一、前言

操作系統(tǒng)上運作著各種應(yīng)用、服務(wù)來滿足用戶需求，這些應(yīng)用、服務(wù)實現(xiàn)的功能，通常都會依托一個個具體的線程來完成。在2022年的今天，無論是手機用戶還是平臺廠商，都不會容忍一臺手機的功能僅限于單一的通信功能。手機設(shè)備不比服務(wù)器，其多核架構(gòu)體系上只存在8個cpu core，而執(zhí)行線程的數(shù)量卻輕而易舉超過8個。

每個cpu上該執(zhí)行什么線程，是由linux線程調(diào)度器來進(jìn)行決策的，關(guān)于這一部分，網(wǎng)上已經(jīng)有相當(dāng)多的文章進(jìn)行描述，因此本文在講解一些概念的基礎(chǔ)上，會分析為何當(dāng)前的調(diào)度器仍滿足不了android系統(tǒng)的業(yè)務(wù)需求，我們?yōu)楹芜€需要做調(diào)度優(yōu)化。先拋出一張圖（圖1），大家感受下高負(fù)載下的cpu，是不是像極了正在工作的你，忙的不可開交！

圖1 高負(fù)載系統(tǒng)運行狀態(tài)

擁有android開發(fā)經(jīng)驗的伙伴，都清楚上面是通過google perfetto工具抓取的系統(tǒng)運行狀態(tài)圖示，8個核心全部跑滿，要達(dá)到這樣的現(xiàn)象并不困難，多啟動幾個應(yīng)用，抓取下啟動時的狀態(tài)即可。那么問題來了，高負(fù)載的系統(tǒng)中，每個核心都不止運行一個線程，這必然導(dǎo)致線程執(zhí)行存在先后順序，每次執(zhí)行的時間也存在差異，那么，影響用戶體驗的線程能否及時執(zhí)行起來，能否得到足夠長的執(zhí)行時間，就顯得尤為重要，這也是調(diào)度團(tuán)隊需要解決的問題。

二、線程調(diào)度器如何運作

實際的開發(fā)過程中，我們發(fā)現(xiàn)CFS調(diào)度類線程更容易出現(xiàn)調(diào)度問題，因此目前調(diào)度的優(yōu)化圍繞該調(diào)度類展開。下文的主要分析對象為CFS調(diào)度類，我們先從幾個基礎(chǔ)概念入手。

2.1 基礎(chǔ)調(diào)度概念

調(diào)度類（sched class）：linux內(nèi)核支持的調(diào)度類如圖2所示，每個線程歸屬于其中一種調(diào)度類，并遵循一種調(diào)度策略。android系統(tǒng)中，覆蓋面最廣的是CFS調(diào)度類fair_sched_class，其次是實時調(diào)度類中的rt_sched_class，我們喜歡將它們的線程分別成為cfs線程和rt線程。調(diào)度類存在優(yōu)先級，圖2從上到下羅列的調(diào)度類，優(yōu)先級從高至底。調(diào)度器總是從最高優(yōu)先級的調(diào)度類中開始檢索需要執(zhí)行的線程，同個調(diào)度類存在多個線程，則按具體的調(diào)度策略進(jìn)行檢索。

圖2 linux支持調(diào)度類

調(diào)度類提供的實現(xiàn)接口用于定制具體的調(diào)度策略，開發(fā)人員也可按照相應(yīng)的規(guī)則實現(xiàn)自己的調(diào)度類和調(diào)度策略。

運行隊列（runqueue）：線程需要執(zhí)行時，會選取某個核，并放置到該核對應(yīng)的運行隊列上，這個過程我們稱為入隊；當(dāng)線程由于某種原因不再需要執(zhí)行時，將從運行隊列上摘除，對應(yīng)的過程即出隊。不同調(diào)度策略，運行隊列的維護(hù)方式不同，如cfs線程的隊列維護(hù)是通過紅黑樹完成，而rt線程的隊列維護(hù)則是通過優(yōu)先級鏈表完成。

