kk Blog —— 通用基础

http://www.cnblogs.com/lisperl/archive/2012/04/28/2474872.html

memory 子系统可以设定 cgroup 中任务使用的内存限制，并自动生成由那些任务使用的内存资源报告。memory子系统是通过linux的resource counter机制实现的。下面我们就先来看一下resource counter机制。

resource counter是内核为子系统提供的一种资源管理机制。这个机制的实现包括了用于记录资源的数据结构和相关函数。Resource counter定义了一个res_counter的结构体来管理特定资源，定义如下：

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struct res_counter {
	unsigned long long usage;
	unsigned long long max_usage;
	unsigned long long limit;
	unsigned long long soft_limit;
	unsigned long long failcnt; /*
	spinlock_t lock;
	struct res_counter *parent;
};

Usage用于记录当前已使用的资源，max_usage用于记录使用过的最大资源量，limit用于设置资源的使用上限，进程组不能使用超过这个限制的资源，soft_limit用于设定一个软上限，进程组使用的资源可以超过这个限制，failcnt用于记录资源分配失败的次数，管理可以根据这个记录，调整上限值。Parent指向父节点，这个变量用于处理层次性的资源管理。

除了这个关键的数据结构，resource counter还定义了一系列相关的函数。下面我们来看几个关键的函数。

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void res_counter_init(struct res_counter *counter, struct res_counter *parent)
{
	spin_lock_init(&counter->lock);
	counter->limit = RESOURCE_MAX;
	counter->soft_limit = RESOURCE_MAX;
	counter->parent = parent;
}

这个函数用于初始化一个res_counter。

第二个关键的函数是int res_counter_charge(struct res_counter *counter, unsigned long val, struct res_counter **limit_fail_at)。当资源将要被分配的时候，资源就要被记录到相应的res_counter里。这个函数作用就是记录进程组使用的资源。在这个函数中有：

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for (c = counter; c != NULL; c = c->parent) {
	spin_lock(&c->lock);
	ret = res_counter_charge_locked(c, val);
	spin_unlock(&c->lock);
	if (ret < 0) {
		*limit_fail_at = c;
		goto undo;
	}
}

在这个循环里，从当前res_counter开始，从下往上逐层增加资源的使用量。我们来看一下res_counter_charge_locked这个函数，这个函数顾名思义就是在加锁的情况下增加使用量。实现如下：

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{
	if (counter->usage + val > counter->limit) {
		counter->failcnt++;
		return -ENOMEM;
	}
 
	counter->usage += val;
	if (counter->usage > counter->max_usage)
		counter->max_usage = counter->usage;
	return 0;
}

首先判断是否已经超过使用上限，如果是的话就增加失败次数，返回相关代码；否则就增加使用量的值，如果这个值已经超过历史最大值，则更新最大值。

第三个关键的函数是void res_counter_uncharge(struct res_counter *counter, unsigned long val)。当资源被归还到系统的时候，要在相应的res_counter减轻相应的使用量。这个函数作用就在于在于此。实现如下：

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for (c = counter; c != NULL; c = c->parent) {
	spin_lock(&c->lock);
	res_counter_uncharge_locked(c, val);
	spin_unlock(&c->lock);
}

从当前counter开始，从下往上逐层减少使用量，其中调用了res_counter_uncharge_locked，这个函数的作用就是在加锁的情况下减少相应的counter的使用量。

有这些数据结构和函数，只需要在内核分配资源的时候，植入相应的charge函数，释放资源时，植入相应的uncharge函数，就能实现对资源的控制了。

介绍完resource counter，我们再来看memory子系统是利用resource counter实现对内存资源的管理的。

memory子系统定义了一个叫mem_cgroup的结构体来管理cgroup相关的内存使用信息，定义如下：

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struct mem_cgroup {
	struct cgroup_subsys_state css;
	struct res_counter res;
	struct res_counter memsw;
	struct mem_cgroup_lru_info info;
	spinlock_t reclaim_param_lock;
	int prev_priority;
	int last_scanned_child;
	bool use_hierarchy;
	atomic_t oom_lock;
	atomic_t refcnt;
	unsigned int swappiness;
	int oom_kill_disable;
	bool memsw_is_minimum;
	struct mutex thresholds_lock;
	struct mem_cgroup_thresholds thresholds;
	struct mem_cgroup_thresholds memsw_thresholds;
	struct list_head oom_notify;
	unsigned long  move_charge_at_immigrate;
	struct mem_cgroup_stat_cpu *stat;
};

