调度域 ¶

每个CPU有一个“基”调度域（struct sched_domain）。调度域层次结构从基调度域构建而来，可 通过->parent指针自下而上遍历。->parent必须以NULL结尾，调度域结构体必须是per-CPU的， 因为它们无锁更新。

每个调度域管辖数个CPU（存储在->span字段中）。一个调度域的span必须是它的子调度域span的 超集（如有需求出现，这个限制可以放宽）。CPU i的基调度域必须至少管辖CPU i。每个CPU的 顶层调度域通常将会管辖系统中的全部CPU，尽管严格来说这不是必须的，假如是这样，会导致某些 CPU出现永远不会被指定任务运行的情况，直到允许的CPU掩码被显式设定。调度域的span字段意味 着“在这些CPU中做进程负载均衡”。

每个调度域必须具有一个或多个CPU调度组（struct sched_group），它们以单向循环链表的形式 组织，存储在->groups指针中。这些组的CPU掩码的并集必须和调度域span字段一致。->groups 指针指向的这些组包含的CPU，必须被调度域管辖。组包含的是只读数据，被创建之后，可能被多个 CPU共享。任意两个组的CPU掩码的交集不一定为空，如果是这种情况，对应调度域的SD_OVERLAP 标志位被设置，它管辖的调度组可能不能在多个CPU中共享。

调度域中的负载均衡发生在调度组中。也就是说，每个组被视为一个实体。组的负载被定义为它 管辖的每个CPU的负载之和。仅当组的负载不均衡后，任务才在组之间发生迁移。

在kernel/sched/core.c中，trigger_load_balance()在每个CPU上通过scheduler_tick() 周期执行。在当前运行队列下一个定期调度再平衡事件到达后，它引发一个软中断。负载均衡真正 的工作由run_rebalance_domains()->rebalance_domains()完成，在软中断上下文中执行 （SCHED_SOFTIRQ）。

后一个函数有两个入参：当前CPU的运行队列、它在scheduler_tick()调用时是否空闲。函数会从 当前CPU所在的基调度域开始迭代执行，并沿着parent指针链向上进入更高层级的调度域。在迭代 过程中，函数会检查当前调度域是否已经耗尽了再平衡的时间间隔，如果是，它在该调度域运行 load_balance()。接下来它检查父调度域（如果存在），再后来父调度域的父调度域，以此类推。

起初，load_balance()查找当前调度域中最繁忙的调度组。如果成功，在该调度组管辖的全部CPU 的运行队列中找出最繁忙的运行队列。如能找到，对当前的CPU运行队列和新找到的最繁忙运行 队列均加锁，并把任务从最繁忙队列中迁移到当前CPU上。被迁移的任务数量等于在先前迭代执行 中计算出的该调度域的调度组的不均衡值。

实现调度域 ¶

基调度域会管辖CPU层次结构中的第一层。对于超线程（SMT）而言，基调度域将会管辖同一个物理 CPU的全部虚拟CPU，每个虚拟CPU对应一个调度组。

在SMP中，基调度域的父调度域将会管辖同一个结点中的全部物理CPU，每个调度组对应一个物理CPU。 接下来，如果是非统一内存访问（NUMA）系统，SMP调度域的父调度域将管辖整个机器，一个结点的 CPU掩码对应一个调度组。亦或，你可以使用多级NUMA；举例来说Opteron处理器，可能仅用一个 调度域来覆盖它的一个NUMA层级。

实现者需要阅读include/linux/sched/sd_flags.h的注释：读SD_*来了解具体情况以及调度域的 SD标志位调节了哪些东西。

体系结构可以把指定的拓扑层级的通用调度域构建器和默认的SD标志位覆盖掉，方法是创建一个 sched_domain_topology_level数组，并以该数组作为入参调用set_sched_topology()。

调度域调试基础设施可以通过CONFIG_SCHED_DEBUG开启，并在开机启动命令行中增加 “sched_verbose”。如果你忘记调整开机启动命令行了，也可以打开 /sys/kernel/debug/sched/verbose开关。这将开启调度域错误检查的解析，它应该能捕获（上文 描述过的）绝大多数错误，同时以可视化格式打印调度域的结构。