_block *sget(struct file_system_type *type, int (*test)(struct super_block *,void *), int (*set)(struct super_block *,void *), int flags, void *data)
{
    struct super_block *s = NULL;
    struct super_block *old;
    int err;

retry:
    spin_lock(&sb_lock);
    if (test) {             // 尝试找到一个已存在的sb
        hlist_for_each_entry(old, &type->fs_supers, s_instances) {
            if (!test(old, data))
                continue;
            if (!grab_super(old))
                goto retry;
            if (s) {
                up_write(&s->s_umount);
                destroy_super(s);
                s = NULL;
            }
            return old;
        }
    }
    if (!s) {
        spin_unlock(&sb_lock);
        s = alloc_super(type, flags);  //分配一个新的sb
        if (!s)
            return ERR_PTR(-ENOMEM);
        goto retry;
    }

    err = set(s, data);     // 初始化sb属性
    if (err) {
        spin_unlock(&sb_lock);
        up_write(&s->s_umount);
        destroy_super(s);
        return ERR_PTR(err);
    }
    s->s_type = type;       //该sb所属文件系统类型为cgroup_fs_type
    strlcpy(s->s_id, type->name, sizeof(s->s_id));  // s->s_id = "cgroup"
    list_add_tail(&s->s_list, &super_blocks);    // 加进super_block全局链表
    hlist_add_head(&s->s_instances, &type->fs_supers);  //同一文件系统可挂载多个实例,全部挂到cgroup_fs_type->fs_supers指向的链表中
    spin_unlock(&sb_lock);
    get_filesystem(type);
    register_shrinker(&s->s_shrink);
    return s;
}

一级块结构体类型(属性太多,只列cgroup差别化的,越来越多内容请参见vfs相关资料):

struct super_block {
    struct list_head    s_list;     // 全局sb链表 
    ...
    struct file_system_type *s_type;    // 所属文件系统类型
    const struct super_operations   *s_op;      // 超级块相关操作
    struct hlist_node   s_instances;        // 同一文件系统的sb链表
    char s_id[32];              //  文本格式的name
    void  *s_fs_info;       //文件系统私有数据,cgroup用其指向层级
};

sget函数里先在已存的链表里搜寻是不是有适度的,未有的话再分配新的sb.err = set(s, data) set是个函数指针,根据地方的代码能够精晓最终调用的是cgroup_set_super函数,首要是给新分配的sb赋值.这段代码极其首要,张开看下:

static int cgroup_set_super(struct super_block *sb, void *data)
{
    int ret;
    struct cgroup_sb_opts *opts = data;

    /* If we don't have a new root, we can't set up a new sb */
    if (!opts->new_root)
        return -EINVAL;

    BUG_ON(!opts->subsys_mask && !opts->none);

    ret = set_anon_super(sb, NULL);
    if (ret)
        return ret;

    sb->s_fs_info = opts->new_root;     // super_block的s_fs_info字段指向对应的cgroupfs_root
    opts->new_root->sb = sb;            //cgroupfs_root的sb字段指向super_block

    sb->s_blocksize = PAGE_CACHE_SIZE;
    sb->s_blocksize_bits = PAGE_CACHE_SHIFT;
    sb->s_magic = CGROUP_SUPER_MAGIC;
    sb->s_op = &cgroup_ops;             //super_block的s_op字段指向cgroup_ops,这句比较关键.

    return 0;
}

这么超级块(super_block)和层级(cgroupfs_root)那五个概念就相继对应起来了,并且能够互相索引到.super_block.s_op指向风度翩翩组函数,那组函数正是该文件系统向上层提供的有着操作.看下cgroup_ops:

static const struct super_operations cgroup_ops = {
    .statfs = simple_statfs,
    .drop_inode = generic_delete_inode,
    .show_options = cgroup_show_options,
    .remount_fs = cgroup_remount,
};

竟然只提供3个操作....多如牛毛的文件系统(ext2)都会提供诸如alloc_inode  read_inode等函数供上层操作文件.然则cgroup文件系统不必要这几个操作,
很好精通,cgroup是凭借memory的文件系统.用不到那八个操作.
到此地许多struct已经复出水面,目眩神摇.画个图理理.

