分类： LINUX
2010-08-03 10:48:19
| Linux cgroup机制分析之框架分析 | |
| 来源: ChinaUnix博客 日期： 2008.12.23 16:15 (共有0条评论) | |
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------------------------------------------ 本文系本站原创,欢迎转载! 转载请注明出处:http://ericxiao.cublog.cn/ ------------------------------------------ 一: 前言 前段时间,一直在写操作系统和研究Solaris kernel.从而对linux kernel关心甚少.不久前偶然收到富士通的面试,由于诸多原因推辞掉了这次机会.不过招聘要求给我留下了较深的印像.其中涉及到了cgroup机 制.cgroup对我来说并不陌生,在LKML上看到过它的path.在2008 AKA大会上也有人对它做为专题分析.不过一直都没有深入代码研究.这段时间打算将kernel中新加的功能整理一下,就先从cgroup开始吧. Cgroup是近代linux kernel出现的.它为进程和其后续的子进程提供了一种性能控制机制.在这里不打算对cgroup的作用和使用做过多的描述.本文从linux kernel的源代码出发分析cgroup机制的相关实现.在本节中,主要分析cgroup的框架实现.在后续的部份再来详细分析kernel中的几个重 要的subsystem.关于cgroup的使用和介绍可以查看linux-2.6.28-rc7/Documentation/cgroups /cgroup.txt.另外,本文的源代码分析基于linux kernel 2.6.28版本.分析的源文件基本位于inux-2.6.28-rc7/kernel/cgroup.c和inux-2.6.28-rc7 /kernel/debug_cgroup.c中. 二:cgroup中的概念 在深入到cgroup的代码分析之前.先来了解一下cgroup中涉及到的几个概念: 1:cgroup: 它的全称为control group.即一组进程的行为控制.比如,我们限制进程/bin/sh的CPU使用为20%.我们就可以建一个cpu占用为20%的cgroup.然后将 /bin/sh进程添加到这个cgroup中.当然,一个cgroup可以有多个进程. 2:subsystem: 它类似于我们在netfilter中的过滤hook.比如上面的CPU占用率就是一个subsystem.简而言之.subsystem就是cgroup 中可添加删除的模块.在cgroup架构的封装下为cgroup提供多种行为控制.subsystem在下文中简写成subsys. 3: hierarchy: 它是cgroup的集合.可以把它理解成cgroup的根.cgroup是hierarchy的结点.还是拿上面的例子: 整个cpu占用为100%.这就是根,也就是hierarchy.然后,cgroup A设置cpu占用20%,cgroup B点用50%,cgroup A和cgroup B就是它下面的子层cgroup. 三:cgroup中的重要数据结构 我们先来看cgroup的使用.有三面一个例子: [root@localhost cgroups]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/cgroup [root@localhost cgroups]# mkdir /dev/cgroup/eric_test 如上所示,用debug subsystem做的一个测试. /dev/cgroup是debug subsys的挂载点.也就是我们在上面所分析的hierarchy.然后在hierarchy下又创建了一个名为eric_test的cgroup. 在kernel的源代码中.挂载目录,也就是cgroup的根目录用数据结构struct cgroupfs_root表示.而cgroup用struct cgroup表示. 分别来看一下这两个结构的含义,struct cgroupfs_root定义如下: struct cgroupfs_root { //cgroup文件系统的超级块 struct super_block *sb; /* * The bitmask of subsystems intended to be attached to this * hierarchy */ //hierarchy相关联的subsys 位图 unsigned long subsys_bits; /* The bitmask of subsystems currently attached to this hierarchy */ //当前hierarchy 中的subsys位图 unsigned long actual_subsys_bits; /* A list running through the attached subsystems */ //hierarchy中的subsys链表 struct list_head subsys_list; /* The root cgroup for this hierarchy */ //hierarchy中的顶层cgroup struct cgroup top_cgroup; /* Tracks how many cgroups are currently defined in hierarchy.*/ //hierarchy中cgroup的数目 int number_of_cgroups; /* A list running through the mounted hierarchies */ //用来链入全局链表roots struct list_head root_list; /* Hierarchy-specific flags */ //hierarchy的标志 unsigned long flags; /* The path to use for release notifications. */ char release_agent_path[PATH_MAX]; }; 注意cgroupfs_root中有个struct cgroup结构的成员:top_cgroup.即在每个挂载点下面都会有一个总的cgroup.而通过mkdir创建的cgroup是它的子结点. 其中,release_agent_path[ ]的成员含义.我们在后面再来详细分析. Struct cgroup的定义如下: struct cgroup { //cgroup的标志 unsigned long flags; /* "unsigned long" so bitops work */ /* count users of this cgroup. >0 means busy, but doesn't * necessarily indicate the number of tasks in the * cgroup */ //引用计数 atomic_t count; /* * We link our 'sibling' struct into our parent's 'children'. * Our children link their 'sibling' into our 'children'. */ //用来链入父结点的children链表 struct list_head sibling; /* my parent's children */ //子结点链表 struct list_head children; /* my children */ //cgroup的父结点 struct cgroup *parent; /* my parent */ //cgroup所处的目录 struct dentry *dentry; /* cgroup fs entry */ /* Private pointers for each registered subsystem */ struct cgroup_subsys_state *subsys[CGROUP_SUBSYS_COUNT]; //cgroup所属的cgroupfs_root struct cgroupfs_root *root; //挂载目录下的最上层cgroup struct cgroup *top_cgroup; …… …… } 上面并没有将cgroup的结构全部都列出来.其它的全部我们等遇到的时候再来进行分析. 其实,struct cgroupfs_root和struct cgroup就是表示了一种空间层次关系,它就对应着挂着点下面的文件示图. 在上面说过了,cgroup表示进程的行为控制.因为subsys必须要知道进程是位于哪一个cgroup. 所以.在struct task_struct和cgroup中存在一种映射. Cgroup在struct task_struct中增加了两个成员,如下示: struct task_struct { …… …… #ifdef CONFIG_CGROUPS /* Control Group info protected by css_set_lock */ struct css_set *cgroups; /* cg_list protected by css_set_lock and tsk->alloc_lock */ struct list_head cg_list; #endif …… …… } 注意struct task_struct中并没有一个直接的成员指向cgroup,而是指向了css_set.css_set的结构如下: struct css_set { //css_set引用计数 atomic_t refcount; //哈希指针.指向css_set_table[ ] struct hlist_node hlist; //与css_set关联的task链表 struct list_head tasks; //与css_set关联的cg_cgroup_link链表 struct list_head cg_links; //一组subsystem states.由subsys->create()创建而成 struct cgroup_subsys_state *subsys[CGROUP_SUBSYS_COUNT]; } 那从css_set怎么转换到cgroup呢? 再来看一个辅助的数据结构.struct cg_cgroup_link.它的定义如下: struct cg_cgroup_link { /* * List running through cg_cgroup_links associated with a * cgroup, anchored on cgroup->css_sets */ struct list_head cgrp_link_list; /* * List running through cg_cgroup_links pointing at a * single css_set object, anchored on css_set->cg_links */ struct list_head cg_link_list; struct css_set *cg; }; 如上所示.它的cgrp_link_list链入到了cgroup->css_sets. Cg_link_list链入到css_set->cg_links. 其中.cg就是批向cg_link_list所指向的css_set. 上面分析的几个数据结构关系十分复杂.联系也十分紧密.下面以图示的方式直观将各结构的联系表示如下:  注意上图中的css_set_table[ ].它是一个哈希数组.用来存放struct css_set.它的哈希函数为css_set_hash().所有的冲突项都链入数组对应项的hlist. 四:cgroup初始化 Cgroup的初始化包括两个部份.即cgroup_init_early()和cgroup_init().分别表示在系统初始时的初始化和系统初始化完成时的初始化.分为这两个部份是因为有些subsys是要在系统刚启动的时候就必须要初始化的. 4.1: cgroup_init_early() 先看cgroup_init_early()的代码: int __init cgroup_init_early(void) { int i; //初始化全局量init_css_set atomic_set(&init_css_set.refcount, 1); INIT_LIST_HEAD(&init_css_set.cg_links); INIT_LIST_HEAD(&init_css_set.tasks); INIT_HLIST_NODE(&init_css_set.hlist); //css_set_count:系统中struct css_set计数 css_set_count = 1; //初始化全局变量rootnode init_cgroup_root(&rootnode); //将全局变量rootnode添加到roots链表 list_add(&rootnode.root_list, &roots); root_count = 1; //使系统的初始化进程cgroup指向init_css_set init_task.cgroups = &init_css_set; //将init_css_set和rootnode.top_cgroup关联起来 init_css_set_link.cg = &init_css_set; list_add(&init_css_set_link.cgrp_link_list, &rootnode.top_cgroup.css_sets); list_add(&init_css_set_link.cg_link_list, &init_css_set.cg_links); //初始化css_set_table[ ] for (i = 0; i INIT_HLIST_HEAD(&css_set_table); //对一些需要在系统启动时初始化的subsys进行初始化 for (i = 0; i struct cgroup_subsys *ss = subsys; BUG_ON(!ss->name); BUG_ON(strlen(ss->name) > MAX_CGROUP_TYPE_NAMELEN); BUG_ON(!ss->create); BUG_ON(!ss->destroy); if (ss->subsys_id != i) { printk(KERN_ERR "cgroup: Subsys %s id == %d\n", ss->name, ss->subsys_id); BUG(); } if (ss->early_init) cgroup_init_subsys(ss); } return 0; } 这里主要是初始化init_task.cgroup结构.伴随着它的初始化.相继需要初始化rootnode和init_css_set.接着,又需要初 始化init_css_set_link将rootnode.top_cgroup和init_css_set关联起来. 接着初始化了哈希数组css_set_table[]并且将一些需要在系统刚启动时候需要初始化的subsys进行初始化. 从上面的代码可以看到.系统中的cgroup subsystem都存放在subsys[].定义如下: static struct cgroup_subsys *subsys[] = { #include } 即所有的subsys都定义在linux/cgroup_subsys.h中. 对照之前分析的数据结构,应该不难理解这段代码.下面来分析一下里面所遇到的一些重要的子函数. Init_cgroup_root()代码如下: static void init_cgroup_root(struct cgroupfs_root *root) { struct cgroup *cgrp = &root->top_cgroup; INIT_LIST_HEAD(&root->subsys_list); INIT_LIST_HEAD(&root->root_list); root->number_of_cgroups = 1; cgrp->root = root; cgrp->top_cgroup = cgrp; init_cgroup_housekeeping(cgrp); } 它先初始化root中的几条链表.因为root中有一个top_cgroup.因此将root->number_of_cgroups置为1.然 后,对root->top_cgroup进行初始化.使root->top_cgroup.root指向root. root->top_cgroup.top_cgroup指向它的本身.因为root->top_cgroup就是目录下的第一个 cgroup. 最后在init_cgroup_housekeeping()初始化cgroup的链表和读写锁. Cgroup_init_subsys()代码如下: static void __init cgroup_init_subsys(struct cgroup_subsys *ss) { struct cgroup_subsys_state *css; printk(KERN_INFO "Initializing cgroup subsys %s\n", ss->name); /* Create the top cgroup state for this subsystem */ ss->root = &rootnode; css = ss->create(ss, dummytop); /* We don't handle early failures gracefully */ BUG_ON(IS_ERR(css)); init_cgroup_css(css, ss, dummytop); /* Update the init_css_set to contain a subsys * pointer to this state - since the subsystem is * newly registered, all tasks and hence the * init_css_set is in the subsystem's top cgroup. */ init_css_set.subsys[ss->subsys_id] = dummytop->subsys[ss->subsys_id]; need_forkexit_callback |= ss->fork || ss->exit; need_mm_owner_callback |= !!ss->mm_owner_changed; /* At system boot, before all subsystems have been * registered, no tasks have been forked, so we don't * need to invoke fork callbacks here. */ BUG_ON(!list_empty(&init_task.tasks)); ss->active = 1; } dummytop定义如下: #define dummytop (&rootnode.top_cgroup) 在这个函数中: 1):将每个要注册的subsys->root都指向rootnode. 2):调用subsys->create()生成一个cgroup_subsys_state. 3):调用init_cgroup_css()将dummytop.subsys设置成ss->create()生成的cgroup_subsys_state 4):更新init_css_set->subsys()对应项的值. 