跟其他子系统一样，mem_cgroup也包含了一个cgroup_subsys_state成员，便于task或cgroup获取mem_cgroup。

mem_cgroup中包含了两个res_counter成员，分别用于管理memory资源和memory+swap资源，如果memsw_is_minimum为true，则res.limit=memsw.limit，即当进程组使用的内存超过memory的限制时，不能通过swap来缓解。

use_hierarchy则用来标记资源控制和记录时是否是层次性的。

oom_kill_disable则表示是否使用oom-killer。

oom_notify指向一个oom notifier event fd链表。

另外memory子系统还定义了一个叫page_cgroup的结构体：

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struct page_cgroup {
	unsigned long flags;
	struct mem_cgroup *mem_cgroup;
	struct page *page;
	struct list_head lru; /* per cgroup LRU list */
};

此结构体可以看作是mem_map的一个扩展，每个page_cgroup都和所有的page关联，而其中的mem_cgroup成员，则将page与特定的mem_cgroup关联起来。

我们知道在linux系统中，page结构体是用来管理物理页框的，一个物理页框对应一个page结构体，而每个进程中的task_struct中都有一个mm_struct来管理进程的内存信息。每个mm_struct知道它属于的进程，进而知道所属的mem_cgroup，而每个page都知道它属于的page_cgroup，进而也知道所属的mem_cgroup，而内存使用量的计算是按cgroup为单位的，这样以来，内存资源的管理就可以实现了。

memory子系统既然是通过resource counter实现的，那肯定会在内存分配给进程时进行charge操作的。下面我们就来看一下这些charge操作：

1.page fault发生时，有两种情况内核需要给进程分配新的页框。一种是进程请求调页（demand paging），另一种是copy on write。内核在handle_pte_fault中进行处理。其中，do_linear_fault处理pte不存在且页面线性映射了文件的情况，do_anonymous_page处理pte不存在且页面没有映射文件的情况，do_nonlinear_fault处理pte存在且页面非线性映射文件的情况，do_wp_page则处理copy on write的情况。其中do_linear_fault和do_nonlinear_fault都会调用do_fault来处理。Memory子系统则do_fault、do_anonymous_page、do_wp_page植入mem_cgroup_newpage_charge来进行charge操作。

2.内核在handle_pte_fault中进行处理时，还有一种情况是pte存在且页又没有映射文件。这种情况说明页面之前在内存中，但是后面被换出到swap空间了。内核用do_swap_page函数处理这种情况，memory子系统在do_swap_page加入了mem_cgroup_try_charge_swapin函数进行charge。mem_cgroup_try_charge_swapin是处理页面换入时的charge的，当执行swapoff系统调用（关掉swap空间），内核也会执行页面换入操作，因此mem_cgroup_try_charge_swapin也被植入到了相应的函数中。

3.当内核将page加入到page cache中时，也需要进行charge操作，mem_cgroup_cache_charge函数正是处理这种情况，它被植入到系统处理page cache的add_to_page_cache_locked函数中。

4.最后mem_cgroup_prepare_migration是用于处理内存迁移中的charge操作。

除了charge操作，memory子系统还需要处理相应的uncharge操作。下面我们来看一下uncharge操作：

1.mem_cgroup_uncharge_page用于当匿名页完全unmaped的时候。但是如果该page是swap cache的话，uncharge操作延迟到mem_cgroup_uncharge_swapcache被调用时执行。