图1
图片 1

继续.创设完顶尖块后ret = rebind_subsystems(root, root->subsys_mask);依据上层的参数给该层级绑定subsys统(subsys和根cgroup联系起来),看下cgroup_subsys_state,cgroup和cgroup_subsys(子系统)的结构.

struct cgroup_subsys_state {
    struct cgroup *cgroup;  
    atomic_t refcnt;
    unsigned long flags;
    struct css_id __rcu *id;
    struct work_struct dput_work;
};

先看下cgroup_subsys_state.能够感到cgroup_subsys_state是subsys结构体的多少个最小化的肤浅
依次子系统各有谈得来的连锁协会,cgroup_subsys_state保存各种subsys之间联合的音讯,种种subsys的struct内嵌cgroup_subsys_state为第多个要素,通过container_of机制使得cgroup各种具体(cpu mem net io)subsys新闻连接起来.

(举例进度调解种类的task_group)见图2

struct cgroup {

    unsigned long flags;        
    struct list_head sibling;   // 兄弟链表
    struct list_head children;  // 孩子链表
    struct list_head files;     // 该cgroup下的文件链表(tasks cpu.shares ....)
    struct cgroup *parent;      // 父cgroup
    struct dentry *dentry;
    struct cgroup_name __rcu *name;
    struct cgroup_subsys_state *subsys[CGROUP_SUBSYS_COUNT]; //指针数组,每个非空元素指向挂载的subsys
    struct cgroupfs_root *root; //根cgroup
    struct list_head css_sets;
    struct list_head pidlists;  // 加到该cgroup下的taskid链表
};

subsys是一个cgroup_subsys_state* 类型的数组,每一种成分指向二个绘身绘色subsys的cgroup_subsys_state,通过container_of(cgroup_subsys_state)就得到了现实subsys的主宰音信.

struct cgroup_subsys { // 删减版
    struct cgroup_subsys_state *(*css_alloc)(struct cgroup *cgrp);
    int (*css_online)(struct cgroup *cgrp);         // 一堆函数指针,由各个subsys实现.函数名意思比较鲜明
    void (*css_offline)(struct cgroup *cgrp);
    void (*css_free)(struct cgroup *cgrp);
    int (*can_attach)(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_taskset *tset);
    void (*cancel_attach)(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_taskset *tset);
    void (*attach)(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_taskset *tset);
    void (*fork)(struct task_struct *task);
    void (*exit)(struct cgroup *cgrp, struct cgroup *old_cgrp,
             struct task_struct *task);
    void (*bind)(struct cgroup *root);
    int subsys_id;      // subsys id
    int disabled;
    ...
    struct list_head cftsets;       // cftype结构体(参数文件管理结构)链表
    struct cftype *base_cftypes;    // 指向一个cftype数组
    struct cftype_set base_cftset;  //
    struct module *module;
};

cgroup_subsys也是各种subsys的三个硕大而无当,真正的得以达成由逐生龙活虎subsys达成.能够和cgroup_subsys_state对比下,cgroup_subsys更趋向与汇报种种subsys的操作钩子,cgroup_subsys_state则与各种子系统的职务结构关联.
cgroup_subsys是与层级关系的,cgroup_subsys_state是与cgroup关联的。

struct cftype { // 删减版
    char name[MAX_CFTYPE_NAME];
    int private;
    umode_t mode;
    size_t max_write_len;
    unsigned int flags;
    s64 (*read_s64)(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft);
    int (*write_s64)(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft, s64 val);
    ...  
};

cftsets base_cftypes base_cftset那个多少个脾气保存的是均等份该subsys下对应调整文件的操作方法.只是访谈形式不一致.
以cpu subsys为例,该subsys下有cpu.shares cpu.cfs_quota_us cpu.cpu_cfs_period_read_u64那些决定文件,每一种访谈格局都不一样.
之所以种种文件对应二个struct cftype结构,保存其对应文件名和读写函数.

图2

图片 2
比方说顾客曾施行echo 1024 >> cpu.shares 最后经过inode.file_operations.cgroup_file_read->cftype.write_s64.
同理,成立子group除了健康的mkdir操作之外,inode.inode_operations.cgroup_mkdir函数内部额向外调拨运输用上边已经早先化好的钩子,创造新的cgroup.