5):将ss->active设为1.表示它已经初始化了. 4.2: cgroup_init() cgroup_init()是cgroup的第二阶段的初始化.代码如下: int __init cgroup_init(void) { int err; int i; struct hlist_head *hhead; err = bdi_init(&cgroup_backing_dev_info); if (err) return err; //将剩下的(不需要在系统启动时初始化的subsys)的subsys进行初始化 for (i = 0; i struct cgroup_subsys *ss = subsys; if (!ss->early_init) cgroup_init_subsys(ss); } /* Add init_css_set to the hash table */ //将init_css_set添加到css_set_table[ ] hhead = css_set_hash(init_css_set.subsys); hlist_add_head(&init_css_set.hlist, hhead); //注册cgroup文件系统 err = register_filesystem(&cgroup_fs_type); if (err goto out; //在proc文件系统的根目录下创建一个名为cgroups的文件 proc_create("cgroups", 0, NULL, &proc_cgroupstats_operations); out: if (err) bdi_destroy(&cgroup_backing_dev_info); return err; } 这个函数比较简单.首先.它将剩余的subsys初始化.然后将init_css_set添加进哈希数组css_set_table[ ]中.在上面的代码中css_set_hash()是css_set_table的哈希函数.它是css_set->subsys为哈希键值,到 css_set_table[ ]中找到对应项.然后调用hlist_add_head()将init_css_set添加到冲突项中. 然后,注册了cgroup文件系统.这个文件系统也是我们在用户空间使用cgroup时必须挂载的. 最后,在proc的根目录下创建了一个名为cgroups的文件.用来从用户空间观察cgroup的状态. 经过cgroup的两个阶段的初始化, init_css_set, rootnode,subsys已经都初始化完成.表面上看起来它们很复杂,其实,它们只是表示cgroup的初始化状态而已.例如,如果 subsys->root等于rootnode,那表示subsys没有被其它的cgroup所使用. 五:父子进程之间的cgroup关联 在上面看到的代码中.将init_task.cgroup设置为了init_css_set.我们知道,init_task是系统的第一个进程.所有的过 程都是由它创建的.init_task.cgroup到底会在它后面的子进程造成什么样的影响呢?接下来我们就来分析这个问题. 5.1:创建进程时的父子进程cgroup关联 在进程创建的时候,有:do_fork()àcopy_process(),有如下代码片段: static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start, struct pt_regs *regs, unsigned long stack_size, int __user *child_tidptr, struct pid *pid, int trace) { …… …… cgroup_fork(p); …… cgroup_fork_callbacks(p); …… cgroup_post_fork(p); …… } 上面的代码片段是创建新进程的时候与cgroup关联的函数.挨个分析如下: void cgroup_fork(struct task_struct *child) { task_lock(current); child->cgroups = current->cgroups; get_css_set(child->cgroups); task_unlock(current); INIT_LIST_HEAD(&child->cg_list); } 如上面代码所示,子进程和父进程指向同一个cgroups.并且由于增加了一次引用.所以要调用get_css_set()来增加它的引用计数.最后初始化child->cg_list链表. 如代码注释上说的,这里就有一个问题了:在dup_task_struct()为子进程创建struct task_struct的时候不是已经复制了父进程的cgroups么?为什么这里还要对它进行一次赋值呢?这里因为在 dup_task_struct()中没有持有保护锁.而这里又是一个竞争操作.因为在cgroup_attach_task()中可能会更改进程的 cgroups指向.因此通过cgroup_attach_task()所得到的cgroups可能是一个无效的指向.在递增其引用计数的时候就会因为它 是一个无效的引用而发生错误.所以,这个函数在加锁的情况下进行操作.确保了父子进程之间的同步. cgroup_fork_callbacks()代码如下, void cgroup_fork_callbacks(struct task_struct *child) { if (need_forkexit_callback) { int i; for (i = 0; i struct cgroup_subsys *ss = subsys; if (ss->fork) ss->fork(ss, child); } } } 它主要是在进程创建时调用subsys中的跟踪函数:subsys->fork(). 首先来跟踪一下need_forkexita_callback这个变量.在如下代码片段中: static void __init cgroup_init_subsys(struct cgroup_subsys *ss) { …… need_forkexit_callback |= ss->fork || ss->exit; …… } 从这段代码中我们可以看到,如果有subsys定义了fork和exit函数,就会调need_forkexit_callback设置为1. 回到cgroup_fork_callback()这个函数中.我们发现.进程会跟所有定义了fork的subsys进行这次操作.就算进程没有在这个subsys中,也会有这个操作. Cgroup_pos_fork()如下所示: void cgroup_post_fork(struct task_struct *child) { if (use_task_css_set_links) { write_lock(&css_set_lock); if (list_empty(&child->cg_list)) list_add(&child->cg_list, &child->cgroups->tasks); write_unlock(&css_set_lock); } 在use_task_css_set_link为1的情况下.就将子进程链入到它所指向的css_set->task链表. 那什么时候会将use_task_css_set_link设置为1呢?实际上,当你往cgroup中添加进程的时候就会将其置1了. 例如我们之前举的一个例子中: echo $$ > /dev/cgroup/eric_task/tasks 这个过程就会将use_task_css_set_link置1了.这个过程我们之后再来详细分析. 5.2:子进程结束时的操作 子进程结束的时候,有: Do_exit() à cgroup_exit(). Cgroup_exit()代码如下: void cgroup_exit(struct task_struct *tsk, int run_callbacks) { int i; struct css_set *cg; if (run_callbacks && need_forkexit_callback) { for (i = 0; i struct cgroup_subsys *ss = subsys; if (ss->exit) ss->exit(ss, tsk); } } /* * Unlink from the css_set task list if necessary. * Optimistically check cg_list before taking * css_set_lock */ if (!list_empty(&tsk->cg_list)) { write_lock(&css_set_lock); if (!list_empty(&tsk->cg_list)) list_del(&tsk->cg_list); write_unlock(&css_set_lock); } /* Reassign the task to the init_css_set. */ task_lock(tsk); cg = tsk->cgroups; tsk->cgroups = &init_css_set; task_unlock(tsk); if (cg) put_css_set_taskexit(cg); } 这个函数的代码逻辑比较清晰.首先,如果以1为调用参数(run_callbacks为1),且有定义了exit操作的subsys.就调用这个subsys的exit操作. 然后断开task->cg_list链表.将其从所指向的css_set->task链上断开. 最后,断开当前的cgroup指向.将其指向init_css_set.也就是将其回复到初始状态.最后,减少旧指向css_set的引用计数. 在这个函数中,我们来跟踪分析put_css_set_taskexit(),代码如下: static inline void put_css_set_taskexit(struct css_set *cg) { __put_css_set(cg, 1); } 跟踪到__put_css_set()中: static void __put_css_set(struct css_set *cg, int taskexit) { int i; /* * Ensure that the refcount doesn't hit zero while any readers * can see it. Similar to atomic_dec_and_lock(), but for an * rwlock */ if (atomic_add_unless(&cg->refcount, -1, 1)) return; write_lock(&css_set_lock); if (!atomic_dec_and_test(&cg->refcount)) { write_unlock(&css_set_lock); return; } unlink_css_set(cg); write_unlock(&css_set_lock); rcu_read_lock(); for (i = 0; i struct cgroup *cgrp = cg->subsys->cgroup; if (atomic_dec_and_test(&cgrp->count) && notify_on_release(cgrp)) { if (taskexit) set_bit(CGRP_RELEASABLE, &cgrp->flags); check_for_release(cgrp); } } rcu_read_unlock(); kfree(cg); } atomic_add_unless(v,a,u)表示如果v的值不为u就加a.返回1.如果v的值等于u就返回0 因此,这个函数首先减小css_set的引用计数.如果css_set的引用计数为1.就会将css_set释放掉了. 要释放css_set.首先要释放css_set上挂载的链表.再释放css_set结构本身所占空间. 释放css_set上的挂载链表是在unlink_css_set()中完成的.代码如下: static void unlink_css_set(struct css_set *cg) { struct cg_cgroup_link *link; struct cg_cgroup_link *saved_link; hlist_del(&cg->hlist); css_set_count--; list_for_each_entry_safe(link, saved_link, &cg->cg_links, cg_link_list) { list_del(&link->cg_link_list); list_del(&link->cgrp_link_list); kfree(link); } } 它首先将cg->hlist断开,也就是将其从css_set_table[ ]中删除.然后减小css_set_count计数.最后遍历删除与css_set关联的cg_cgroup_link. 另外,在这个函数中还涉及到了notify_on_release的操作.在后面再来详细分析这一过程.这里先把它放一下. 六:cgroup文件系统的挂载 Cgroup文件系统定义如下: static struct file_system_type cgroup_fs_type = { .name = "cgroup", .get_sb = cgroup_get_sb, .kill_sb = cgroup_kill_sb, } 根据我们之前有关linux文件系统系列的文析.在挂载文件系统的时候,流程会流入file_system_type.get_sb().也就是cgroup_get_sb().由于该代码较长.分段分析如下: static int cgroup_get_sb(struct file_system_type *fs_type, int flags, const char *unused_dev_name, void *data, struct vfsmount *mnt) { struct cgroup_sb_opts opts; int ret = 0; struct super_block *sb; struct cgroupfs_root *root; struct list_head tmp_cg_links; /* First find the desired set of subsystems */ //解析挂载参数 ret = parse_cgroupfs_options(data, &opts); if (ret) { if (opts.release_agent) kfree(opts.release_agent); return ret; } 在这一部份,解析挂载的参数,并将解析的结果存放到opts.opts-> subsys_bits表示指定关联的subsys位图,opts->flags:挂载的标志: opts->release_agent表示指定的release_agent路径. //分配并初始化cgroufs_root root = kzalloc(sizeof(*root), GFP_KERNEL); if (!root) { if (opts.release_agent) kfree(opts.release_agent); return -ENOMEM; } init_cgroup_root(root); /*root->subsys_bits: 该hierarchy上关联的subsys*/ root->subsys_bits = opts.subsys_bits; root->flags = opts.flags; /*如果带了release_agent参数,将其copy到root0 if (opts.release_agent) { strcpy(root->release_agent_path, opts.release_agent); kfree(opts.release_agent); } /*初始化一个super block*/ sb = sget(fs_type, cgroup_test_super, cgroup_set_super, root); /*如果发生错误*/ if (IS_ERR(sb)) { kfree(root); return PTR_ERR(sb); } 在这一部份,主要分配并初始化了一个cgroupfs_root结构.里面的子函数init_cgroup_root()我们在之前已经分析过,这里不再 赘述.其实的初始化包括:设置与之关联的subsys位图,挂载标志和release_agent路径.然后再调用sget()生成一个 super_block结构.调用cgroup_test_super来判断系统中是否有机同的cgroups_root.调用 cgroup_set_super来对super_block进行初始化. 在cgroup_set_super()中,将sb->s_fs_info 指向了cgroutfs_root,cgroufs_root.sb指向生成的super_block. 类似的.如果找到的super_block相关联的cgroupfs_root所表示的subsys_bits和flags与当前cgroupfs_root相同的话,就表示是一个相同的super_block.因为它们的挂载参数是一样的. 举个例子来说明一下有重复super_block的情况: [root@localhost ~]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/cgroup/ [root@localhost ~]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/eric_cgroup/ 在上面的例子中,在挂载到/dev/eric_cgroup目录的时候,就会找到一个相同的super_block.这样实例上两者的操作是一样的.这两 个不同挂载点所代码的vfsmount会找到同一个super_block.也就是说对其中一个目录的操作都会同表现在另一个目录中. /*重复挂载*/ if (sb->s_fs_info != root) { /* Reusing an existing superblock */ BUG_ON(sb->s_root == NULL); kfree(root); root = NULL; } else { /* New superblock */ struct cgroup *cgrp = &root->top_cgroup; struct inode *inode; int i; BUG_ON(sb->s_root != NULL); /*初始化super_block对应的dentry和inode*/ ret = cgroup_get_rootdir(sb); if (ret) goto drop_new_super; inode = sb->s_root->d_inode; mutex_lock(&inode->i_mutex); mutex_lock(&cgroup_mutex); /* * We're accessing css_set_count without locking * css_set_lock here, but that's OK - it can only be * increased by someone holding cgroup_lock, and * that's us. The worst that can happen is that we * have some link structures left over */ /*分配css_set_count个cg_cgroup_link并将它们链入到tmp_cg_links*/ ret = allocate_cg_links(css_set_count, &tmp_cg_links); if (ret) { mutex_unlock(&cgroup_mutex); mutex_unlock(&inode->i_mutex); goto drop_new_super; } /*bind subsys 到hierarchy*/ ret = rebind_subsystems(root, root->subsys_bits); if (ret == -EBUSY) { mutex_unlock(&cgroup_mutex); mutex_unlock(&inode->i_mutex); goto drop_new_super; } /* EBUSY should be the only error here */ BUG_ON(ret); /*将root添加到roots链入.