注：圖3為CFS調(diào)度類的實現(xiàn)，對應(yīng)的接口作用如表1所示。

圖3 cfs調(diào)度策略實現(xiàn)接口

表1 cfs調(diào)度策略接口作用

調(diào)度延遲（sched latency）：線程在運行隊列中的等待時間，這主要來自三個方面：從idle cpu喚醒需要等待器件做好準(zhǔn)備；等待更高優(yōu)先級調(diào)度類線程執(zhí)行完成；等待同調(diào)度類的線程時間片耗盡。

時間片（sched slice）：線程單次執(zhí)行的時長。CFS調(diào)度策略存在調(diào)度周期，理想情況下，調(diào)度周期內(nèi)運行隊列的每個線程都將執(zhí)行一次，當(dāng)運行隊列中只有一個線程時，將總是由該線程分得全部時間片。

圖4 調(diào)度延遲與時間片

2.2 權(quán)重的作用

CFS調(diào)度策略就是青天大老爺，它來到linux內(nèi)核，只做三件事：公平！公平！還是公平！其公平規(guī)則緊緊圍繞權(quán)重展開，理解了權(quán)重的作用，也就掌握了該調(diào)度策略的核心。

我們知道，每個線程都存在優(yōu)先級priority，記錄在其抽象結(jié)構(gòu)體struct task_struct中，并提供相應(yīng)的系統(tǒng)調(diào)用供用戶修改。實際上，android通過這些系統(tǒng)調(diào)用指定的是nice值，如表2所示。

文件路徑：system/core/libsystem/include/system/thread_defs.h

表2 android系統(tǒng)指定線程屬性值

nice值與priority之間存在一個轉(zhuǎn)換關(guān)系，如下：

nice值在一定程度上定義了該線程的重要程度，它是一個存在很久的概念。在CFS調(diào)度策略誕生之前，普通線程指定nice值后，調(diào)度器會賦予固定大小的時間片。nice值越小，優(yōu)先級越高，時間片越大。調(diào)度器總是讓高優(yōu)先級的線程優(yōu)先執(zhí)行完分配的時間片。這樣的做法存在兩個問題：

（1）低優(yōu)先級的調(diào)度延遲無法得到有效控制。由于總是讓高優(yōu)先級先執(zhí)行，那么調(diào)度延遲很大程度上取決于高優(yōu)先級線程的數(shù)量。

（2）固定時間片會導(dǎo)致低優(yōu)先級線程的執(zhí)行變得異常艱難。低優(yōu)先級線程本身時間片是非常小的，如果長時間的等待換來的是幾個ms的執(zhí)行，那它的任務(wù)將很難執(zhí)行完。

因此，內(nèi)核引入CFS調(diào)度策略，保證公平調(diào)度。為此，調(diào)度器特地給nice值建立一一對應(yīng)的權(quán)重值，如圖5所示，注意到，一共有40個權(quán)重等級，代表CFS調(diào)度類線程的nice范圍[-20, 19]：

圖5 權(quán)重映射表

權(quán)重與nice值的計算關(guān)系如下：

weight = 1024 / (1.25 ^ nice)

權(quán)重的作用主要體現(xiàn)在兩個方面：

（1）時間片分配大小

時間片是按線程權(quán)重占比進(jìn)行分配。如果兩個權(quán)重為1024（nice值為0）的線程放在同個核上，在沒有其它線程干擾的情況下，這兩個線程將平分整個調(diào)度周期。我們將掛在運行隊列的線程看做一個調(diào)度實體se（sched entity），則該se的時間片為：

slice = se->load.weight / cfs_rq->load

其中，se->load.weight代表該se的權(quán)重值，即圖5中nice值對應(yīng)的數(shù)值（如果該se代表一個具體線程）。cfs_rq->load則代表當(dāng)前運行隊列上所有調(diào)度實體的權(quán)重總和。注意，以上描述僅適用于未開啟組調(diào)度的情況，當(dāng)開啟組調(diào)度后，情況會有些微不同，另有章節(jié)涉及。

（2）虛擬時間增長

調(diào)度實體的執(zhí)行時間，將按照權(quán)重反饋到虛擬時間的增長上。我們之前說過，CFS調(diào)度策略是通過一棵紅黑樹來進(jìn)行維護(hù)的，虛擬時間越小的線程，將掛在紅黑樹的越左端，而最左端是普遍情況下調(diào)度器選取的下一個執(zhí)行對象。