终极一步,cgroup_populate_dir(root_cgrp, true, root->subsys_mask);就是依附下面已经实例化好的cftype,成立cgroup下每种subsys的具备调控文件

static int cgroup_populate_dir(struct cgroup *cgrp, bool base_files, unsigned long subsys_mask)
{
    int err;
    struct cgroup_subsys *ss;

    if (base_files) {           //基本控制文件
        err = cgroup_addrm_files(cgrp, NULL, files, true);
        if (err < 0)
            return err;
    }

    /* process cftsets of each subsystem */
    for_each_subsys(cgrp->root, ss) {       //每个subsys
        struct cftype_set *set;
        if (!test_bit(ss->subsys_id, &subsys_mask))
            continue;

        list_for_each_entry(set, &ss->cftsets, node)  //每个subsys的每个控制文件
            cgroup_addrm_files(cgrp, ss, set->cfts, true);
    }
    ...
    return 0;
}

大千世界,先开端化了骨干的公文,进而开首化每一种subsys的各类调整文件.什么是基本文件?

static struct cftype files[] = {
    {
        .name = "tasks",
        .open = cgroup_tasks_open,
        .write_u64 = cgroup_tasks_write,
        .release = cgroup_pidlist_release,
        .mode = S_IRUGO | S_IWUSR,
    },
    {
        .name = CGROUP_FILE_GENERIC_PREFIX "procs",
        .open = cgroup_procs_open,
        .write_u64 = cgroup_procs_write,
        .release = cgroup_pidlist_release,
        .mode = S_IRUGO | S_IWUSR,
    },
    {
        .name = "notify_on_release",
        .read_u64 = cgroup_read_notify_on_release,
        .write_u64 = cgroup_write_notify_on_release,
    },
    {
        .name = CGROUP_FILE_GENERIC_PREFIX "event_control",
        .write_string = cgroup_write_event_control,
        .mode = S_IWUGO,
    },
    {
        .name = "cgroup.clone_children",
        .flags = CFTYPE_INSANE,
        .read_u64 = cgroup_clone_children_read,
        .write_u64 = cgroup_clone_children_write,
    },
    {
        .name = "cgroup.sane_behavior",
        .flags = CFTYPE_ONLY_ON_ROOT,
        .read_seq_string = cgroup_sane_behavior_show,
    },
    {
        .name = "release_agent",
        .flags = CFTYPE_ONLY_ON_ROOT,
        .read_seq_string = cgroup_release_agent_show,
        .write_string = cgroup_release_agent_write,
        .max_write_len = PATH_MAX,
    },
    { } /* terminate */
};

那一个文件在客商层应该见过.进到cgroup_create_file()函数看下:

static int cgroup_create_file(struct dentry *dentry, umode_t mode, struct super_block *sb)
{
    struct inode *inode;

    if (!dentry)
        return -ENOENT;
    if (dentry->d_inode)
        return -EEXIST;

    inode = cgroup_new_inode(mode, sb);     // 申请inode
    if (!inode)
        return -ENOMEM;

    if (S_ISDIR(mode)) {        //目录
        inode->i_op = &cgroup_dir_inode_operations; 
        inode->i_fop = &simple_dir_operations;
        ...
    } else if (S_ISREG(mode)) { //文件
        inode->i_size = 0;
        inode->i_fop = &cgroup_file_operations;
        inode->i_op = &cgroup_file_inode_operations;
    }
    d_instantiate(dentry, inode);
    dget(dentry);   /* Extra count - pin the dentry in core */
    return 0;
}

const struct file_operations simple_dir_operations = {
    .open       = dcache_dir_open,
    .release    = dcache_dir_close,
    .llseek     = dcache_dir_lseek,
    .read       = generic_read_dir,
    .readdir    = dcache_readdir,
    .fsync      = noop_fsync,
};

static const struct inode_operations cgroup_dir_inode_operations = {
    .lookup = cgroup_lookup,
    .mkdir = cgroup_mkdir,
    .rmdir = cgroup_rmdir,
    .rename = cgroup_rename,
    .setxattr = cgroup_setxattr,
    .getxattr = cgroup_getxattr,
    .listxattr = cgroup_listxattr,
    .removexattr = cgroup_removexattr,
};

static const struct file_operations cgroup_file_operations = {
    .read = cgroup_file_read,
    .write = cgroup_file_write,
    .llseek = generic_file_llseek,
    .open = cgroup_file_open,
    .release = cgroup_file_release,
};

static const struct inode_operations cgroup_file_inode_operations = {
    .setxattr = cgroup_setxattr,
    .getxattr = cgroup_getxattr,
    .listxattr = cgroup_listxattr,
    .removexattr = cgroup_removexattr,
};

那些回调函数,下边以file_operations.cgroup_file_read  cgroup_dir_inode_operations.cgroup_mkdir举个例子已经表明.
除此而外平时vfs的操作,还要进行cgroup机制相关操作.