增加root_count计数*/ list_add(&root->root_list, &roots); root_count++; /*将挂载根目录dentry的私有结构d_fsdata反映向root->top_cgroup*/ /*将root->top_cgroup.dentry指向挂载的根目录*/ sb->s_root->d_fsdata = &root->top_cgroup; root->top_cgroup.dentry = sb->s_root; /* Link the top cgroup in this hierarchy into all * the css_set objects */ /*将所有的css_set都和root->top_cgroup关联起来*/ write_lock(&css_set_lock); for (i = 0; i struct hlist_head *hhead = &css_set_table; struct hlist_node *node; struct css_set *cg; hlist_for_each_entry(cg, node, hhead, hlist) { struct cg_cgroup_link *link; BUG_ON(list_empty(&tmp_cg_links)); link = list_entry(tmp_cg_links.next, struct cg_cgroup_link, cgrp_link_list); list_del(&link->cgrp_link_list); link->cg = cg; list_add(&link->cgrp_link_list, &root->top_cgroup.css_sets); list_add(&link->cg_link_list, &cg->cg_links); } } write_unlock(&css_set_lock); /*释放tmp_cg_links的多余项*/ free_cg_links(&tmp_cg_links); BUG_ON(!list_empty(&cgrp->sibling)); BUG_ON(!list_empty(&cgrp->children)); BUG_ON(root->number_of_cgroups != 1); /*在root->top_cgroup下面创建一些文件,包括cgroup共有的和subsys私有的文件*/ cgroup_populate_dir(cgrp); mutex_unlock(&inode->i_mutex); mutex_unlock(&cgroup_mutex); } /*将vfsmount和super_block关联起来*/ return simple_set_mnt(mnt, sb); drop_new_super: up_write(&sb->s_umount); deactivate_super(sb); free_cg_links(&tmp_cg_links); return ret; } 这一部份,首先判断找到的super_block是不是之前就存在的.如果是已经存在的,那就用不着再初始化一个cgroupfs_root结构了.将之 前分配的结构释放掉.然后调用simple_set_mnt()将取得的super_block和vfsmount相关联后退出. 如果super_block是一个新建的.那么就必须要继续初始化cgroupfs_root了. 首先,调用cgroup_get_rootdir()初始化super_block对应的dentry和inode. 然后,调用rebind_subsystems()将需要关联到hierarchy的subsys和root->top_cgroup绑定起来. 最后,将所有的css_set都和root->top_cgroup关联起来.这样就可以从root->top_cgroup找到所有的进程 了.再调用cgroup_populate_dir()在挂载目录下创建一些文件,然后,调用simple_set_mnt()将取得的 super_block和vfsmount相关联后退出. 这个函数的流程还算简单.下面来分析一下里面涉及到的重要的子函数: 6.1: parse_cgroupfs_options()函数分析 这个函数主要是对挂载的参数进行解析.函数代码如下: static int parse_cgroupfs_options(char *data, struct cgroup_sb_opts *opts) { /*如果挂载的时候没有带参数,将o设为"all".表示将所有 *的subsys都与之关联 */ char *token, *o = data ?: "all"; opts->subsys_bits = 0; opts->flags = 0; opts->release_agent = NULL; /*各参数是以","分隔的*/ while ((token = strsep(&o, ",")) != NULL) { if (!*token) return -EINVAL; /*如果为all.表示关联所有的subsys*/ if (!strcmp(token, "all")) { /* Add all non-disabled subsystems */ int i; opts->subsys_bits = 0; for (i = 0; i struct cgroup_subsys *ss = subsys; if (!ss->disabled) opts->subsys_bits |= 1ul } } /*如果指定参数noprefix.设定ROOT_NOPREFIX标志*/ /*在指定noprefix的情况下.subsys创建的文件不会带subsys名称的前缀*/ else if (!strcmp(token, "noprefix")) { set_bit(ROOT_NOPREFIX, &opts->flags); } /*如果指定了release_agent.分opt->release_agent分配内存,并将参数copy到里面*/ else if (!strncmp(token, "release_agent=", 14)) { /* Specifying two release agents is forbidden */ if (opts->release_agent) return -EINVAL; opts->release_agent = kzalloc(PATH_MAX, GFP_KERNEL); if (!opts->release_agent) return -ENOMEM; strncpy(opts->release_agent, token + 14, PATH_MAX - 1); opts->release_agent[PATH_MAX - 1] = 0; } /*其它情况下,将所带参数做为一个susys名处理.到sussys[]找到 *对应的subsys.然后将opts->subsys_bits中的位置1 */ else { struct cgroup_subsys *ss; int i; for (i = 0; i ss = subsys; if (!strcmp(token, ss->name)) { if (!ss->disabled) set_bit(i, &opts->subsys_bits); break; } } if (i == CGROUP_SUBSYS_COUNT) return -ENOENT; } } /* We can't have an empty hierarchy */ /*如果没有关联到subsys.错误*/ if (!opts->subsys_bits) return -EINVAL; return 0; } 对照代码中添加的注释应该很容易看懂.这里就不再做详细分析了. 6.2: rebind_subsystems()函数分析 rebind_subsystems()用来将cgroupfs_root和subsys绑定.代码如下: static int rebind_subsystems(struct cgroupfs_root *root, unsigned long final_bits) { unsigned long added_bits, removed_bits; struct cgroup *cgrp = &root->top_cgroup; int i; /*root->actual_subsys_bits表示当进root中所关键的subsys位图*/ /*如果在root->actual_subsys_bits中.但没有在final_bits中.表示这是 *一次remonut的操作.需要将旧的subsys移除.如果在final_bits中 *存在,但没有在root->actual_subsys_bits中,表示是需要添加的. */ removed_bits = root->actual_subsys_bits & ~final_bits; added_bits = final_bits & ~root->actual_subsys_bits; /* Check that any added subsystems are currently free */ /*如果要关联的subsys已经在其它的hierarchy中了.失败. *如果ss->root != &rootnode表示ss已经链入了其它的cgroupfs_root */ for (i = 0; i unsigned long bit = 1UL struct cgroup_subsys *ss = subsys; if (!(bit & added_bits)) continue; if (ss->root != &rootnode) { /* Subsystem isn't free */ return -EBUSY; } } /* Currently we don't handle adding/removing subsystems when * any child cgroups exist. This is theoretically supportable * but involves complex error handling, so it's being left until * later */ /*如果root->top_cgroup->children不为空.表示该hierarchy还要其它的cgroup *是不能被remount的.(新挂载的root->top_cgroup在初始化的时候将children置空了) */ if (!list_empty(&cgrp->children)) return -EBUSY; /* Process each subsystem */ for (i = 0; i struct cgroup_subsys *ss = subsys; unsigned long bit = 1UL /*添加subsys的情况*/ if (bit & added_bits) { /* We're binding this subsystem to this hierarchy */ /* 添加情况下.将cgrp->subsys指向dummytop->subsys * 并更新dummytop->subsys->root.将其指向要添加的root * 最后调用subsys->bind()操作 */ BUG_ON(cgrp->subsys); BUG_ON(!dummytop->subsys); BUG_ON(dummytop->subsys->cgroup != dummytop); cgrp->subsys = dummytop->subsys; cgrp->subsys->cgroup = cgrp; list_add(&ss->sibling, &root->subsys_list); rcu_assign_pointer(ss->root, root); if (ss->bind) ss->bind(ss, cgrp); } /*移除subsys的情况*/ else if (bit & removed_bits) { /* 移除操作,将对应的cgroup_subsys_state回归到原来的样子.并且也需要 * 将与其subsys bind */ /* We're removing this subsystem */ BUG_ON(cgrp->subsys != dummytop->subsys); BUG_ON(cgrp->subsys->cgroup != cgrp); if (ss->bind) ss->bind(ss, dummytop); dummytop->subsys->cgroup = dummytop; cgrp->subsys = NULL; rcu_assign_pointer(subsys->root, &rootnode); list_del(&ss->sibling); } else if (bit & final_bits) { /* Subsystem state should already exist */ BUG_ON(!cgrp->subsys); } else { /* Subsystem state shouldn't exist */ BUG_ON(cgrp->subsys); } } /*更新root的位图*/ root->subsys_bits = root->actual_subsys_bits = final_bits; synchronize_rcu(); return 0; } 从这个函数也可以看出来.rootnode就是起一个参照的作用.用来判断subsys是否处于初始化状态. 6.3: cgroup_populate_dir()函数分析 cgroup_populate_dir()用来在挂载目录下创建交互文件.代码如下: static int cgroup_populate_dir(struct cgroup *cgrp) { int err; struct cgroup_subsys *ss; /* First clear out any existing files */ /*先将cgrp所在的目录清空*/ cgroup_clear_directory(cgrp->dentry); /*创建files所代码的几个文件*/ err = cgroup_add_files(cgrp, NULL, files, ARRAY_SIZE(files)); if (err return err; /*如果是顶层top_cgroup.创建cft_release_agent所代码的文件*/ if (cgrp == cgrp->top_cgroup) { if ((err = cgroup_add_file(cgrp, NULL, &cft_release_agent)) return err; } /*对所有与cgrp->root关联的subsys都调用populate()*/ for_each_subsys(cgrp->root, ss) { if (ss->populate && (err = ss->populate(ss, cgrp)) return err; } return 0; } 这个函数比较简单.跟踪cgroup_add_file().如下: nt cgroup_add_file(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_subsys *subsys, const struct cftype *cft) { struct dentry *dir = cgrp->dentry; struct dentry *dentry; int error; char name[MAX_CGROUP_TYPE_NAMELEN + MAX_CFTYPE_NAME + 2] = { 0 }; /*如果有指定subsys.且没有使用ROOT_NOPREFIX标志.需要在名称前加上 *subsys的名称 */ if (subsys && !test_bit(ROOT_NOPREFIX, &cgrp->root->flags)) { strcpy(name, subsys->name); strcat(name, "."); } /*将cft->name链接到name代表的字串后面*/ strcat(name, cft->name); BUG_ON(!mutex_is_locked(&dir->d_inode->i_mutex)); /*到cgroup所在的目录下寻找name所表示的dentry,如果不存在,则新建之*/ dentry = lookup_one_len(name, dir, strlen(name)); if (!IS_ERR(dentry)) { /*创建文件inode*/ error = cgroup_create_file(dentry, 0644 | S_IFREG, cgrp->root->sb); /*使dentry->d_fsdata指向文件所代表的cftype*/ if (!error) dentry->d_fsdata = (void *)cft; dput(dentry); } else error = PTR_ERR(dentry); return error; } cgroup_create_file()函数代码如下: static int cgroup_create_file(struct dentry *dentry, int mode, struct super_block *sb) { static struct dentry_operations cgroup_dops = { .d_iput = cgroup_diput, }; struct inode *inode; if (!dentry) return -ENOENT; if (dentry->d_inode) return -EEXIST; /*分配一个inode*/ inode = cgroup_new_inode(mode, sb); if (!inode) return -ENOMEM; /*如果新建的是目录*/ if (S_ISDIR(mode)) { inode->i_op = &cgroup_dir_inode_operations; inode->i_fop = &simple_dir_operations; /* start off with i_nlink == 2 (for "." entry) */ inc_nlink(inode); /* start with the directory inode held, so that we can * populate it without racing with another mkdir */ mutex_lock_nested(&inode->i_mutex, I_MUTEX_CHILD); } /*新建一般文件*/ else if (S_ISREG(mode)) { inode->i_size = 0; inode->i_fop = &cgroup_file_operations; } dentry->d_op = &cgroup_dops; /*将dentry和inode关联起来*/ d_instantiate(dentry, inode); dget(dentry); /* Extra count - pin the dentry in core */ return 0; } 从这个函数我们可以看到.