← Kernel Series DUJINLABS.COM

Scheduler · Linux 6.18.37 LTS · source + diagram note

RT scheduler

최신 LTS 기준: kernel.org longterm 6.18.37 기준으로 파일 좌표와 링크를 맞춘 문C식 독해 노트입니다. rt_rq, priority, push/pull balancing. 박사 과정/커널 연구자 기준으로, API 설명보다 invariant, 동시성, lifetime, 성능 모델을 중심에 둔다.

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.

먼저 볼 것

함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.

다음에 볼 것

정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.

그림 1. RT scheduler 이 kernel 안에서 놓이는 위치
task_structstate, policy, cpus_allowed, se
sched_entityvruntime, load_avg, cgroup entity
rq / cfs_rqper-CPU runnable set and clock
context switchpick_next_task, switch_to, accounting

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

원본 코드:
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/rt.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/core.c
Linux 6.18.37 LTS: kernel/sched/sched.h

설명: 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

enqueue_task_rt

원본 코드: kernel/sched/rt.c, around line 1530

/*
 * Adding/removing a task to/from a priority array:
 */
static void
enqueue_task_rt(struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags)
{
	struct sched_rt_entity *rt_se = &p->rt;

	if (flags & ENQUEUE_WAKEUP)
		rt_se->timeout = 0;

	check_schedstat_required();
	update_stats_wait_start_rt(rt_rq_of_se(rt_se), rt_se);

	enqueue_rt_entity(rt_se, flags);

	if (!task_current(rq, p) && p->nr_cpus_allowed > 1)
		enqueue_pushable_task(rq, p);
}

static void dequeue_task_rt(struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags)
{
	struct sched_rt_entity *rt_se = &p->rt;

	update_curr_rt(rq);
	dequeue_rt_entity(rt_se, flags);

	dequeue_pushable_task(rq, p);
}

/*
 * Put task to the head or the end of the run list without the overhead of
 * dequeue followed by enqueue.
 */
static void
requeue_rt_entity(struct rt_rq *rt_rq, struct sched_rt_entity *rt_se, int head)
{
	if (on_rt_rq(rt_se)) {
		struct rt_prio_array *array = &rt_rq->active;

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_task_rt

원본 코드: kernel/sched/rt.c, around line 1782
	next = list_entry(queue->next, struct sched_rt_entity, run_list);

	return next;
}

static struct task_struct *_pick_next_task_rt(struct rq *rq)
{
	struct sched_rt_entity *rt_se;
	struct rt_rq *rt_rq  = &rq->rt;

	do {
		rt_se = pick_next_rt_entity(rt_rq);
		if (unlikely(!rt_se))
			return NULL;
		rt_rq = group_rt_rq(rt_se);
	} while (rt_rq);

	return rt_task_of(rt_se);
}

static struct task_struct *pick_task_rt(struct rq *rq)
{
	struct task_struct *p;

	if (!sched_rt_runnable(rq))
		return NULL;

	p = _pick_next_task_rt(rq);

	return p;
}

static struct task_struct *pick_next_task_rt(struct rq *rq)
{
	struct task_struct *p = pick_task_rt(rq);

	if (p)
		set_next_task_rt(rq, p, true);

	return p;

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

fixed priority runnable task를 push/pull balancing과 runtime throttling으로 CPU에 배치하는 scheduling class다.

이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.

그림 2. RT scheduler 함수 체인과 관찰 지점
entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정
enqueue_task_rtpriority queue 삽입
pick_next_task_rt가장 높은 priority 선택
observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.

1. enqueue_task_rt

enqueue_task_rt 주변에서는 rt_rq를 중심으로 본다. 이 필드는 priority bitmap과 queue 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 enqueue_rt 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 priority queue 삽입을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: RT priority가 CPU affinity/cpuset보다 항상 우선한다고 착각함

2. pick_next_task_rt

pick_next_task_rt 주변에서는 rt_prio_array를 중심으로 본다. 이 필드는 우선순위별 task list 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 pick_rt 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 가장 높은 priority 선택을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: throttling을 starvation bug로 오해함

함수입력상태 변경검증 질문
enqueue_task_rtrt_rq, caller context, subsystem 전제 조건enqueue_rt: priority queue 삽입RT priority가 CPU affinity/cpuset보다 항상 우선한다고 착각함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
pick_next_task_rtrt_prio_array, caller context, subsystem 전제 조건pick_rt: 가장 높은 priority 선택throttling을 starvation bug로 오해함 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.

그림 3. RT scheduler 핵심 필드 연결
rt_rqpriority bitmap과 queue
rt_prio_array우선순위별 task list
rt_bandwidthruntime throttling budget
pushable_tasksmigration 후보

필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.

필드읽는 법확인
rt_rqpriority bitmap과 queue누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
rt_prio_array우선순위별 task list누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
rt_bandwidthruntime throttling budget누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
pushable_tasksmigration 후보누가 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.

그림 4. RT scheduler 상태 전이
enqueue_rtpriority queue 삽입
pick_rt가장 높은 priority 선택
push/pullCPU 간 RT task 이동
throttleruntime budget 초과 시 제한

상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.

상태의미진입 조건깨지는 지점
enqueue_rtpriority queue 삽입앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
pick_rt가장 높은 priority 선택앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
push/pullCPU 간 RT task 이동앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
throttleruntime budget 초과 시 제한앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
RT scheduler review rule = state transition + owner transition + visibility transition

불변조건 / 실패 케이스

lifetime

RT scheduler 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.

ordering

상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.

error unwind

중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.

bring-up symptom

embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.

주의

RT priority가 CPU affinity/cpuset보다 항상 우선한다고 착각함

주의

throttling을 starvation bug로 오해함

주의

PI/rtmutex와 scheduler class 관계를 분리하지 못함

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.

도구보는 것해석
sched_switchRT scheduler 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
sched_pi_setprioRT scheduler 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
cyclictestRT scheduler 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
/proc/sys/kernel/sched_rt_runtime_usRT scheduler 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
기본 추적 골격:
# 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_pipe

연구 질문

  • RT scheduler 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
  • RT scheduler 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
  • 실험으로 확인한다면 'RT priority가 CPU affinity/cpuset보다 항상 우선한다고 착각함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
  • 실험으로 확인한다면 'throttling을 starvation bug로 오해함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?