有一些懵,幸亏说的大都了.前边会轻易点,可能结合前边看日前,也会轻易些.

2.mkdir cpu_c1
其一大约来讲便是分成八个部分,寻常vfs创设目录的逻辑,在该目录下开立异的cgroup,集成父cgroup的subsys.
一声令下贴全[root@VM_109_95_centos /cgroup]#cd cpu/  &&  mkdir cpu_c1
大家是在/cgroup/目录下挂载的新文件系统,对于该cgroup文件系统,/cgroup/正是其根目录(用croot取代吧).
那么在croot目录下mkdir cpu_c1.对此vfs来讲,当然是调用croot目录对应inode.i_op.mkdir.

static int cgroup_get_rootdir(struct super_block *sb)
{
    struct inode *inode =
        cgroup_new_inode(S_IFDIR | S_IRUGO | S_IXUGO | S_IWUSR, sb);
    inode->i_fop = &simple_dir_operations;
    inode->i_op = &cgroup_dir_inode_operations;
    return 0;
}

可以观察croot目录项的inode.i_op也被安装为&cgroup_dir_inode_operations,那么mkdir就能调用cgroup_mkdir函数
cgroup_mkdir只是轻松的卷入,实际职业的函数是cgroup_create()函数.
看下cgroup_create函数(删减版)

static long cgroup_create(struct cgroup *parent, struct dentry *dentry,umode_t mode)
{
    struct cgroup *cgrp;
    struct cgroup_name *name;
    struct cgroupfs_root *root = parent->root;
    int err = 0;
    struct cgroup_subsys *ss;
    struct super_block *sb = root->sb;

    cgrp = kzalloc(sizeof(*cgrp), GFP_KERNEL);  //分配cgroup

    name = cgroup_alloc_name(dentry);
    rcu_assign_pointer(cgrp->name, name);   // 设置名称

    init_cgroup_housekeeping(cgrp);     //cgroup一些成员的初始化

    dentry->d_fsdata = cgrp;        //目录项(dentry)与cgroup关联起来
    cgrp->dentry = dentry;
    cgrp->parent = parent;      // 设置cgroup层级关系
    cgrp->root = parent->root;

    if (notify_on_release(parent))  // 继承父cgroup的CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE属性
        set_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags);

    if (test_bit(CGRP_CPUSET_CLONE_CHILDREN, &parent->flags))  // 继承父cgroup的CGRP_CPUSET_CLONE_CHILDREN属性
        set_bit(CGRP_CPUSET_CLONE_CHILDREN, &cgrp->flags);

    for_each_subsys(root, ss) {
        struct cgroup_subsys_state *css;

        css = ss->css_alloc(cgrp);  // mount时各个subsys的钩子函数已经注册,这里直接使用来创建各个subsys的结构(task_group)

        init_cgroup_css(css, ss, cgrp); //初始化cgroup_subsys_state类型的值
        if (ss->use_id) {
            err = alloc_css_id(ss, parent, cgrp);
        }
    }

    err = cgroup_create_file(dentry, S_IFDIR | mode, sb);   //创建该目录项对应的inode,并初始化后与dentry关联上.

    list_add_tail(&cgrp->allcg_node, &root->allcg_list);    // 该cgroup挂到层级的cgroup链表上
    list_add_tail_rcu(&cgrp->sibling, &cgrp->parent->children); // 该cgroup挂到福cgroup的子cgroup链表上.
    ....
    for_each_subsys(root, ss) {         // 将各个subsys的控制结构(task_group)建立父子关系.
        err = online_css(ss, cgrp);
    }

    err = cgroup_populate_dir(cgrp, true, root->subsys_mask);   // 生成该cgroup目录下相关子系统的控制文件
    ...
}

cgroup_create里面做的事务,上边差不离都看过了.不再解释.
css = ss->css_alloc(cgrp);
err = online_css(ss, cgrp);
这两行轻巧表明下:大家用cgroup来界定机器的cpu mem IO net,可是cgroup自身是从未有过节制作用的.cgroup更疑似内核几大亚湾原子核能发电站心子系统为上层提供的入口..
以这一个例子来讲,我们创设了一个绑定了cpu subsys的cgroup.当大家把某部进度id加到该cgroup的tasks文件中时,
事实上是改造了该进程在进程调治系统中的相关参数,进而影响完全公平级调动度算法和实时调节算法到达限定的目标.
就此在此个例子中,ss->css_alloc即便回到的是cgroup_subsys_state指针,但实则它创立了task_group.
该协会第贰个变量为cgroup_subsys_state.