如果是目录的话,对应的操作集为simple_dir_operations和 cgroup_dir_inode_operations.它与cgroup_get_rootdir()中对根目录对应的inode所设置的操作集是一 样的.如果是一般文件,它的操作集为cgroup_file_operations. 在这里,先将cgroup中的文件操作放到一边,我们在之后再来详细分析这个过程. 现在.我们已经将cgroup文件系统的挂载分析完成.接下来看它下面子层cgroup的创建. 七:创建子层cgroup 在目录下通过mkdir调用就可以创建一个子层cgroup.下面就分析这一过程: 经过上面的分析可以得知,cgroup中目录的操作集为: cgroup_dir_inode_operations.结构如下: static struct inode_operations cgroup_dir_inode_operations = { .lookup = simple_lookup, .mkdir = cgroup_mkdir, .rmdir = cgroup_rmdir, .rename = cgroup_rename, }; 从上面看到,对应mkdir的入口为cgroup_mkdir().代码如下: static int cgroup_mkdir(struct inode *dir, struct dentry *dentry, int mode) { /*找到它的上一级cgroup*/ struct cgroup *c_parent = dentry->d_parent->d_fsdata; /* the vfs holds inode->i_mutex already */ /*调用cgroup_create创建cgroup*/ return cgroup_create(c_parent, dentry, mode | S_IFDIR); } 跟踪cgroup_create().代码如下: static long cgroup_create(struct cgroup *parent, struct dentry *dentry, int mode) { struct cgroup *cgrp; struct cgroupfs_root *root = parent->root; int err = 0; struct cgroup_subsys *ss; struct super_block *sb = root->sb; /*分配并初始化一个cgroup*/ cgrp = kzalloc(sizeof(*cgrp), GFP_KERNEL); if (!cgrp) return -ENOMEM; /* Grab a reference on the superblock so the hierarchy doesn't * get deleted on unmount if there are child cgroups. This * can be done outside cgroup_mutex, since the sb can't * disappear while someone has an open control file on the * fs */ atomic_inc(&sb->s_active); mutex_lock(&cgroup_mutex); init_cgroup_housekeeping(cgrp); /*设置cgrp的层次关系*/ cgrp->parent = parent; cgrp->root = parent->root; cgrp->top_cgroup = parent->top_cgroup; /*如果上一级cgroup设置了CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE.那cgrp也设置这个标志*/ if (notify_on_release(parent)) set_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags); /*调用subsys_create()生成cgroup_subsys_state.并与cgrp相关联*/ for_each_subsys(root, ss) { struct cgroup_subsys_state *css = ss->create(ss, cgrp); if (IS_ERR(css)) { err = PTR_ERR(css); goto err_destroy; } init_cgroup_css(css, ss, cgrp); } /*将cgrp添加到上一层cgroup的children链表*/ list_add(&cgrp->sibling, &cgrp->parent->children); /*增加root的cgroups数目计数*/ root->number_of_cgroups++; /*在当前目录生成一个目录*/ err = cgroup_create_dir(cgrp, dentry, mode); if (err goto err_remove; /* The cgroup directory was pre-locked for us */ BUG_ON(!mutex_is_locked(&cgrp->dentry->d_inode->i_mutex)); /*在cgrp下创建几个交互文件*/ err = cgroup_populate_dir(cgrp); /* If err mutex_unlock(&cgroup_mutex); mutex_unlock(&cgrp->dentry->d_inode->i_mutex); return 0; err_remove: list_del(&cgrp->sibling); root->number_of_cgroups--; err_destroy: for_each_subsys(root, ss) { if (cgrp->subsys[ss->subsys_id]) ss->destroy(ss, cgrp); } mutex_unlock(&cgroup_mutex); /* Release the reference count that we took on the superblock */ deactivate_super(sb); kfree(cgrp); return err; } 在这个函数中,主要分配并初始化了一个cgroup结构.并且将它和它的上一层目录以及整个cgroupfs_root构成一个空间层次关系.然后,再调用subsys>create()操作函数.来让subsys知道已经创建了一个cgroup结构. 为了理顺这一部份.将前面分析的cgroup文件系统挂载和cgroup的创建.以及接下来要分析的attach_task()操作总结成一个图.如下示:  八:cgroup中文件的操作 接下来,就来看cgroup文件的操作.在上面曾分析到:文件对应的操作集为cgroup_file_operations.如下所示: static struct file_operations cgroup_file_operations = { .read = cgroup_file_read, .write = cgroup_file_write, .llseek = generic_file_llseek, .open = cgroup_file_open, .release = cgroup_file_release, } 7.1:cgrou文件的open操作 对应的函数为cgroup_file_open().代码如下: static int cgroup_file_open(struct inode *inode, struct file *file) { int err; struct cftype *cft; err = generic_file_open(inode, file); if (err) return err; /*取得文件对应的struct cftype*/ cft = __d_cft(file->f_dentry); if (!cft) return -ENODEV; /*如果定义了read_map或者是read_seq_string*/ if (cft->read_map || cft->read_seq_string) { struct cgroup_seqfile_state *state = kzalloc(sizeof(*state), GFP_USER); if (!state) return -ENOMEM; state->cft = cft; state->cgroup = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent); file->f_op = &cgroup_seqfile_operations; err = single_open(file, cgroup_seqfile_show, state); if (err kfree(state); } /*否则调用cft->open()*/ else if (cft->open) err = cft->open(inode, file); else err = 0; return err; } 有两种情况.一种是定义了read_map或者是read_seq_string的情况.这种情况下,它对应的操作集为 cgroup_seqfile_operations.如果是其它的情况.调用cftype的open()函数.第一种情况,我们等以后遇到了这样的情况 再来详细分析. 7.2:cgroup文件的read操作 对应函数为cgroup_file_read().代码如下: static ssize_t cgroup_file_read(struct file *file, char __user *buf, size_t nbytes, loff_t *ppos) { struct cftype *cft = __d_cft(file->f_dentry); struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent); if (!cft || cgroup_is_removed(cgrp)) return -ENODEV; if (cft->read) return cft->read(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos); if (cft->read_u64) return cgroup_read_u64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos); if (cft->read_s64) return cgroup_read_s64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos); return -EINVAL; } 如上代码所示.read操作会转入到cftype的read()或者read_u64或者read_s64的函数中. 7.3:cgroup文件的wirte操作 对应的操作函数是cgroup_file_write().如下示: static ssize_t cgroup_file_write(struct file *file, const char __user *buf, size_t nbytes, loff_t *ppos) { struct cftype *cft = __d_cft(file->f_dentry); struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent); if (!cft || cgroup_is_removed(cgrp)) return -ENODEV; if (cft->write) return cft->write(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos); if (cft->write_u64 || cft->write_s64) return cgroup_write_X64(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos); if (cft->write_string) return cgroup_write_string(cgrp, cft, file, buf, nbytes, ppos); if (cft->trigger) { int ret = cft->trigger(cgrp, (unsigned int)cft->private); return ret ? ret : nbytes; } return -EINVAL; } 从上面可以看到.最终的操作会转入到cftype的write或者wirte_u64或者wirte_string或者trigger函数中. 7.4:debug subsytem分析 以debug subsystem为例来说明cgroup中的文件操作 Debug subsys定义如下: struct cgroup_subsys debug_subsys = { .name = "debug", .create = debug_create, .destroy = debug_destroy, .populate = debug_populate, .subsys_id = debug_subsys_id, } 在cgroup_init_subsys()中,会以dummytop为参数调用debug.create().对应函数为debug_create().代码如下: static struct cgroup_subsys_state *debug_create(struct cgroup_subsys *ss, struct cgroup *cont) { struct cgroup_subsys_state *css = kzalloc(sizeof(*css), GFP_KERNEL); if (!css) return ERR_PTR(-ENOMEM); return css; } 这里没啥好说的,就是分配了一个cgroup_subsys_state结构. 然后,将cgroup挂载.指令如下: [root@localhost ~]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/cgroup/ 在rebind_subsystems()中,会调用subsys的bind函数.但在debug中无此接口.故不需要考虑. 然后在cgroup_populate_dir()中会调用populate接口.对应函数为debug_populate().代码如下: static int debug_populate(struct cgroup_subsys *ss, struct cgroup *cont) { return cgroup_add_files(cont, ss, files, ARRAY_SIZE(files)); } Debug中的files定义如下: static struct cftype files[] = { { .name = "cgroup_refcount", .read_u64 = cgroup_refcount_read, }, { .name = "taskcount", .read_u64 = taskcount_read, }, { .name = "current_css_set", .read_u64 = current_css_set_read, }, { .name = "current_css_set_refcount", .read_u64 = current_css_set_refcount_read, }, { .name = "releasable", .read_u64 = releasable_read, }, } 来观察一下 /dev/cgroup下的文件: [root@localhost ~]# tree /dev/cgroup/ /dev/cgroup/ |-- debug.cgroup_refcount |-- debug.current_css_set |-- debug.current_css_set_refcount |-- debug.releasable |-- debug.taskcount |-- notify_on_release |-- release_agent `-- tasks 0 directories, 8 files 上面带debug字样的文件是从debug subsys中创建的.其它的是cgroup.c的files中创建的. 我们先来分析每一个subsys共有的文件.即tasks,release_agent和notify_on_release. 7.5:task文件操作 Tasks文件对应的cftype结构如下: static struct cftype files[] = { { .name = "tasks", .open = cgroup_tasks_open, .write_u64 = cgroup_tasks_write, .release = cgroup_tasks_release, .private = FILE_TASKLIST, } 7.5.1:task文件的open操作 当打开文件时,流程就会转入cgroup_tasks_open().代码如下: static int cgroup_tasks_open(struct inode *unused, struct file *file) { /*取得该文件所在层次的cgroup*/ struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent); pid_t *pidarray; int npids; int retval; /* Nothing to do for write-only files */ /*如果是只写的文件系统*/ if (!