linux内核中如何切换到nohz与hres

本篇文章为大家展示了linux内核中如何切换到nohz与hres，内容简明扼要并且容易理解，绝对能使你眼前一亮，通过这篇文章的详细介绍希望你能有所收获。

设计linux内核的那帮家伙想的可真周到啊，前面说过，linux内核的性格就是激情，只要硬件设计的足够灵活，那么设计者就会尽可能的发挥，不放过任 何可自由发挥的点和死角，而且他们从来不管后果，有时还毅然抛弃硬件的建议，***内核设计linux内核的那帮家伙想的可真周到啊，前面说过，linux内核的性格就是激情，只要硬件设计的足够灵活，那么设计者就会尽可能的发挥，不放过任 何可自由发挥的点和死角，而且他们从来不管后果，有时还毅然抛弃硬件的建议，***内核的nohz可谓是一项创举。时钟中断是计算机系统必须的，就像人必须 有心跳一样，人的心跳是周期的，计算机系统的"心跳"也是周期的，因此，时钟中断每隔固定的时间就会发生。

真的是这样吗？linux内核的设计者认为如果cpu在空闲态，那么就没有必要心跳了，毕竟计算机不是一个自组织系统，能源全靠外界电源供给，而人是一个 自组织实体，因此人必须要有周期的心跳来自己产生能量，计算机的外界电源只要不断，加上时钟可编程，那么非周期心跳甚至心跳停止就是可能的，linux内 核实现了这一点。在2.6.21内核之前，时钟中断是周期的，在那之后引入了新的时钟封装结构clock_event_device和 clocksource，于是可以更加灵活的实现自己设计的个性时钟，这个个性时钟就是nohz方式和hres方式。当然系统初 启的时候时钟中断还是周期的，当timer_interrupt被调用的时候，就会触发timer软中断，然后在接下来的软中断处理中找机会切到nohz 或者hres，具体代码如下：

1. void run_local_timers(void)

2. {

3. hrtimer_run_queues(); //优先处理高精度时钟队列

4. raise_softirq(TIMER_SOFTIRQ); //触发软中断，处理函数见下：

5. softlockup_tick();

6. }

7. static void run_timer_softirq(struct softirq_action *h)
   //软中断处理函数

8. {

9. struct tvec_base *base = __get_cpu_var(tvec_bases);

10. hrtimer_run_pending(); //这里有机会切换到nohz或者hres

11. if (time_after_eq(jiffies, base->timer_jiffies))

12. __run_timers(base);

13. }

14. void hrtimer_run_pending(void)

15. {

16. struct hrtimer_cpu_base *cpu_base = &__get_cpu_var(hrtimer_bases);

17. if (hrtimer_hres_active()) //如果已经是了，就没有必要切换了，直接返回

18. return;

19. if (tick_check_oneshot_change(!hrtimer_is_hres_enabled()))
    //这个if判断就是具体切换到hres或者nohz的代码

20. hrtimer_switch_to_hres();

21. run_hrtimer_pending(cpu_base);

22. }

23. int tick_check_oneshot_change(int allow_nohz)

24. {

25. struct tick_sched *ts = &__get_cpu_var(tick_cpu_sched);

26. if (!test_and_clear_bit(0, &ts->check_clocks))
    //由此开始的种种判断说明切换所需要到种种条件

27. return 0;

28. if (ts->nohz_mode != NOHZ_MODE_INACTIVE)

29. return 0;

30. if (!timekeeping_valid_for_hres() || !tick_is_oneshot_available())

31. return 0;

32. if (!allow_nohz) //如果hres是允许的，那么返回1，这样就会切换到hres高精度模式了

33. return 1;

34. tick_nohz_switch_to_nohz();
    //如果没有机会切换到高精度模式，前面种种验证均通过，这里最起码切换到了nohz模式

35. return 0;

36. }

hres 模式和nohz模式的具体切换由hrtimer_switch_to_hres和tick_nohz_switch_to_nohz负责。不能光一味的跟 踪代码，hres和nohz有何关联呢又分别是什么意义呢？hres实际上也不是周期中断的，而是很精确的确定中断，用最近到时的hrtimer的触发时 间来对时钟编程从而在那个时间到来的时候触发中断，而nohz仅仅说明可以用非周期的时间对时钟编程，对精度没有要求。