struct task_group {  //删减版
    struct cgroup_subsys_state css;
    struct sched_entity **se;
    struct cfs_rq **cfs_rq;
    unsigned long shares;
    atomic_t load_weight;
    atomic64_t load_avg;
    atomic_t runnable_avg;
    struct rcu_head rcu;
    struct list_head list;
    struct task_group *parent;
    struct list_head siblings;
    struct list_head children;
};

struct sched_entity {
    struct load_weight  load;       /* for load-balancing */
    struct rb_node      run_node;
    struct list_head    group_node;
    unsigned int        on_rq;
    u64         exec_start;
    u64         sum_exec_runtime;
    u64         vruntime;
    u64         prev_sum_exec_runtime;
    u64         nr_migrations;
};

cpu子系统是透过安装task_group来界定进度的,相应的mem IO子系统也某些的结构.
而是它们的共性正是率先个变量是cgroup_subsys_state,那样cgroup和子系统调整结构就因此cgroup_subsys_state连接起来.

mount时根cgroup也是要开创这个子系统调节结构的,被本人略掉了.

3.echo 2048 >> cpu.shares
地点已经见到了cpu.shares这一个文件的inode_i_fop = &cgroup_file_operations,写文件调用cgroup_file_read:

static ssize_t cgroup_file_read(struct file *file, char __user *buf, size_t nbytes, loff_t *ppos)
{
    struct cftype *cft = __d_cft(file->f_dentry);
    struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent);

    if (cft->read)
        return cft->read(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);
    if (cft->read_u64)
        return cgroup_read_u64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);
    if (cft->read_s64)
        return cgroup_read_s64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos);
    return -EINVAL;
}

mount时曾经清楚种种subsys的各样调节文件的操作函数都以不平等的(通过cftype完毕的).大家一向看下cpu.shares文件的操作函数.

static struct cftype cpu_files[] = {
    {
        .name = "shares",
        .read_u64 = cpu_shares_read_u64,
        .write_u64 = cpu_shares_write_u64,
    },
    ...
}

写cpu.shares最后调用cpu_shares_write_u64, 中间几层细节略过.最终实行update_load_set:

static inline void update_load_set(struct load_weight *lw, unsigned long w)
{
    lw->weight = w;
    lw->inv_weight = 0;
}

其中load_weight=task_group.se.load,改变了load_weight.weight,起到了限定该task_group对cpu的使用.

4.echo 7860 >> tasks
进度是周围的,不过tasks文件最终调用的是cgroup_tasks_write那么些函数.

static struct cftype files[] = {
    {
        .name = "tasks",
        .open = cgroup_tasks_open,
        .write_u64 = cgroup_tasks_write,
        .release = cgroup_pidlist_release,
        .mode = S_IRUGO | S_IWUSR,
    },
}

cgroup_tasks_write最后调用attach_task_by_pid

static int attach_task_by_pid(struct cgroup *cgrp, u64 pid, bool threadgroup)
{
    struct task_struct *tsk;
    const struct cred *cred = current_cred(), *tcred;
    int ret;
    if (pid) {              //根据pid找到该进程的task_struct
        tsk = find_task_by_vpid(pid);
        if (!tsk) {
            rcu_read_unlock();
            ret= -ESRCH;
            goto out_unlock_cgroup;
        }
    }
    .....
    .....
    ret = cgroup_attach_task(cgrp, tsk, threadgroup);    //将进程关联到cgroup
    return ret;
}

末尾通过cgroup_attach_task函数,将经过挂载到响应cgroup.先看多少个新的结构体.

