Если обнаруживается дисбаланс, то процессы из самой загруженной очереди выполнения выталкиваются в текущую очередь, В идеальном случае каждая очередь выполнения будет иметь одинаковое количество процессов. Такая ситуация, конечно, является высоким идеалом, к которому система балансировки может только приблизиться.
Система балансировки нагрузки реализована в файле kernel/sched.c в виде функции load_balance(). Эта функция вызывается в двух случаях. Она вызывается функцией schedule(), когда текущая очередь выполнения пуста. Она также вызывается по таймеру с периодом в 1 мс, когда система не загружена, и каждые 200 мс в другом случае. В однопроцессорной системе функция load_balance() не вызывается никогда, в действительности она даже не компилируется в исполняемый образ ядра, питому что в системе только одна очередь выполнения и никакой балансировки не нужно.
Функция балансировки нагрузки вызывается при заблокированной очереди выполнения текущего процессора, прерывания при этом также запрещены, чтобы защитить очередь выполнения от конкурирующего доступа. В том случае, когда функция load_balance() вызывается из функции schedule(), цель ее вызова вполне ясна, потому что текущая очередь выполнения пуста и нахождение процессов в других очередях с последующим их проталкиванием в текущую очередь позволяет получить преимущества. Когда система балансировки нагрузки активизируется посредством таймера, то ее задача может быть не так очевидна. В данном случае это необходимо для устранения любого дисбаланса между очередями выполнения, чтобы поддерживать их в почти одинаковом состоянии, как показано на рис. 4.4.
Рис. 4.4. Система балансировки нагрузки
Функция load_balance() и связанные с ней функции сравнительно большие и сложные, хотя шаги, которые они предпринимают, достаточно ясны.
• Функция load_balance() вызывает функцию find_busiest_queue() для определения наиболее загруженной очереди выполнения. Другими словами — очередь с наибольшим количеством процессов в ней. Если нет очереди выполнения, количество процессов в которой на 25% больше, чем в дайной очереди, то функция find_busiest_queue() возвращает значение NULL и происходит возврат из функции load_balance(). В другом случае возвращается указатель на самую загруженную очередь.
• Функция load_balance() принимает решение о том, из какого массива приоритетов самой загруженной очереди будут проталкиваться процессы. Истекший массив является более предпочтительным, так как содержащиеся в нем задачи не выполнялись достаточно долгое время и, скорее всего, не находятся в кэше процессора (т.е. не активны в кэше, not "cache hot"). Если истекший массив приоритетов пуст, то ничего не остается, как использовать активный массив.
• Функция load_balance() находит непустой список заданий, соответствующий самому высокому приоритету (с самым маленьким номером), так как важно более равномерно распределять задания с высоким приоритетом, чем с низким.
• Каждое задание с данным приоритетом анализируется для определения задания, которое не выполняется, не запрещено для миграции из-за процессорной привязки и не активно в кэше. Если найдена задача, которая удовлетворяет этому критерию, то вызывается функция pull_task() для проталкивания этой задачи из наиболее загруженной очереди в данную очередь.
• Пока очереди выполнения остаются разбалансированными, предыдущие два шага повторяются и необходимое количество заданий проталкивается из самой загруженной очереди выполнения в данную очередь выполнения. В конце концов, когда дисбаланс устранен, очередь выполнения разблокируется и происходит возврат из функции load_balance().
Далее показана функция load_balance(), немного упрощенная, но содержащая все важные детали.
static int load_balance(int this_cpu, runqueue_t *this_rq,
struct sched_domain *sd, enum idle_type idle) {
struct sched_group *group;
runqueue_t *busiest;
unsigned long imbalance;
int nr_moved;
spin_lock(&this_rq->lock);
group = find_busiest_group(sd, this_cpu, &imbalance, idle);
if (!group)
goto out_balanced;
busiest = find_busiest_queue(group);
if (!busiest)
goto out_balanced;
nr_moved = 0;
if (busiest->nr_running > 1) {
double_lock_balance(this_rq, busiest);
nr_moved = move_tasks(this_rq, this_cpu, busiest,
imbalance, sd, idle);
spin_unlock(&busiest->lock);
}
spin_unlock(&this_rq->lock);
if (!nr_moved) {
sd->nr_balance_failed++;
if (unlikely(sd->nr_balance_failed > sd->cache_nice_tries+2)) {
int wake = 0;
spin_lock(&busiest->lock);
if (!busiest->active_balance) {
busiest->active_balance = 1;
busiest->push_cpu = this_cpu;
wake = 1;
}
spin_unlock(&busiest->lock);
if (wake)
wake_up_process(busiest->migration_thread);
sd->nr_balance_failed = sd->cache_nice_tries;
}
} else
sd->nr_balance_failed = 0;
sd->balance_interval = sd->min_interval;
return nr_moved;
out_balanced:
spin_unlock(&this_rq->lock);
if (sd->balance_interval < sd->max_interval)
sd->balance_interval *= 2;
return 0;
}
Вытеснение и переключение контекста
Переключение контекста — это переключение от одной, готовой к выполнению задачи к другой. Это переключение производится с помощью функции context_switch(), определенной в файле kernel/sched.c. Данная функция вызывается функцией schedule(), когда новый процесс выбирается для выполнения. При этом выполняются следующие шаги.
• Вызывается функция switch_mm(), которая определена в файле include/asm/mmu_context.h и предназначена для переключения от виртуальной памяти старого процесса к виртуальной памяти нового процесса.
• Вызывается функция switch_to(), определенная в файле include/asm/system.h, для переключения от состояния процессора предыдущего процесса к состоянию процессора нового процесса. Эта процедура включает восстановление информации стека ядра и регистров процессора.