在hres中，一切事物都由一个 hrtimer负责，比如原来的节拍调度，统计当前进程的时间等操作直接在timer_interrupt进行，而hres模式下，上述操作专门有一个 hrtimer，当clock_event_device的event_handler执行时（所有操作都被封装进了 clock_event_device的event_handler，而此event_handler在切换到hres或者nohz的时候被赋值），该函 数遍历所有的hrtimer，所有的hrtimer组织成红黑树，将到期的hrtimer链入一个链表，然后在软中断中执行这个链表的hrtimer的回 调函数，对于别的hrtimer则马上执行：所有hrtimer分为两类，一类不能在软中断中执行，属于比较紧急的，另一个可以在软中断中执行，属于不那 么紧急的。对于纯粹的nohz非hres模式，event_handler中还是传统的处理方式，只不过下次中断的时间可以任意编程。这种方式中，时间测量可以达到钠秒的精度。

每当cpu执行cpu_idle的时候，内核就会找机会停掉系统的心跳，然后在适当时机触发心跳，而不是周期的心跳，这个时机是什么呢？如果一切都由 hrtimer负责了，那么这个时机就是找出的最近到期的timer的到期时刻，虽然停掉了周期的时钟中断，但是别的硬件中断是没有停掉的，而硬件中断可能触发一些事件，比如调度，比如发布一个新的timer，因此，每次硬件中断后都要检查***的hrtimer的到期情况和重新调度请求，如果有那么马上停 掉关心跳模式切出idle进程。下面的代码体现了这一点，在每次进入硬件中断处理的时候都要调用irq_enter：

1. void irq_enter(void)

2. {

3. #ifdef CONFIG_NO_HZ

4. int cpu = smp_processor_id();

5. if (idle_cpu(cpu) && !in_interrupt())

6. tick_nohz_stop_idle(cpu);

7. #endif

8. __irq_enter();

9. #ifdef CONFIG_NO_HZ

10. if (idle_cpu(cpu))

11. tick_nohz_update_jiffies(); //更新计时，nohz模式由此来作为触发下一
    中断的时机参考。怎么理解呢？看看这个调用条件，只有在cpu处于idle状态时
    才更新时间，因为cpu处于idle时可能已经将周期时钟停掉了，为了不遗失时
    间信息，必须在中断中补上。

12. #endif

13. }

nohz 模式下的中断"几乎"是周期的，nohz的字面意义就是非周期，但是它还是基本周期的，因为它没有任何下一个时钟中断的时间点依据；但是hres却是完全 随机时钟中断的，因为它的event_handler中就是操作红黑树上的hrtimer们，因此，它完全可以将下一个到期的hrtimer的到期时刻作为下一个触发时钟中断的时刻，要知道在hres模式里面，所有的时间相关的操作比如计时，节拍调度等都是由hrtimer负责的，如果要选择下一次触发时 钟中断的时机就不能在某一个hrtimer的处理函数里面仲裁了，而必须在全局的处理所有的hrtimer的event_handler函数里面仲裁，这 就是一切。我们看一下cpu_idle：

void cpu_idle(void)  {  int cpu = smp_processor_id();  current_thread_info()->status |= TS_POLLING;  /* endless idle loop with no priority at all */  while (1) {  tick_nohz_stop_sched_tick(1);   while (!need_resched()) {  check_pgt_cache();  rmb();  if (rcu_pending(cpu))  rcu_check_callbacks(cpu, 0);  if (cpu_is_offline(cpu))  play_dead();  local_irq_disable();  __get_cpu_var(irq_stat).idle_timestamp = jiffies;  /* Don't trace irqs off for idle */  stop_critical_timings();  pm_idle();  start_critical_timings();  }  tick_nohz_restart_sched_tick();  preempt_enable_no_resched();  schedule();  preempt_disable();  }  }

其中tick_nohz_stop_sched_tick里面调用了next_jiffies = get_next_timer_interrupt(last_jiffies);这一句，此句的意思就是找出下一个最近的timer或者hrtimer 用来将其到期时间作为下一个时钟中断的时间。在tick_nohz_stop_sched_tick中当然要检查重新调度标志，如果置位那么马上返回不再 nohz了，其实在每个硬件中断后的irq_exit里都要调用tick_nohz_stop_sched_tick函数用来在可能的情况下重新对时钟编 程。