(file->f_mode & FMODE_READ)) return 0; /* * If cgroup gets more users after we read count, we won't have * enough space - tough. This race is indistinguishable to the * caller from the case that the additional cgroup users didn't * show up until sometime later on. */ /*得到该层cgroup所关联的进程个数*/ npids = cgroup_task_count(cgrp); /*为npids个进程的pid存放分配空间*/ pidarray = kmalloc(npids * sizeof(pid_t), GFP_KERNEL); if (!pidarray) return -ENOMEM; /* 将与cgroup关联进程的pid存放到pid_array_load数组. * 并且按照从小到大的顺序排列 */ npids = pid_array_load(pidarray, npids, cgrp); sort(pidarray, npids, sizeof(pid_t), cmppid, NULL); /* * Store the array in the cgroup, freeing the old * array if necessary */ /* 将npids,pidarray信息存放到cgroup中.如果cgroup之前 * 就有task_pids.将其占放的空间释放 */ down_write(&cgrp->pids_mutex); kfree(cgrp->tasks_pids); cgrp->tasks_pids = pidarray; cgrp->pids_length = npids; cgrp->pids_use_count++; up_write(&cgrp->pids_mutex); /*将文件对应的操作集更改为cgroup_task_operations*/ file->f_op = &cgroup_tasks_operations; retval = seq_open(file, &cgroup_tasks_seq_operations); /*如果操作失败,将cgroup中的pid信息释放*/ if (retval) { release_cgroup_pid_array(cgrp); return retval; } ((struct seq_file *)file->private_data)->private = cgrp; return 0; } 首先,我们来思考一下这个问题:怎么得到与cgroup关联的进程呢? 回到在上面列出来的数据结构关系图.每个进程都会指向一个css_set.而与这个css_set关联的所有进程都会链入到 css_set->tasks链表.而cgroup又可能通过一个中间结构cg_cgroup_link来寻找所有与之关联的所有css_set. 从而可以得到与cgroup关联的所有进程. 在上面的代码中,通过调用cgroup_task_count()来得到与之关联的进程数目,代码如下: int cgroup_task_count(const struct cgroup *cgrp) { int count = 0; struct cg_cgroup_link *link; read_lock(&css_set_lock); list_for_each_entry(link, &cgrp->css_sets, cgrp_link_list) { count += atomic_read(&link->cg->refcount); } read_unlock(&css_set_lock); return count; } 它就是遍历cgro->css_sets.并调其转换为cg_cgroup_link.再从这个link得到css_set.这个css_set的引用计数就是与这个指向这个css_set的task数目. 在代码中,是通过pid_array_load()来得到与cgroup关联的task,并且将进程的pid写入数组pidarray中.代码如下: static int pid_array_load(pid_t *pidarray, int npids, struct cgroup *cgrp) { int n = 0; struct cgroup_iter it; struct task_struct *tsk; cgroup_iter_start(cgrp, &it); while ((tsk = cgroup_iter_next(cgrp, &it))) { if (unlikely(n == npids)) break; pidarray[n++] = task_pid_vnr(tsk); } cgroup_iter_end(cgrp, &it); return n; } 我们在这里遇到了一个新的结构:struct cgroup_iter.它是cgroup的一个迭代器,通过它可以遍历取得与cgroup关联的task.它的使用方法为: 1:调用cgroup_iter_start()来初始化这个迭代码. 2:调用cgroup_iter_next()用来取得cgroup中的下一个task 3:使用完了,调用cgroup_iner_end(). 下面来分析这三个过程: Cgroup_iter_start()代码如下: void cgroup_iter_start(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_iter *it) { /* * The first time anyone tries to iterate across a cgroup, * we need to enable the list linking each css_set to its * tasks, and fix up all existing tasks. */ if (!use_task_css_set_links) cgroup_enable_task_cg_lists(); read_lock(&css_set_lock); it->cg_link = &cgrp->css_sets; cgroup_advance_iter(cgrp, it); } 我们在这里再次遇到了use_task_css_set_links变量.在之前分析cgroup_post_fork()中的时候,我们曾说过,只有在 use_task_css_set_link设置为1的时候,才会调task->cg_list链入到css_set->tasks中. 所以,在这个地方,如果use_task_css_set_link为0.那就必须要将之前所有的进程都链入到它所指向的 css_set->tasks链表.这个过程是在cgroup_enable_task_cg_lists()完成的,这个函数相当简单,就是一个 task的遍历,然后就是链表的链入,在这里就不再详细分析了.请自行阅读它的代码.*^_^* 然后,将it->cg_link指向cgrp->css_sets.我们在前面说过,可以通过cgrp->css_sets就可以得得所有的与cgroup关联的css_set. 到这里,这个迭代器里面还是空的,接下来往里面填充数据.这个过程是在cgroup_advance_iter()中完成,代码如下示: static void cgroup_advance_iter(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_iter *it) { struct list_head *l = it->cg_link; struct cg_cgroup_link *link; struct css_set *cg; /* Advance to the next non-empty css_set */ do { l = l->next; if (l == &cgrp->css_sets) { it->cg_link = NULL; return; } link = list_entry(l, struct cg_cgroup_link, cgrp_link_list); cg = link->cg; } while (list_empty(&cg->tasks)); it->cg_link = l; it->task = cg->tasks.next; } 通过前面的分析可得知,可通过it->cg_link找到与之关联的css_set,然后再通过css_set找到与它关联的task链表.因此每 次往cgroup迭代器里填充数据,就是找到一个tasks链表不为空的css_set.取数据就从css_set->tasks中取.如果数据取 完了,就找下一个tasks链表不为空的css_set. 这样,这个函数的代码就很简单了.它就是找到it->cg_link上tasks链表不为空的css_set项. cgroup_iter_next()的代码如下: struct task_struct *cgroup_iter_next(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_iter *it) { struct task_struct *res; struct list_head *l = it->task; /* If the iterator cg is NULL, we have no tasks */ if (!it->cg_link) return NULL; res = list_entry(l, struct task_struct, cg_list); /* Advance iterator to find next entry */ l = l->next; if (l == &res->cgroups->tasks) { /* We reached the end of this task list - move on to * the next cg_cgroup_link */ cgroup_advance_iter(cgrp, it); } else { it->task = l; } return res; } 如果it->cg_link为空表示it->cg_link已经遍历完了,也就不存放在task了.否则,从it->task中取得 task.如果已经是最后一个task就必须要调用cgroup_advance_iter()填充迭代器里面的数据.最后将取得的task返回. cgroup_iter_end()用来对迭代码进行收尾的工作,代码如下: void cgroup_iter_end(struct cgroup *cgrp, struct cgroup_iter *it) { read_unlock(&css_set_lock); } 它就是释放了在cgroup_iter_start()中持有的锁. 回到cgroup_tasks_open()中.我们接下来会遇到kernel为sequential file提供的一组接口.首先在代码遇到的是seq_open().代码如下: int seq_open(struct file *file, const struct seq_operations *op) { struct seq_file *p = file->private_data; if (!p) { p = kmalloc(sizeof(*p), GFP_KERNEL); if (!p) return -ENOMEM; file->private_data = p; } memset(p, 0, sizeof(*p)); mutex_init(&p->lock); p->op = op; file->f_version = 0; /* SEQ files support lseek, but not pread/pwrite */ file->f_mode &= ~(FMODE_PREAD | FMODE_PWRITE); return 0; } 从代码中可以看出,它就是初始化了一个struct seq_file结构.并且将其关联到file->private_data.在这里要注意将seq_file->op设置成了参数op.在 我们分析的这个情景中,也就是cgroup_tasks_seq_operations.这个在我们分析文件的读操作的时候会用到的. 7.5.2:task文件的read操作 从上面的代码中可看到.在open的时候,更改了file->f_op.将其指向了cgroup_tasks_operations.该结构如下: static struct file_operations cgroup_tasks_operations = { .read = seq_read, .llseek = seq_lseek, .write = cgroup_file_write, .release = cgroup_tasks_release, } 相应的,read操作就会转入到seq_read()中.由于该函数篇幅较大,这里就不列出了.感兴趣的可以自己跟踪看一下,其它就是循环调用 seq_file->op->start() à seq_file->op->show() à seq_file->op->next() à seq_file->op->stop()的过程. 我们在上面分析task文件的open操作的时候,曾经提配过,seq_file->op被指向了cgroup_tasks_seq_operations.定义如下: static struct seq_operations cgroup_tasks_seq_operations = { .start = cgroup_tasks_start, .stop = cgroup_tasks_stop, .next = cgroup_tasks_next, .show = cgroup_tasks_show, } Cgroup_tasks_start()代码如下: static void *cgroup_tasks_start(struct seq_file *s, loff_t *pos) { /* * Initially we receive a position value that corresponds to * one more than the last pid shown (or 0 on the first call or * after a seek to the start). Use a binary-search to find the * next pid to display, if any */ struct cgroup *cgrp = s->private; int index = 0, pid = *pos; int *iter; down_read(&cgrp->pids_mutex); if (pid) { int end = cgrp->pids_length; while (index int mid = (index + end) / 2; if (cgrp->tasks_pids[mid] == pid) { index = mid; break; } else if (cgrp->tasks_pids[mid] index = mid + 1; else end = mid; } } /* If we're off the end of the array, we're done */ if (index >= cgrp->pids_length) return NULL; /* Update the abstract position to be the actual pid that we found */ iter = cgrp->tasks_pids + index; *pos = *iter; return iter; } 它以二分法从cgrp->tasks_pids[ ]中去寻找第一个大于或者等于参数*pos值的项.如果找到了,返回该项.如果没找到.返回NULL. cgroup_tasks_show()代码如下: static int cgroup_tasks_show(struct seq_file *s, void *v) { return seq_printf(s, "%d\n", *(int *)v); } 它就是将pid转换为了字符串. cgroup_tasks_next()就是找到数组中的下一项.代码如下: static void *cgroup_tasks_next(struct seq_file *s, void *v, loff_t *pos) { struct cgroup *cgrp = s->private; int *p = v; int *end = cgrp->tasks_pids + cgrp->pids_length; /* * Advance to the next pid in the array. If this goes off the * end, we're done */ p++; if (p >= end) { return NULL; } else { *pos = *p; return p; } } cgroup_tasks_stop()代码如下: static void cgroup_tasks_stop(struct seq_file *s, void *v) { struct cgroup *cgrp = s->private; up_read(&cgrp->pids_mutex); } 它只是释放了在cgroup_tasks_start()中持有的读写锁. 7.5.3:task文件的close操作 Task文件close时,调用的相应接口为cgroup_tasks_release().代码如下: static int cgroup_tasks_release(struct inode *inode, struct file *file) { struct cgroup *cgrp = __d_cgrp(file->f_dentry->d_parent); if (!(file->f_mode & FMODE_READ)) return 0; release_cgroup_pid_array(cgrp); return seq_release(inode, file); } 它就是将cgroup中的pid信息与seqfile信息释放掉. 到这里,我们已经分析完了task文件的open,read,close操作.我们现在就可以实现一下,看上面的分析是否正确. 在前面已经分析中cgroupfs_root.top_cgroup会将系统中的所有css_set与之关联起来,那么通过 cgroupfs_root_top_cgroup找到的进程应该是系统当前的所有进程.那么相应的,在挂载目录的task文件的内容.应该是系统中所有 进程的pid. 如下所示: [root@localhost cgroup]# cat tasks 1 2 3 ……… ……… 2578 其实,这样做是cgroup子系统开发者特意设置的.它表示所有的进程都在hierarchy的控制之下. 反过来,当我们在挂载目录mkdir一个目录,它下面的task文件内容应该是空的.因为在mkdir后,它对应的cgroup并没有关联任何task. 如下所示: [root@localhost cgroup]# mkdir eric [root@localhost cgroup]# cat eric/tasks [root@localhost cgroup]# 下面我们来看一下task文件的写操作,也就是怎样将进程添加进cgroup. 7.5.4:task文件的write操作 根据上面的文件,可得知task文件的write操作对应的函数为int cgroup_tasks_write().代码如下: static int cgroup_tasks_write(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft, u64 pid) { int ret; /*如果cgroup已经被移除了,非法*/ if (!cgroup_lock_live_group(cgrp)) return -ENODEV; /*将PID为pid的进程与cgroup关联*/ ret = attach_task_by_pid(cgrp, pid); cgroup_unlock(); return ret; } Attach_task_by_pid()的代码如下: static int attach_task_by_pid(struct cgroup *cgrp, u64 pid) { struct task_struct *tsk; int ret; /*如果pid不为0.