2.mem_cgroup_uncharge_cache_page用于page cache从radix-tree删除的时候。但是如果该page是swap cache的话，uncharge操作延迟到mem_cgroup_uncharge_swapcache被调用时执行。

3.mem_cgroup_uncharge_swapcache用于swap cache从radix-tree删除的时候。Charge的资源会被算到swap_cgroup，如果mem+swap controller被禁用了，就不需要这样做了。

4.mem_cgroup_uncharge_swap用于swap_entry的引用数减到0的时候。这个函数主要在mem+swap controller可用的情况下使用的。

5.mem_cgroup_end_migration用于内存迁移结束时相关的uncharge操作。

Charge函数最终都是通过调用mem_cgroup_try_charge来实现的。在mem_cgroup_try_charge函数中，调用res_counter_charge(&mem->res, csize, &fail_res)对memory进行charge，调用res_counter_charge(&mem->memsw, csize, &fail_res)对memory+swap进行charge。

Uncharge函数最终都是通过调用do_uncharge来实现的。在do_uncharge中，分别调用res_counter_uncharge(&mem->res,PAGE_SIZE)和res_counter_uncharge(&mem->memsw, PAGE_SIZE)来uncharge memory和memory+swap。

跟其他子系统一样，memory子系统也实现了一个cgroup_subsys。

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struct cgroup_subsys mem_cgroup_subsys = {
	.name = "memory",
	.subsys_id = mem_cgroup_subsys_id,
	.create = mem_cgroup_create,
	.pre_destroy = mem_cgroup_pre_destroy,
	.destroy = mem_cgroup_destroy,
	.populate = mem_cgroup_populate,
	.can_attach = mem_cgroup_can_attach,
	.cancel_attach = mem_cgroup_cancel_attach,
	.attach = mem_cgroup_move_task,
	.early_init = 0,
	.use_id = 1,
};

Memory子系统中重要的文件有

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memsw.limit_in_bytes
{
	.name = "memsw.limit_in_bytes",
	.private = MEMFILE_PRIVATE(_MEMSWAP, RES_LIMIT),
	.write_string = mem_cgroup_write,
	.read_u64 = mem_cgroup_read,
},

这个文件用于设定memory+swap上限值。

Limit_in_bytes

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{
	.name = "limit_in_bytes",
	.private = MEMFILE_PRIVATE(_MEM, RES_LIMIT),
	.write_string = mem_cgroup_write,
	.read_u64 = mem_cgroup_read,
},

这个文件用于设定memory上限值。

http://www.cnblogs.com/lisperl/archive/2012/04/26/2471776.html

ns子系统是一个比较特殊的子系统。特殊在哪儿呢，首先ns子系统没有自己的控制文件，其次ns子系统没有属于自己的状态信息，这点从ns子系统的ns_cgroup的定义可以看出：

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struct ns_cgroup {
	struct cgroup_subsys_state css;
};

它只有一个cgroup_subsys_state成员。

最后ns子系统的实现也比较简单，只是提供了一个ns_cgroup_clone函数，在copy_process和unshare_nsproxy_namespaces被调用。而ns_cgroup_clone函数本身的实现也很简单，只是在当前的cgroup下创建了一个子cgroup，该子cgroup完全clone了当前cgroup的信息，然后将当前的进程移到新建立的cgroup中。

这样看来，好像ns子系统没什么意义，其实不然。要想了解ns子系统的意义，就要分析一下ns_cgroup_clone被调用的时机了。我们来看copy_process中的代码：

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if (current->nsproxy != p->nsproxy) {
	retval = ns_cgroup_clone(p, pid);
	if (retval)
		goto bad_fork_free_pid;
}

copy_process是在do_fork中被调用的，作用在于为子进程复制父进程的相关信息。这段意思就是当前进程（即父进程）和子进程的命名空间不同时，调用ns_cgroup_clone。这样以来，ns子系统的作用就清楚了，ns子系统实际上是提供了一种同命名空间的进程聚类的机制。具有相同命名空间的进程会在相同cgroup中。

