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Linux cgroup机制分析之框架分析

2016-01-07 16:00 375 查看

原文链接：http://ericxiao.cublog.cn/

一: 前言

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linuxkernel
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%,cgroupB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debugsubsystem做的一个测试./dev/cgroup是debugsubsys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 ofsubsystems intended to be attached to this

   * hierarchy

   */

   //hierarchy相关联的subsys 位图

unsigned long subsys_bits;

/* The bitmask of subsystemscurrently attached to this hierarchy */

//当前hierarchy 中的subsys位图

unsigned long actual_subsys_bits;

/* A list running through theattached subsystems */

//hierarchy中的subsys链表

struct list_head subsys_list;

/* The root cgroup for thishierarchy */

//hierarchy中的顶层cgroup

struct cgroup top_cgroup;

/* Tracks how many cgroups arecurrently defined in hierarchy.*/

//hierarchy中cgroup的数目

int number_of_cgroups;

/* A list running through themounted 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 releasenotifications. */

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. >0means busy, but doesn't

   * necessarily indicatethe 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_headchildren;  /* 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 eachregistered 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structtask_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 bycss_set_lock */

struct css_set *cgroups;

/* cg_list protected by css_set_lockand 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.structcg_cgroup_link.它的定义如下:

struct cg_cgroup_link {

/*

   * List running throughcg_cgroup_links associated with a

   * cgroup, anchored oncgroup->css_sets

   */

struct list_head cgrp_link_list;

/*

   * List running throughcg_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structcss_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 anyreaders

   * can see it. Similar to atomic_dec_and_lock(), butfor 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, structvfsmount *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 withoutlocking

      * css_set_lock here, but that's OK - itcan only be

      * increased by someone holdingcgroup_lock, and

      * that's us. The worst that can happenis 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 hierarchyinto 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) {

            structcg_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-disabledsubsystems */

         int i;

         opts->subsys_bits = 0;

         for (i = 0; i

            structcgroup_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 releaseagents 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 beingleft 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 subsystemto 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 thissubsystem */

         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 shouldalready exist */

         BUG_ON(!cgrp->subsys);

      } else {

         /* Subsystem stateshouldn'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,

            structcgroup_subsys *subsys,

            const structcftype *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,

            structsuper_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 withanother 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 childcgroups.  This

   * can be done outside cgroup_mutex, since the sb can't

   * disappear while someone has an open control file onthe

   * 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, (unsignedint)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debugsubsystem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, wewon't have

   * enough space - tough.  This race isindistinguishable to the

   * caller from the case that the additional cgroupusers 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 acgroup,

   * we need to enable the list linking each css_set toits

   * 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() àseq_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 thatcorresponds to

   * one more than the last pid shown (or 0 on the firstcall or

   * after a seek to the start). Use a binary-search tofind 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 wefound */

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 goesoff 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)

            returnretval;

      }

}

/*

   * 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 thishierarchy. So we want

         * the subsystem state fromthe new

         * cgroup */

         template = cgrp->subsys;

      } else {

         /* Subsystem is not in thishierarchy, so we

         * don't want to change thesubsystem 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 ineach

      * 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.taskcountdebug.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 userspacenotification, 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 theusermode helper,

      * since the exec could involve hittingdisk 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 noactive 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.

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