寻找PID为pid的task.并增加其引用计数*/ if (pid) { rcu_read_lock(); tsk = find_task_by_vpid(pid); if (!tsk || tsk->flags & PF_EXITING) { rcu_read_unlock(); return -ESRCH; } get_task_struct(tsk); rcu_read_unlock(); if ((current->euid) && (current->euid != tsk->uid) && (current->euid != tsk->suid)) { put_task_struct(tsk); return -EACCES; } } /*如果pid为0.表示是将当前进程添加进cgroup*/ else { tsk = current; get_task_struct(tsk); } /*将cgroup与task相关联*/ ret = cgroup_attach_task(cgrp, tsk); /*操作完成,减少其引用计数*/ put_task_struct(tsk); return ret; } 如果写入的是一个不这0的数,表示的是进程的PID值.如果是写入0,表示是将当前进程.这个操作的核心操作是cgroup_attach_task().代码如下: int cgroup_attach_task(struct cgroup *cgrp, struct task_struct *tsk) { int retval = 0; struct cgroup_subsys *ss; struct cgroup *oldcgrp; struct css_set *cg = tsk->cgroups; struct css_set *newcg; struct cgroupfs_root *root = cgrp->root; int subsys_id; /*得到与cgroup关联的第一个subsys的序号*/ get_first_subsys(cgrp, NULL, &subsys_id); /* Nothing to do if the task is already in that cgroup */ /*找到这个进程之前所属的cgroup*/ oldcgrp = task_cgroup(tsk, subsys_id); /*如果已经在这个cgrp里面了.*/ if (cgrp == oldcgrp) return 0; /* 遍历与hierarchy关联的subsys * 如果subsys定义了can_attach函数,就调用它 */ for_each_subsys(root, ss) { if (ss->can_attach) { retval = ss->can_attach(ss, cgrp, tsk); if (retval) return retval; } } /* * Locate or allocate a new css_set for this task, * based on its final set of cgroups */ /*找到这个task所关联的css_set.如果不存在,则新建一个*/ newcg = find_css_set(cg, cgrp); if (!newcg) return -ENOMEM; task_lock(tsk); /*如果task正在执行exit操作*/ if (tsk->flags & PF_EXITING) { task_unlock(tsk); put_css_set(newcg); return -ESRCH; } /*将tak->cgroup指向这个css_set*/ rcu_assign_pointer(tsk->cgroups, newcg); task_unlock(tsk); /* Update the css_set linked lists if we're using them */ /*更改task->cg_list*/ write_lock(&css_set_lock); if (!list_empty(&tsk->cg_list)) { list_del(&tsk->cg_list); list_add(&tsk->cg_list, &newcg->tasks); } write_unlock(&css_set_lock); /* 遍历与hierarchy关联的subsys * 如果subsys定义了attach 函数,就调用它 */ for_each_subsys(root, ss) { if (ss->attach) ss->attach(ss, cgrp, oldcgrp, tsk); } set_bit(CGRP_RELEASABLE, &oldcgrp->flags); synchronize_rcu(); /*减小旧指向的引用计数*/ put_css_set(cg); return 0; } 这个函数逻辑很清楚,它就是初始化task->cgroup.然后将它和subsys相关联.可自行参照代码中的注释进行分析.这里就不再赘述了. 在这里,详细分析一下find_css_set()函数,这个函数有点意思.代码如下: static struct css_set *find_css_set( struct css_set *oldcg, struct cgroup *cgrp) { struct css_set *res; struct cgroup_subsys_state *template[CGROUP_SUBSYS_COUNT]; int i; struct list_head tmp_cg_links; struct cg_cgroup_link *link; struct hlist_head *hhead; /* First see if we already have a cgroup group that matches * the desired set */ read_lock(&css_set_lock); /*寻找从oldcg转换为cgrp的css_set.如果不存在,返回NULL */ res = find_existing_css_set(oldcg, cgrp, template); /*如果css_set已经存在,增加其引用计数后退出*/ if (res) get_css_set(res); read_unlock(&css_set_lock); if (res) return res; 这一部份,先从哈希数组中搜索从oldcg转换cgrp的css_set.如果不存在,返回NULL.如果在哈希数组中存放,增加其引用计数返回即可. Find_existing_css_set()的代码如下: static struct css_set *find_existing_css_set( struct css_set *oldcg, struct cgroup *cgrp, struct cgroup_subsys_state *template[]) { int i; struct cgroupfs_root *root = cgrp->root; struct hlist_head *hhead; struct hlist_node *node; struct css_set *cg; /* Built the set of subsystem state objects that we want to * see in the new css_set */ for (i = 0; i if (root->subsys_bits & (1UL /* Subsystem is in this hierarchy. So we want * the subsystem state from the new * cgroup */ template = cgrp->subsys; } else { /* Subsystem is not in this hierarchy, so we * don't want to change the subsystem state */ template = oldcg->subsys; } } hhead = css_set_hash(template); hlist_for_each_entry(cg, node, hhead, hlist) { if (!memcmp(template, cg->subsys, sizeof(cg->subsys))) { /* All subsystems matched */ return cg; } } /* No existing cgroup group matched */ return NULL; } 如果subsys与新的cgroup相关联,那么它指向新的cgroup->subsys[]中的对应项.否则指向旧的cgrop的对应项.这样做主要是因为,该进程可能还被关联在其它的hierarchy中.所以要保持它在其它hierarchy中的信息. 最后,在css_set_table[ ]中寻找看是否有与template相等的项.有的话返回该项.如果没有.返回NULL. /*分配一个css_set*/ res = kmalloc(sizeof(*res), GFP_KERNEL); if (!res) return NULL; /* Allocate all the cg_cgroup_link objects that we'll need */ /*分配root_count项cg_cgroup_link*/ if (allocate_cg_links(root_count, &tmp_cg_links) kfree(res); return NULL; } /* 初始化刚分配的css_set */ atomic_set(&res->refcount, 1); INIT_LIST_HEAD(&res->cg_links); INIT_LIST_HEAD(&res->tasks); INIT_HLIST_NODE(&res->hlist); /* Copy the set of subsystem state objects generated in * find_existing_css_set() */ /*设置css_set->subsys*/ memcpy(res->subsys, template, sizeof(res->subsys)); 运行到这里的话.表示没有从css_set_table[ ]中找到相应项.因此需要分配并初始化一个css_set结构.并且设置css_set的subsys域. write_lock(&css_set_lock); /* Add reference counts and links from the new css_set. */ /*遍历所有的subsys以及css_set 中的subsys[ ]. *建立task所在的cgroup到css_set的引用 */ for (i = 0; i struct cgroup *cgrp = res->subsys->cgroup; struct cgroup_subsys *ss = subsys; atomic_inc(&cgrp->count); /* * We want to add a link once per cgroup, so we * only do it for the first subsystem in each * hierarchy */ if (ss->root->subsys_list.next == &ss->sibling) { BUG_ON(list_empty(&tmp_cg_links)); link = list_entry(tmp_cg_links.next, struct cg_cgroup_link, cgrp_link_list); list_del(&link->cgrp_link_list); list_add(&link->cgrp_link_list, &cgrp->css_sets); link->cg = res; list_add(&link->cg_link_list, &res->cg_links); } } /*似乎没有地方会更改rootnode.subsys_list.?这里的判断大部份情况是满足的*/ if (list_empty(&rootnode.subsys_list)) { /*建立这个css_set到dumytop的引用*/ /* 这样做,是为了让新建的hierarchy能够关联到所有的进程*/ link = list_entry(tmp_cg_links.next, struct cg_cgroup_link, cgrp_link_list); list_del(&link->cgrp_link_list); list_add(&link->cgrp_link_list, &dummytop->css_sets); link->cg = res; list_add(&link->cg_link_list, &res->cg_links); } BUG_ON(!list_empty(&tmp_cg_links)); 这一部份的关键操作都在代码中添加了相应的注释.如果系统中存在多个hierarchy.那么这个进程肯定也位于其它的hierarchy所对应的cgroup中.因此需要在新分配的css_set中保存这些信息,也就是建立从cgroup到css_set的引用. 另外,关于ist_empty(&rootnode.subsys_list)的操作.似乎没看到有什么地方会更改rootnode.subsys_list.不过,如果rootnode.subsys_list不为空的话,也会在它前面的for循环中检测出来. 总而言之.系统中有root_count个hierarchy.上述的引用保存过程就会进行root_count次.因此.到最后.tmp_cg_links肯定会空了.如果不为空.说明某处发生了错误. /*增加css_set计数*/ css_set_count++; /* Add this cgroup group to the hash table */ /*将其添加到全局哈希数组: css_set_table[ ]*/ hhead = css_set_hash(res->subsys); hlist_add_head(&res->hlist, hhead); write_unlock(&css_set_lock); return res; } 最后,将生成的css_set添加到哈希数组css_set_table[ ]中. 到这里,task文件的操作已经分析完了. 7.6: notify_on_release文件操作 notify_on_release文件对应的cftype结构如下: { .name = "notify_on_release", .read_u64 = cgroup_read_notify_on_release, .write_u64 = cgroup_write_notify_on_release, .private = FILE_NOTIFY_ON_RELEASE, } 从此得知.文件的读操作接口为cgroup_read_notify_on_release().代码如下: static u64 cgroup_read_notify_on_release(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft) { return notify_on_release(cgrp); } 继续跟进notify_on_release().如下示: static int notify_on_release(const struct cgroup *cgrp) { return test_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags); } 从此可以看到,如果当前cgroup设置了CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志.就会返回1.否则.就是为0. 从当前系统中测试一下,如下: [root@localhost cgroup]# cat notify_on_release 0 [root@localhost cgroup]# 文件内容为零.因为top_cgroup上没有设置CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE的标志. notify_on_release文件读操作接口为cgroup_write_notify_on_release().代码如下: static int cgroup_write_notify_on_release(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft, u64 val) { clear_bit(CGRP_RELEASABLE, &cgrp->flags); if (val) set_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags); else clear_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags); return 0; } 从上面的代码可以看到.如果我们写入的是1.就会设置cgroup标志的CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE位.否则.清除CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE位.测试如下: [root@localhost cgroup]# echo 1 > notify_on_release [root@localhost cgroup]# cat notify_on_release 1 [root@localhost cgroup]# echo 0 > notify_on_release [root@localhost cgroup]# cat notify_on_release 0 [root@localhost cgroup]# 7.7: release_agent文件操作 release_agent只有在顶层目录才会有.它所代表的cftype结构如下: static struct cftype cft_release_agent = { .name = "release_agent", .read_seq_string = cgroup_release_agent_show, .write_string = cgroup_release_agent_write, .max_write_len = PATH_MAX, .private = FILE_RELEASE_AGENT, }; 由此可以看到.读文件的接口为cgroup_release_agent_show.