那什么时候，父进程fork出的子进程会拥有不同的命名空间呢，这就设计到了Linux的命名空间的机制了，在这里就不详细讲了。简单说来就是，在调用fork时，加入了特殊flag（比如NEWPID,NEWNS）时，内核会为子进程创建不同的命令空间。

除了这种情况外，ns_cgroup_clone在unshare_nsproxy_namespaces用到了。unshare_nsproxy_namespaces函数被sys_unshare调用，实际上是对unshare系统调用的实现。当指定相应标记时，unshare系统调用会为调用的进程创建不同的命名空间，因此调用ns_cgroup_clone为其创建新的cgroup。

http://www.cnblogs.com/lisperl/archive/2012/04/25/2469587.html

freezer子系统用于挂起和恢复cgroup中的进程。freezer有一个控制文件：freezer.state，将FROZEN写入该文件，可以将cgroup中的进程挂起，将THAWED写入该文件，可以将已挂起的进程恢复。该文件可能读出的值有三种，其中两种就是前面已提到的FROZEN和THAWED，分别代表进程已挂起和已恢复（正常运行），还有一种可能的值为FREEZING，显示该值表示该cgroup中有些进程现在不能被frozen。当这些不能被frozen的进程从该cgroup中消失的时候，FREEZING会变成FROZEN，或者手动将FROZEN或THAWED写入一次。

Freezer子系统用来管理cgroup状态的数据结构：

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struct freezer {
	struct cgroup_subsys_state css;
	enum freezer_state state;
	spinlock_t lock; /* protects _writes_ to state */
};

其中内嵌一个cgroup_subsys_state，便于从cgroup或task获得freezer结构，另一个字段存储cgroup当前的状态。

Freezer子系统是通过对freezer.state文件进行写入来控制进程的，那我们就从这个文件的cftype定义出发。

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static struct cftype files[] = {
	{
		.name = "state",
		.read_seq_string = freezer_read,
		.write_string = freezer_write,
	},
};

从文件读取是freezer_read实现的，该函数比较简单，主要就是从freezer结构体从读出状态，但是对FREEZING状态做了特殊处理：

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state = freezer->state;
if (state == CGROUP_FREEZING) {
	/* We change from FREEZING to FROZEN lazily if the cgroup was
	 * only partially frozen when we exitted write. */
	update_freezer_state(cgroup, freezer);
	state = freezer->state;
}

如果是FREEZING状态，则需要更新状态（因为之前不能frozen的进程可能已经不在了）。我们来看update_freezer_state：

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cgroup_iter_start(cgroup, &it);
while ((task = cgroup_iter_next(cgroup, &it))) {
	ntotal++;
	if (is_task_frozen_enough(task))
		nfrozen++;
}
 
/*
 * Transition to FROZEN when no new tasks can be added ensures
 * that we never exist in the FROZEN state while there are unfrozen
 * tasks.
 */
if (nfrozen == ntotal)
	freezer->state = CGROUP_FROZEN;
else if (nfrozen > 0)
	freezer->state = CGROUP_FREEZING;
else
	freezer->state = CGROUP_THAWED;
cgroup_iter_end(cgroup, &it);

这里对该cgroup所有的进程迭代了一遍，分别统计进程数和已经frozen的进程数，然后根据统计结果改变状态。

下面我们来看对freezer.state写入的情况，该情况由freezer_write来处理，该函数中从写入值获取目标状态，然后调用freezer_change_state(cgroup, goal_state)来完成操作。在freezer_change_state中，根据goal_state分别调用不同的实现函数：

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switch (goal_state) {
case CGROUP_THAWED:
	unfreeze_cgroup(cgroup, freezer);
	break;
case CGROUP_FROZEN:
	retval = try_to_freeze_cgroup(cgroup, freezer);
	break;
default:
	BUG();
}