看来linux的设计者考虑的就是周到，这又是一个疯狂的使用并且灵活的发挥硬件作用的例子，linux本身不区分中断优先级在某种意义上纵容了nohz 和hres的出现和发展，如果有一天linux内核变得规则了，有原则了，像windows一样了或者说向unix靠齐了，那么linux的时代也就过去 了，它的性格也就磨平了。

附加：调度相关的hrtimer内核有两个地方调用了调度类的task_tick函数，就是在时钟中断（不考虑nohz和hres）和每运行队列的hrtimer的hrtick处理函数中：

1. void scheduler_tick(void)

2. {

3. int cpu = smp_processor_id();

4. struct rq *rq = cpu_rq(cpu);

5. struct task_struct *curr = rq->curr;

6. sched_clock_tick();

7. spin_lock(&rq->lock);

8. update_rq_clock(rq);

9. update_cpu_load(rq);

10. curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0); //注意参数

11. spin_unlock(&rq->lock);

12. #ifdef CONFIG_SMP

13. rq->idle_at_tick = idle_cpu(cpu);

14. trigger_load_balance(rq, cpu);

15. #endif

16. }

17. static enum hrtimer_restart hrtick(struct hrtimer *timer)

18. {

19. struct rq *rq = container_of(timer, struct rq, hrtick_timer);

20. WARN_ON_ONCE(cpu_of(rq) != smp_processor_id());

21. spin_lock(&rq->lock);

22. update_rq_clock(rq);

23. rq->curr->sched_class->task_tick(rq, rq->curr, 1); //注意参数

24. spin_unlock(&rq->lock);

25. return HRTIMER_NORESTART;

26. }

27. 以fair调度类为例，其task_tick为task_tick_fair，其中按调度组向上调
    用了entity_tick：

28. static void entity_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_
    entity *curr, int queued)

29. {

30. update_curr(cfs_rq);

31. #ifdef CONFIG_SCHED_HRTICK

32. if (queued) {

33. resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr); // 在hrtimer相关的task_tick的
    参数为1正是这里的情况，强行调度然后返回，这么猛干嘛啊？要理解这里的方式就
    要理解每队列 hrtimer 的作用，此hrtimer专门负责记录一个调度时机，该时机
    必须要调度，为何一定要调度呢？因为在计算这个时机并设置hrtimer的时候要先
    计算当前进 程还能运行多久，在过了这个时间后hrtimer到期，强制调度，也就
    是说只要到了hrtick，那就意味着一次调度马上发生

34. return;

35. }

36. if (!sched_feat(DOUBLE_TICK) &&
    //如果上述的hrtimer正在计时，那么就用hrtimer的方式，不再向下进行了。

37. hrtimer_active(&rq_of(cfs_rq)->hrtick_timer))

38. return;

39. #endif

40. if (cfs_rq->nr_running > 1 || !sched_feat(WAKEUP_PREEMPT))
    //否则到此处进行常规的更新，检查，调度。

41. check_preempt_tick(cfs_rq, curr);

42. }

为 何附上这么一段呢？因为每队列的hrtimer要调用task_tick，而如果event_handler中还是要走到task_tick，两个地方做 一件事岂不多余，实际上只有一个地方进行了真正的task_tick，从上面的代码就可以看出来，如果是常规的task_tick进入，那么检查到if (queued) {或者if (!sched_feat(DOUBLE_TICK) &&...的时候如果有每队列hrtimer活动的话，就直接返回了，不会处理下去了，因此可以看出并没有重复。看看怎么设置每队列的 hrtimer吧：

1. static void hrtick_start_fair(struct rq *rq,
   struct task_struct *p)

2. {

3. struct sched_entity *se = &p->se;

4. struct cfs_rq *cfs_rq = cfs_rq_of(se);

5. WARN_ON(task_rq(p) != rq);

6. if (hrtick_enabled(rq) && cfs_rq->nr_running > 1) {

7. u64 slice = sched_slice(cfs_rq, se);
   //由weight计算出这个进程应该运行多久

8. u64 ran = se->sum_exec_runtime - se->prev_sum_exec_runtime;
   //计算这个进程实际运行了多久

9. s64 delta = slice - ran; //计算二者之差

10. if (delta < 0) {

11. if (rq->curr == p) //若运行超时那么马上调度

12. resched_task(p);

13. return;

14. }

15. if (rq->curr != p)

16. delta = max_t(s64, 10000LL, delta);

17. hrtick_start(rq, delta); //否则设置定时期hrtimer

18. }

19. }

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