代码如下: static int cgroup_release_agent_show(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft, struct seq_file *seq) { if (!cgroup_lock_live_group(cgrp)) return -ENODEV; seq_puts(seq, cgrp->root->release_agent_path); seq_putc(seq, '\n'); cgroup_unlock(); return 0; } 从代码中可以看到.就是打印出root的release_agent_path. 写文件的接口为cgroup_release_agent_write().如下示: static int cgroup_release_agent_write(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft, const char *buffer) { BUILD_BUG_ON(sizeof(cgrp->root->release_agent_path) if (!cgroup_lock_live_group(cgrp)) return -ENODEV; strcpy(cgrp->root->release_agent_path, buffer); cgroup_unlock(); return 0; } 由此得知.往这个文件中写内容,就是设置root的release_agent_path.如下做个测试: [root@localhost cgroup]# cat release_agent [root@localhost cgroup]# echo /bin/ls > release_agent [root@localhost cgroup]# cat release_agent /bin/ls [root@localhost cgroup]# 7.8:debug创建的文件分析 下面分析一下debug subsys中的文件.由于我们挂载的时候没有带noprefix.因为.debug生成的文件都带了一个”debug_”前缀.由debug创建的文件如下示: debug.cgroup_refcount debug.current_css_set_refcount debug.taskcount debug.current_css_set debug.releasable 挨个分析如下: 7.8.1: cgroup_refcount文件操作 Cgroup_refcount所代表的cftype结构如下示: { .name = "cgroup_refcount", .read_u64 = cgroup_refcount_read, }, 可以看到,该文件不能写,只能读.读操作接口为cgroup_refcount_read().代码如下: static u64 cgroup_refcount_read(struct cgroup *cont, struct cftype *cft) { return atomic_read(&cont->count); } 它就是显示出当前cgroup的引用计数. 测试如下: [root@localhost cgroup]# cat debug.cgroup_refcount 0 [root@localhost cgroup]# 顶层的cgroup是位于cgroupfs_root.top_cgroup.它的引用计数为0. 接下来,我们在下层创建一个子层cgroup.如下示: [root@localhost cgroup]# mkdir /dev/cgroup/eric [root@localhost cgroup]# cat /dev/cgroup/eric/debug.cgroup_refcount 0 [root@localhost cgroup]# 可见创建子层cgroup不会增加其引用计数.因为它只是与它的上一层cgroup构成指针指向关系. 现在我们让子层cgroup关联一个进程 [root@localhost cgroup]# echo 1673 > /dev/cgroup/eric/tasks [root@localhost cgroup]# cat /dev/cgroup/eric/debug.cgroup_refcount 1 [root@localhost cgroup]# 可以看到.它的计数比为了1.这里在关联进程的css_set和所在的cgroup时增加的. 7.8.2: current_css_set文件操作 current_css_set对应的cftype结构如下示: { .name = "current_css_set", .read_u64 = current_css_set_read, }, 可看出.它也是一个只读的.读接口为current_css_set_read().代码如下: static u64 current_css_set_read(struct cgroup *cont, struct cftype *cft) { return (u64)(long)current->cgroups; } 它就是显示了当前进程关联的css_set的地址. 测试如下: [root@localhost cgroup]# cat debug.current_css_set 18446744072645980768 7.8.3: current_css_set_refcount文件操作 current_css_set_refcount文件对应的ctype结构如下: { .name = "current_css_set_refcount", .read_u64 = current_css_set_refcount_read, }, 照例.它也是只读的.接口如下: static u64 current_css_set_refcount_read(struct cgroup *cont, struct cftype *cft) { u64 count; rcu_read_lock(); count = atomic_read(¤t->cgroups->refcount); rcu_read_unlock(); return count; } 它就是显示出与当前进程关联的css_set的引用计数. 测试如下: [root@localhost cgroup]# cat debug.current_css_set_refcount 56 表示已经有56个进程关联到这个css_set了. 7.8.3: taskcount文件操作 Taskcount文件对应cftype结构如下: { .name = "taskcount", .read_u64 = taskcount_read, }, 只读文件.接口如下: static u64 taskcount_read(struct cgroup *cont, struct cftype *cft) { u64 count; cgroup_lock(); count = cgroup_task_count(cont); cgroup_unlock(); return count; } 其中,子函数cgroup_task_count()我们在之前已经分析过了.它就是计算与当前cgroup关联的进程数目.这里就不再分析了.测试如下: [root@localhost cgroup]# cat debug.taskcount 56 7.8.4: releasable文件操作 Releasable文件对应的ctype结构如下示: { .name = "releasable", .read_u64 = releasable_read, }, 只读,读接口代码如下: static u64 releasable_read(struct cgroup *cgrp, struct cftype *cft) { return test_bit(CGRP_RELEASABLE, &cgrp->flags); } 它用来查看当前cgroup是否有CGRP_RELEASABLE标志.如果有.显示为1.否则显示为0. 测试如下: [root@localhost cgroup]# cat debug.releasable 0 经过上面的分析.可以知道.如果往cgroup中删除一个关联进程,就会将其设置CGRP_RELEASABLE标志.有下面测试: [root@localhost cgroup]# mkdir eric [root@localhost cgroup]# cat eric/debug.releasable 0 [root@localhost cgroup]# echo 1650 > eric/tasks [root@localhost cgroup]# echo 1701 > eric/tasks [root@localhost cgroup]# cat eric/debug.releasable 0 [root@localhost cgroup]# echo 1650 >tasks [root@localhost cgroup]# cat eric/debug.releasable 1 到这里为止,各subsys共有的文件和debug中的文件操作就已经分析完了.其它的subsys远远比debug要复杂.之后再给出专题分析.详情请关注本站更新.*^_^* 九: notify_on_release操作 下面我们来分析在之前一直在忽略的一个问题.也就是涉及到CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志和root-> release_agent_path[]部份. 它的重用,就是在cgroup中最后的一个进程离开(包括进程退出.进程关联到其它同类型的cgroup),或者是在最后一个子层cgroup被移除的时 候.就会调用用户空间的一个程序.这个程序的路径是在root-> release_agent_path[]中指定的. 下面我们从代码的角度来跟踪一下. 9.1:进程退出 我们在之前在分析父子进程之间的cgroup关系的时候.忽略掉了__put_css_set函数中的一个部份.现在是时候来剥开它了. 次__put_css_set()被忽略的代码片段列出,如下: static void __put_css_set(struct css_set *cg, int taskexit) { ．．．．．． ．．．．．． for (i = 0; i struct cgroup *cgrp = cg->subsys->cgroup; if (atomic_dec_and_test(&cgrp->count) && notify_on_release(cgrp)) { if (taskexit) set_bit(CGRP_RELEASABLE, &cgrp->flags); check_for_release(cgrp); } } ．．．．．． ．．．．．． } 首先,进程退出时,调用__put_css_set时.taskexit参数是为1的,因此在这里,它会将cgroup的flag的CGRP_RELEASABLE位置1. atomic_dec_and_test(&cgrp->count)返回为真的话,说明进程所属的cgroup中已经没有其它的进程了.因此即将要退出的子进程就是cgroup中的最后一个进程. notify_on_release(cgrp)代码如下: static int notify_on_release(const struct cgroup *cgrp) { return test_bit(CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE, &cgrp->flags); } 它用来判断cgroup有没有设定CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志 综合上面的分析.如果cgroup中最后一个进程退出.且cgroup设定了CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志.流程就会转到check_for_release()中.该函数代码如下: static void check_for_release(struct cgroup *cgrp) { /* All of these checks rely on RCU to keep the cgroup * structure alive */ if (cgroup_is_releasable(cgrp) && !atomic_read(&cgrp->count) && list_empty(&cgrp->children) && !cgroup_has_css_refs(cgrp)) { /* Control Group is currently removeable. If it's not * already queued for a userspace notification, queue * it now */ int need_schedule_work = 0; spin_lock(&release_list_lock); if (!cgroup_is_removed(cgrp) && list_empty(&cgrp->release_list)) { list_add(&cgrp->release_list, &release_list); need_schedule_work = 1; } spin_unlock(&release_list_lock); if (need_schedule_work) schedule_work(&release_agent_work); } } 首先,在这里必须要满足以下四个条件才能继续下去: 1:cgroup_is_releasable()返回1. 代码如下: static int cgroup_is_releasable(const struct cgroup *cgrp) { const int bits = (1 (1 return (cgrp->flags & bits) == bits; } 它表示当前cgroup是含含有CGRP_RELEASABLE和CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志.结合我们在上面分析的. CGRP_RELEASABLE标志是进程在退出是就会设置的. 2:cgroup的引用计数为0 3:cgroup没有子层cgroup 4: cgroup_has_css_refs()返回0.代码如下: static int cgroup_has_css_refs(struct cgroup *cgrp) { int i; for (i = 0; i struct cgroup_subsys *ss = subsys; struct cgroup_subsys_state *css; /* Skip subsystems not in this hierarchy */ if (ss->root != cgrp->root) continue; css = cgrp->subsys[ss->subsys_id]; if (css && atomic_read(&css->refcnt)) return 1; } return 0; } 也就是说,cgroup关联的css_set引用计数必须要为0 满足上面几个条件之后.就说明该cgroup是可以释放的.因此将cgroup链接到了release_list.接着调度了工作队列.在工作队列中会完成余下的工作. 下面跟踪看看这个工作队列是怎么处理余下任务的. release_agent_work定义如下: static DECLARE_WORK(release_agent_work, cgroup_release_agent); 该工作队列对应的处理函数为cgroup_release_agent().代码如下: static void cgroup_release_agent(struct work_struct *work) { BUG_ON(work != &release_agent_work); mutex_lock(&cgroup_mutex); spin_lock(&release_list_lock); /*遍历链表,直到其为空*/ while (!list_empty(&release_list)) { char *argv[3], *envp[3]; int i; char *pathbuf = NULL, *agentbuf = NULL; /*取得链表项对应的cgroup*/ struct cgroup *cgrp = list_entry(release_list.next, struct cgroup, release_list); /*将cgroup从release_list中断开*/ list_del_init(&cgrp->release_list); spin_unlock(&release_list_lock); /*将cgroup的路径存放到pathbuf中*/ pathbuf = kmalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL); if (!pathbuf) goto continue_free; if (cgroup_path(cgrp, pathbuf, PAGE_SIZE) goto continue_free; /*agentbuf存放release_agent_path的内容*/ agentbuf = kstrdup(cgrp->root->release_agent_path, GFP_KERNEL); if (!agentbuf) goto continue_free; /*初始化运行参数和环境变量*/ i = 0; argv[i++] = agentbuf; argv[i++] = pathbuf; argv = NULL; i = 0; /* minimal command environment */ envp[i++] = "HOME=/"; envp[i++] = "PATH=/sbin:/bin:/usr/sbin:/usr/bin"; envp = NULL; /* Drop the lock while we invoke the usermode helper, * since the exec could involve hitting disk and hence * be a slow process */ /*调用用户空间的进程*/ mutex_unlock(&cgroup_mutex); call_usermodehelper(argv[0], argv, envp, UMH_WAIT_EXEC); mutex_lock(&cgroup_mutex); continue_free: kfree(pathbuf); kfree(agentbuf); spin_lock(&release_list_lock); } spin_unlock(&release_list_lock); mutex_unlock(&cgroup_mutex); } 该函数遍历release_list中的cgroup.然后以其路径做为参数.调用root->release_agent_path对应的程序. 我们来做如下的实验: 为了配合这次实验.必须要写两个测试的程序.代码如下: Test.c #include #include main() { int i = 30; while(i){ i--; sleep(1); } } 这个进程睡眠30s之后退出.编译成test 另外一个程序代码如下: Main.c #include #include int main(int argc,char *argv[]) { char buf[125] = ""; int i = 0; sprintf(buf,"rm -f /var/eric_test"); system(buf); while(i sprintf(buf,"echo %s >> /var/eric_test",argv); system(buf); i++; } } 它就是将调用参数输出到/var/eric_test下面. 