我们先来看frozen的情况，该情况由try_to_freeze_cgroup来处理，该函数中有：

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freezer->state = CGROUP_FREEZING;
cgroup_iter_start(cgroup, &it);
while ((task = cgroup_iter_next(cgroup, &it))) {
	if (!freeze_task(task, true))
		continue;
	if (is_task_frozen_enough(task))
		continue;
	if (!freezing(task) && !freezer_should_skip(task))
		num_cant_freeze_now++;
}
cgroup_iter_end(cgroup, &it);
 
return num_cant_freeze_now ? -EBUSY : 0;

首先将当前状态设成CGROUP_FREEZING，然后对cgroup中的进程进行迭代，while循环中对进程进行freeze操作，如果成功直接进行下一次迭代，如果不成功则进行进一步的判断，如果是进程已经frozen了，那也直接进行下一次迭代，如果不是，则进行计数。最后根据计数结果进行返回，如果所有进程都顺利frozen，则返回0，否则返回-EBUSY表示有进程不能被frozen。

下面我们来看free_task这个函数，在这个函数中对task进行freeze操作。

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if (!freezing(p)) {
	rmb();
	if (frozen(p))
		return false;
 
	if (!sig_only || should_send_signal(p))
		set_freeze_flag(p);
	else
		return false;
}
 
if (should_send_signal(p)) {
	if (!signal_pending(p))
		fake_signal_wake_up(p);
} else if (sig_only) {
	return false;
} else {
	wake_up_state(p, TASK_INTERRUPTIBLE);
}

return true;

首先检查进程是不是已经被标记为正在freezing，如果不是再做判断。如果进程已经被frozen，则返回false。如果进程不是sig_only的或者可以发送信号（即进程无PF_FREEZER_NOSIG 标记），则设置进程的TIF_FREEZE标记。

然后根据进程是否有PF_FREEZER_NOSIG 标记进行进一步处理，如果无这个标记，则给进程发送一个信号，唤醒进程，让进程处理TIF_FREEZE，即进行freeze操作，如果有这个标记，则如果进程是sig_only的，返回false（即不能完成free操作），否则直接唤醒进程去处理TIF_FREEZE。

总结一下，对于我们这个freezer子系统的调用来说，sig_only=true，那么能成功的执行过程就是set_freeze_flag(p)->fake_signal_wake_up(p)。

下面我们来看thaw 进程的情况，该情况由unfreeze_cgroup处理，在unfreeze_cgroup中有

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cgroup_iter_start(cgroup, &it);
while ((task = cgroup_iter_next(cgroup, &it))) {
	thaw_process(task);
}
cgroup_iter_end(cgroup, &it);
 
freezer->state = CGROUP_THAWED;

对该cgroup中所有的进程调用thaw_process，我们来看thaw_process。该函数中有：

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if (__thaw_process(p) == 1) {
	task_unlock(p);
	wake_up_process(p);
	return 1;
}

其中__thaw_process中

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if (frozen(p)) {
	p->flags &= ~PF_FROZEN;
	return 1;
}
clear_freeze_flag(p);

如果进程已经frozen，则清掉其frozen标记，如果不是的话，说明进程已经设置了TIF_FREEZE，但还没有frozen，所以只需要清掉TIF_FREEZE即可。

回到thaw_process中，清掉了相关标记后，只需要唤醒进程，然后内核会自动处理。

最后，我们再来看看freezer子系统结构体的定义：

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struct cgroup_subsys freezer_subsys = {
	.name = "freezer",
	.create = freezer_create,
	.destroy = freezer_destroy,
	.populate = freezer_populate,
	.subsys_id = freezer_subsys_id,
	.can_attach = freezer_can_attach,
	.attach = NULL,
	.fork = freezer_fork,
	.exit = NULL,
};

这里说一下can_attach，can_attach是在一个进程加入到一个cgroup之前调用的，检查是否可以attach，freezer_can_attach中对cgroup当前的状态做了检查，如果是frozen就返回错误，这说明不能将一个进程加入到一个frozen的cgroup。