struct css_set {
    atomic_t refcount;         //引用计数
    struct hlist_node hlist;   //css_set链表,将系统中所有css_set连接起来.
    struct list_head tasks;    //task链表,链接所有属于这个set的进程
    struct list_head cg_links; // 指向一个cg_cgroup_link链表
    struct cgroup_subsys_state *subsys[CGROUP_SUBSYS_COUNT];  // 关联到subsys
    struct rcu_head rcu_head;
};

struct cg_cgroup_link {
    struct list_head cgrp_link_list;   //内嵌到cgroup->css_set链表
    struct cgroup *cgrp;   // 指向对应的cgroup
    struct list_head cg_link_list;     //内嵌到css_set->cg_links链表
    struct css_set *cg;    // 指向对应的css_set
};

struct task_struct {
    struct css_set __rcu *cgroups;  // 指向所属的css_set
    struct list_head cg_list;       // 将同属于一个css_set的task_struct连接起来.
}

css_set认为疑似过程和cgroup机制间的二个桥梁.cg_cgroup_link又将css_set和cgroup多对多的投射起来.
task_struct中并未一贯与cgroup关联,struct css_set __rcu *cgroups指向和煦所属的css_set.
如此task和cgroup subsys cgroup都足以相互索引到了.

图3

图片 3

 

进到cgroup_attach_task看看:

struct task_and_cgroup {
    struct task_struct  *task;
    struct cgroup       *cgrp;
    struct css_set      *cg;
};

struct cgroup_taskset {
    struct task_and_cgroup  single;
    struct flex_array   *tc_array;
    int         tc_array_len;
    int         idx;
    struct cgroup       *cur_cgrp;
};

static int cgroup_attach_task(struct cgroup *cgrp, struct task_struct *tsk,
                  bool threadgroup)
{
    int retval, i, group_size;
    struct cgroup_subsys *ss, *failed_ss = NULL;
    struct cgroupfs_root *root = cgrp->root;
    /* threadgroup list cursor and array */
    struct task_struct *leader = tsk;
    struct task_and_cgroup *tc;
    struct flex_array *group;
    struct cgroup_taskset tset = { };

    group = flex_array_alloc(sizeof(*tc), group_size, GFP_KERNEL);
    retval = flex_array_prealloc(group, 0, group_size, GFP_KERNEL);     //预分配内存,考虑到了多线程的进程

    i = 0;
    rcu_read_lock();
    do {                // 兼顾多线程进程,将所有线程的相关信息放在tset里
        struct task_and_cgroup ent;
        ent.task = tsk;
        ent.cgrp = task_cgroup_from_root(tsk, root);
        retval = flex_array_put(group, i, &ent, GFP_ATOMIC);
        BUG_ON(retval != 0);
        i  ;
    next:
        if (!threadgroup)
            break;
    } while_each_thread(leader, tsk);
    rcu_read_unlock();
    group_size = i;
    tset.tc_array = group;
    tset.tc_array_len = group_size;

    for_each_subsys(root, ss) {         //调用每个subsys的方法,判断是否可绑定.
        if (ss->can_attach) {
            retval = ss->can_attach(cgrp, &tset);
            if (retval) {
                failed_ss = ss;
                goto out_cancel_attach;
            }
        }
    }

    for (i = 0; i < group_size; i  ) {      // 为每个task准备(已有或分配)css_set,css_set是多个进程共享.
        tc = flex_array_get(group, i);
        tc->cg = find_css_set(tc->task->cgroups, cgrp);
        if (!tc->cg) {
            retval = -ENOMEM;
            goto out_put_css_set_refs;
        }
    }

    for (i = 0; i < group_size; i  ) {      // 将所有task从old css_set迁移到new css_set.
        tc = flex_array_get(group, i);
        cgroup_task_migrate(tc->cgrp, tc->task, tc->cg);
    }

    for_each_subsys(root, ss) {         // 调用subsys的attach方法,执行绑定.
        if (ss->attach)
            ss->attach(cgrp, &tset);
    }
    retval = 0
    return retval;
}

这里的can_attach和attach由每一种subsys达成,这里先不说了.
因为成立层级时会把系统上具备的进度加到根cgroup的tasks中,所以客户层将task加进有些cgroup等同于将task从一个cgroup移到另叁个cgriup.
cgroup_task_migrate就是将task与新的cgroup对应的css_set重新照射起来.

如果不对请提议。

参谋资料:

  linux-3.10源码

  <linux cgroup详解><zhefwang@gmail.com>连接找不到了

本文由pc28.am发布于pc28.am神测网,转载请注明出处:cgroup原理简析

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