下面就可以开始我们的测试了.挂载目录下已经有一个子层cgroup.如下示: . |-- debug.cgroup_refcount |-- debug.current_css_set |-- debug.current_css_set_refcount |-- debug.releasable |-- debug.taskcount |-- eric | |-- debug.cgroup_refcount | |-- debug.current_css_set | |-- debug.current_css_set_refcount | |-- debug.releasable | |-- debug.taskcount | |-- notify_on_release | `-- tasks |-- notify_on_release |-- release_agent `-- tasks 接下来设置realesse_agent_path和CGRP_NOTIFY_ON_RELEASE标志,指令如下: [root@localhost cgroup]# echo /root/main > release_agent [root@localhost cgroup]# echo 1 > eric/notify_on_release 下面往子层cgroup中添加一个进程.指令如下: [root@localhost cgroup]# /root/test & [1] 4350 [root@localhost cgroup]# echo 4350 > eric/tasks [root@localhost cgroup]# [1]+ Done /root/test 等/root/test运行完之后.就会进行notify_on_release的操作了.印证一下: [root@localhost cgroup]# cat /var/eric_test /root/main /eric 一切都如我们上面分析的一样 9.2:取消进程与cgroup的关联 当cgroup中的最后一个进程取消关联的时候,也会有notify_on_release过程.见下面的代码片段: int cgroup_attach_task(struct cgroup *cgrp, struct task_struct *tsk) { int retval = 0; struct cgroup_subsys *ss; struct cgroup *oldcgrp; struct css_set *cg = tsk->cgroups; ...... ...... set_bit(CGRP_RELEASABLE, &oldcgrp->flags); synchronize_rcu(); put_css_set(cg); } 这个函数我们在之前分析过,不过也把notify_on_release的过程去掉了.现在也把它加上. 代码中的cg是指向进程原本所引用的css_set Oldcgrp是过程之前所在的cgroup 在代码中,会将oldcgrp标志设为CGRP_RELEASABLE.之后也会调用put_css_set().put_css_set()就是我们在上面分析的过程了.如果cgroup为空的话,就会产生notify_on_release的操作. 同样做个测试: 接着上面的测试环境.我们先来看下环境下的相关文件内容: [root@localhost cgroup]# cat release_agent /root/main [root@localhost cgroup]# cat eric/tasks [root@localhost cgroup]# cat eric/notify_on_release 1 [root@localhost cgroup]# pwd /dev/cgroup 好了,测试开始了: [root@localhost cgroup]# rm -rf /var/eric_test [root@localhost cgroup]# echo 1701 > eric/tasks [root@localhost cgroup]# echo 1701 >tasks [root@localhost cgroup]# cat /var/eric_test /root/main /eric 在上面的测试过程中.为了避免影响测试效果.先将/var/eric_test文件删了.然后将进程1701关联到eric所表示的cgroup.然后再 把1701再加最上层cgroup.这样就会造成eric下关联进程为空.相应的会发生notify_on_release过程.上面的测试也印证了这一 说话. 9.3:移除cgroup 当移除cgroup下的最后一个子层cgroup时.也会发生notify_on_release. 看一下移除cgroup时的代码片段: static int cgroup_rmdir(struct inode *unused_dir, struct dentry *dentry) { ...... ...... set_bit(CGRP_RELEASABLE, &parent->flags); check_for_release(parent); ...... } 代码中,parent表示cgroup的上一层.在移除cgroup时,会设置上一层的cgroup标志的CGRP_RELEASABLE位.然后流程同 样会转入到check_for_release().这样,如果上一层cgroup是空的话.就会生notify_on_release操作了. 测试如下: 还是用上层的测试环境.先来看一下初始环境: [root@localhost cgroup]# pwd /dev/cgroup [root@localhost cgroup]# cat release_agent /root/main [root@localhost cgroup]# cat eric/notify_on_release 1 在eric下面再加一层cgroup. [root@localhost cgroup]# mkdir eric/test [root@localhost cgroup]# tree . |-- debug.cgroup_refcount |-- debug.current_css_set |-- debug.current_css_set_refcount |-- debug.releasable |-- debug.taskcount |-- eric | |-- debug.cgroup_refcount | |-- debug.current_css_set | |-- debug.current_css_set_refcount | |-- debug.releasable | |-- debug.taskcount | |-- notify_on_release | |-- tasks | `-- test | |-- debug.cgroup_refcount | |-- debug.current_css_set | |-- debug.current_css_set_refcount | |-- debug.releasable | |-- debug.taskcount | |-- notify_on_release | `-- tasks |-- notify_on_release |-- release_agent `-- tasks 2 directories, 22 files 接着运行如下指令: [root@localhost cgroup]# rm -rf /var/eric_test [root@localhost cgroup]# rmdir eric/test/ [root@localhost cgroup]# cat /var/eric_test /root/main /eric 如上所示.把eric下的唯一一个cgroup移除的时候.就发生了notity_on_release过程. 十:cgroup的proc节点 10.1:/proce/cgroups 在前面分析cgroup初始化的时候.在cgroup_init()中有下面代码片段: int __init cgroup_init(void) { ．．．．．． ．．．．．． proc_create("cgroups", 0, NULL, &proc_cgroupstats_operations) ．．．．．． ．．．．．． } 也就是说.会在proc根目录下创建一个名为cgroups的文件.如下示: [root@localhost cgroup]# ls /proc/cgroups /proc/cgroups 接下来就来分析这个文件的操作. 该文件对应的操作集为 proc_cgroupstats_operations.定义如下: static struct file_operations proc_cgroupstats_operations = { .open = cgroupstats_open, .read = seq_read, .llseek = seq_lseek, .release = single_release, } 从上面看到,这个文件是只读的. 先来看open时的操作,对应接口为cgroupstats_open.代码如下: static int cgroupstats_open(struct inode *inode, struct file *file) { return single_open(file, proc_cgroupstats_show, NULL); } Single_open()函数十分简单.它也是sequences file中提供的一个接口.有关sequences file部份我们在上面已经分析过了. 这里就不再详细分析了.它将seq_file的show操作指向了proc_cgroupstats_show. 我们在上面的proc_cgroupstats_operations结构中可看到,它提供的read操作为seq_read().它就是调用 seq_file中的相关操作.在open的时候,已经将seq_file的show接口指向了proc_cgroupstats_show().代码如 下: static int proc_cgroupstats_show(struct seq_file *m, void *v) { int i; seq_puts(m, "#subsys_name\thierarchy\tnum_cgroups\tenabled\n"); mutex_lock(&cgroup_mutex); for (i = 0; i struct cgroup_subsys *ss = subsys; seq_printf(m, "%s\t%lu\t%d\t%d\n", ss->name, ss->root->subsys_bits, ss->root->number_of_cgroups, !ss->disabled); } mutex_unlock(&cgroup_mutex); return 0; } 从代码中看到,它就是将系统中每subsys名称.所在hierarchy的位码. Hierarchy下面的cgroup数目和subsys的启用状态. 测试如下: [root@localhost cgroup]# cat /proc/cgroups #subsys_name hierarchy num_cgroups enabled cpuset 0 1 1 debug 2 2 1 ns 0 1 1 cpuacct 0 1 1 memory 0 1 1 devices 0 1 1 freezer 0 1 1 从这里可以看到所有的subsys和hierarchy的情况.在上面显示的debug和其它的subsys不同.是因为用的是之前测试notify_on_release的环境.如下示: [root@localhost cgroup]# tree ../cgroup/ ../cgroup/ |-- debug.cgroup_refcount |-- debug.current_css_set |-- debug.current_css_set_refcount |-- debug.releasable |-- debug.taskcount |-- eric | |-- debug.cgroup_refcount | |-- debug.current_css_set | |-- debug.current_css_set_refcount | |-- debug.releasable | |-- debug.taskcount | |-- notify_on_release | `-- tasks |-- notify_on_release |-- release_agent `-- tasks 1 directory, 15 files 10.2:proc下进程镜像中的cgroup 除了在proc顶层目录创建cgroup外.另外在每个进程镜像下都有一个cgroup的文件.如下示: [root@localhost cgroup]# ls /proc/648/cgroup /proc/648/cgroup 来看一下这个文件对应的操作,如下示: static const struct pid_entry tid_base_stuff[] = { ．．．．．． ．．．．．． #ifdef CONFIG_CGROUPS REG("cgroup", S_IRUGO, cgroup), #endif ．．．．．． } #define REG(NAME, MODE, OTYPE) \ NOD(NAME, (S_IFREG|(MODE)), NULL, \ &proc_##OTYPE##_operations, {}) 从上面可以看到．Cgroup对应的操作为&proc_cgroup_operations 定义如下： struct file_operations proc_cgroup_operations = { .open = cgroup_open, .read = seq_read, .llseek = seq_lseek, .release = single_release, }; Open对应的操作为cgroup_open.定义如下： static int cgroup_open(struct inode *inode, struct file *file) { struct pid *pid = PROC_I(inode)->pid; return single_open(file, proc_cgroup_show, pid); } 又见到single_open()了．如上面的分析一样，read操作的时候会转入到proc_cgroup_show()．代码如下： static int proc_cgroup_show(struct seq_file *m, void *v) { struct pid *pid; struct task_struct *tsk; char *buf; int retval; struct cgroupfs_root *root; retval = -ENOMEM; buf = kmalloc(PAGE_SIZE, GFP_KERNEL); if (!buf) goto out; retval = -ESRCH; pid = m->private; tsk = get_pid_task(pid, PIDTYPE_PID); if (!tsk) goto out_free; retval = 0; mutex_lock(&cgroup_mutex); /*遍历所有的cgroupfs_root*/ for_each_root(root) { struct cgroup_subsys *ss; struct cgroup *cgrp; int subsys_id; int count = 0; /* Skip this hierarchy if it has no active subsystems */ /*如果hierarchy中没有subsys.就继续下一个rootnode就是这样的情况*/ if (!root->actual_subsys_bits) continue; /*打印hierarchy中的subsys位图*/ seq_printf(m, "%lu:", root->subsys_bits); /*打印hierarchy中的subsys名称*/ for_each_subsys(root, ss) seq_printf(m, "%s%s", count++ ? "," : "", ss->name); seq_putc(m, ':'); /*进程所在cgroup的path*/ get_first_subsys(&root->top_cgroup, NULL, &subsys_id); cgrp = task_cgroup(tsk, subsys_id); retval = cgroup_path(cgrp, buf, PAGE_SIZE); if (retval goto out_unlock; seq_puts(m, buf); seq_putc(m, '\n'); } out_unlock: mutex_unlock(&cgroup_mutex); put_task_struct(tsk); out_free: kfree(buf); out: return retval; } 它的核心操作在这个for循环中,它的操作在注释中已经详细的说明了．在这里不做详细分析． 我将虚拟机重启了 *^_^*,所以现在的环境不是我们之前的测试环境了 测试一下： [root@localhost ~]# cat /proc/646/cgroup [root@localhost ~]# 说明当前系统中还没有hierarchy． 接下来挂载上一个: [root@localhost ~]# mkdir /dev/cgroup [root@localhost ~]# mount -t cgroup cgroup -o debug /dev/cgroup/ [root@localhost ~]# cat /proc/6 6/ 609/ 646/ [root@localhost ~]# cat /proc/646/cgroup 2:debug:/ [root@localhost ~]# 从上面可以看到．系统已经有一个hierarchy.且绑定的是debug subsys.当前进程是位于它的顶层. 继续测试： [root@localhost ~]# mkdir /dev/cgroup/eric [root@localhost ~]# echo 646 > /dev/cgroup/eric/tasks [root@localhost ~]# cat /proc/646/cgroup 2:debug:/eric [root@localhost ~]# 可以看到，当前进程是位于eric这个cgroup中． 十一：小结 在这一节里，用大篇幅详细的描述了整个cgroup的框架.cgroup框架并不复杂，只是其中的数据结构和大量的全局变量弄的头昏眼花．因此理顺这些数 据结构和变量是阅读cgroup代码的关键.另外在cgroup中对于RCU和rw_mutex的使用也有值得推敲的地方.不过由于篇幅关系,就不再分析 这一部份.在接下来专题里.以cgroup框架为基础来分析几个重要的subsys. 本文来自ChinaUnix博客，如果查看原文请点：http://blog.chinaunix.net/u1/51562/showart_1736813.html |
