읽는 지도
scheduler는 runnable entity를 시간, priority, capacity, energy, isolation constraint에 매핑하는 정책 기계다. 한 함수가 맞는지만 보면 안 되고, enqueue/dequeue/update/pick/migrate 사이의 conservation law를 봐야 한다.
함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.
정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.
왼쪽은 입력 또는 상위 계층이고, 오른쪽으로 갈수록 실제 상태 변경이 커진다. 문C식으로 읽을 때는 이 그림을 먼저 머리에 놓고 코드 조각을 끼워 넣는다.
원본 코드 좌표
Linux 6.18.37 LTS에서 열 파일
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/fair.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/sched.h
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/sched.h설명: 첫 파일은 보통 진입 함수가 있는 곳이고, 나머지는 구조체 정의, architecture glue, callback 구현을 확인할 때 같이 연다. 파일을 여러 개 놓고 봐야 이 토픽의 boundary가 보인다.
대표 코드
static void update_curr
#endif /* CONFIG_SMP */
/*
* Update the current task's runtime statistics.
*/
static void update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq)
{
struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr;
u64 now = rq_clock_task(rq_of(cfs_rq));
u64 delta_exec;
if (unlikely(!curr))
return;
delta_exec = now - curr->exec_start;
if (unlikely((s64)delta_exec <= 0))
return;
curr->exec_start = now;
if (schedstat_enabled()) {
struct sched_statistics *stats;
stats = __schedstats_from_se(curr);
__schedstat_set(stats->exec_max,
max(delta_exec, stats->exec_max));
}
curr->sum_exec_runtime += delta_exec;
schedstat_add(cfs_rq->exec_clock, delta_exec);
curr->vruntime += calc_delta_fair(delta_exec, curr);
update_deadline(cfs_rq, curr);
update_min_vruntime(cfs_rq);
if (entity_is_task(curr)) {
struct task_struct *curtask = task_of(curr);
trace_sched_stat_runtime(curtask, delta_exec, curr->vruntime);
cgroup_account_cputime(curtask, delta_exec);읽는 법: 이 절편에서 먼저 볼 것은 return 값이 아니라 상태 변경이다. 어떤 lock을 잡은 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패하면 어느 label로 빠지는지, 그리고 바뀐 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 소비하는지 표시한다.
pick_next_entity
* 2) pick the "next" process, since someone really wants that to run
* 3) pick the "last" process, for cache locality
* 4) do not run the "skip" process, if something else is available
*/
static struct sched_entity *
pick_next_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr)
{
/*
* Enabling NEXT_BUDDY will affect latency but not fairness.
*/
if (sched_feat(NEXT_BUDDY) &&
cfs_rq->next && entity_eligible(cfs_rq, cfs_rq->next))
return cfs_rq->next;
return pick_eevdf(cfs_rq);
}
static bool check_cfs_rq_runtime(struct cfs_rq *cfs_rq);
static void put_prev_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *prev)
{
/*
* If still on the runqueue then deactivate_task()
* was not called and update_curr() has to be done:
*/
if (prev->on_rq)
update_curr(cfs_rq);
/* throttle cfs_rqs exceeding runtime */
check_cfs_rq_runtime(cfs_rq);
if (prev->on_rq) {
update_stats_wait_start_fair(cfs_rq, prev);
/* Put 'current' back into the tree. */
__enqueue_entity(cfs_rq, prev);
/* in !on_rq case, update occurred at dequeue */
update_load_avg(cfs_rq, prev, 0);
}
cfs_rq->curr = NULL;
}읽는 법: 이 절편에서 먼저 볼 것은 return 값이 아니라 상태 변경이다. 어떤 lock을 잡은 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패하면 어느 label로 빠지는지, 그리고 바뀐 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 소비하는지 표시한다.
함수별 독해
weighted fairness를 vruntime 좌표계와 rb-tree/EEVDF 선택으로 구현하는 일반 task scheduler다.
이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.
각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.
1. static void update_curr
static void update_curr 주변에서는 se.vruntime를 중심으로 본다. 이 필드는 normalized service 위치 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 update_curr 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.
원본 코드에서 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 실행 시간이 vruntime으로 변환됨을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: vruntime을 실제 시간으로 읽음
2. pick_next_entity
pick_next_entity 주변에서는 tasks_timeline를 중심으로 본다. 이 필드는 eligible entity tree 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 pick 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.
원본 코드에서 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 eligible entity 선택을 전제로 삼을 수 있다.
자주 틀리는 해석: wakeup placement가 fairness를 깨지 않는 이유를 생략함
| 함수 | 입력 | 상태 변경 | 검증 질문 |
|---|---|---|---|
| static void update_curr | se.vruntime, caller context, subsystem 전제 조건 | update_curr: 실행 시간이 vruntime으로 변환됨 | vruntime을 실제 시간으로 읽음 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
| pick_next_entity | tasks_timeline, caller context, subsystem 전제 조건 | pick: eligible entity 선택 | wakeup placement가 fairness를 깨지 않는 이유를 생략함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가 |
구조체 / 필드 해설
여기서는 “어떤 구조체가 있다”가 아니라 그 필드가 어느 단계에서 쓰기 가능하고 어느 단계부터 관찰 가능한지를 본다. 박사급 리뷰에서는 필드의 뜻보다 보호 규칙이 먼저다.
필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.
| 필드 | 읽는 법 | 확인 |
|---|---|---|
| se.vruntime | normalized service 위치 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| cfs_rq.min_vruntime | queue 기준점 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| tasks_timeline | eligible entity tree | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
| load_avg/util_avg | PELT 추정치 | 누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인 |
상태 전이 그림
상태 전이를 따로 그리는 이유는 정상 path와 실패 path를 같은 표에서 보기 위해서다. 커널 regression은 흔히 마지막 상태가 아니라 중간 상태를 외부에 publish한 뒤 rollback하지 못해서 생긴다.
상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.
| 상태 | 의미 | 진입 조건 | 깨지는 지점 |
|---|---|---|---|
| enqueue | entity가 runnable set에 들어감 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| update_curr | 실행 시간이 vruntime으로 변환됨 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| pick | eligible entity 선택 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
| dequeue/migrate | accounting을 보존하며 queue에서 빠짐 | 앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤 | 다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때 |
불변조건 / 실패 케이스
CFS 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.
상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.
중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.
embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.
vruntime을 실제 시간으로 읽음
wakeup placement가 fairness를 깨지 않는 이유를 생략함
PELT migration propagation을 단일 CPU 값으로만 봄
계측 / 검증
계측은 printk 위치 경쟁이 아니라 가설 검증이다. 먼저 위 상태표에서 멈춘 state를 정하고, 그 state를 바꾸는 함수와 그 결과를 소비하는 함수를 동시에 본다.
| 도구 | 보는 것 | 해석 |
|---|---|---|
| sched_switch | CFS 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| sched_wakeup | CFS 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| /proc/sched_debug | CFS 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
| perf sched timehist | CFS 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인 | 로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인 |
# 예시: tracefs가 켜진 보드에서 토픽별 event를 좁혀 본다.
mount -t tracefs nodev /sys/kernel/tracing
echo function_graph > /sys/kernel/tracing/current_tracer
echo ':mod:*' > /sys/kernel/tracing/set_ftrace_filter
cat /sys/kernel/tracing/trace_pipe연구 질문
- CFS 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
- CFS 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
- 실험으로 확인한다면 'vruntime을 실제 시간으로 읽음' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
- 실험으로 확인한다면 'wakeup placement가 fairness를 깨지 않는 이유를 생략함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?