對于一個權(quán)重為1024的線程，執(zhí)行2ms時，會原封不動地將這2個ms累加到虛擬時間上，但是，當(dāng)它的權(quán)重增加到9548時（對應(yīng)nice值為-10），虛擬時間只增加0.2ms。它們之間存在以下關(guān)系：

vruntime = exectime * (1024 / se->load.weight)

虛擬時間除了會影響調(diào)度實體在紅黑樹中的位置外，還影響喚醒搶占能否成功。如下：

傳遞的參數(shù)中，*curr代表當(dāng)前正在執(zhí)行的調(diào)度實體，*se代表準(zhǔn)備發(fā)起搶占的調(diào)度實體。此次搶占能否成功，取決于*curr的虛擬時間是否大于*se，當(dāng)差值超過gran值時，則成功發(fā)起一次搶占。這樣設(shè)計的邏輯是，*curr通常是上一次調(diào)度器選擇時，紅黑樹中最左端的調(diào)度實體（即虛擬時間最小），在周期tick到來之前，它理應(yīng)獲得的時間片可能還沒耗盡，此時如果直接允許喚醒的*se發(fā)起搶占，那對*curr是不公平的，那么，如果不發(fā)生搶占是否可行呢？這里運行隊列已經(jīng)發(fā)生變化（一個新的task掛入隊列），需要盡快重新核算調(diào)度周期和時間片，如果等到周期tick命中當(dāng)前任務(wù)再核算可能黃花菜都涼了，一個簡單的例子（圖6）：

圖6 喚醒搶占

調(diào)度周期是10ms，任務(wù)A和B由于權(quán)重相同各分5ms，圖中第二個tick到來后， A時間片耗盡切換到B。1ms后，任務(wù)C喚醒。如果發(fā)生搶占，那么在喚醒之前的調(diào)度周期中，任務(wù)B就太可憐了，沒有跟A一樣耗盡時間片。如果不發(fā)生搶占，那么喚醒的C需要等待下一次tick到來，基于新的系統(tǒng)狀況來核算任務(wù)B的時間片（由于新增高優(yōu)先級任務(wù)，大概率會耗盡其時間片），對于C這個高優(yōu)先級任務(wù)而言，調(diào)度延遲又長了點。

總之，交給虛擬時間吧！值得注意的是，gran值依然是受權(quán)重值影響，*se的權(quán)重越大，gran值越小，其潛在含義是，如果喚醒線程優(yōu)先級高，那么gran值就小，從而更容易發(fā)生喚醒搶占）。如下：

gran = sysctl_sched_wakeup_granularity * (1024 / se->load.weight)

其中，sysctl_sched_wakeup_granularity是內(nèi)核提供給用戶空間的一個可設(shè)置的數(shù)值。

三、如何進(jìn)行優(yōu)化

3.1 存在的問題

在了解調(diào)度的基礎(chǔ)概念以及權(quán)重的作用后，我們應(yīng)該明白調(diào)度器是如何運作的。CFS調(diào)度策略最讓人驚嘆的就是其基于虛擬時間的公平調(diào)度。假定調(diào)度周期為10ms，并且只有兩個線程位于同個運行隊列上，則：

對于假設(shè)1，兩個線程的權(quán)重相同，平分10ms的調(diào)度周期，時間片均為5ms，對應(yīng)的虛擬時間也相同；對于假設(shè)2，兩個線程的權(quán)重存在差異，時間片也產(chǎn)生很大的差別，但是將時間片轉(zhuǎn)換為虛擬時間，依然基本一致。注意，以上計算僅存在于理論中，實際上，由于存在調(diào)度時機，線程并不會在0.002ms后立刻發(fā)生切換。

這樣的“公平”設(shè)計很巧妙，但是依然不滿足手機這種強交互設(shè)備對及時性的需求。首先，執(zhí)行時間會不斷累積到虛擬時間上，這意味著，一個長時間執(zhí)行的線程，即便權(quán)重很高，它依然逃脫不了虛擬時間的不停增加，也就存在被其它長時間睡眠的喚醒線程搶占的可能性。其次，實際運行情況下，即便一個線程的權(quán)重很高，它始終不能分到一個周期內(nèi)全部的時間片，并且分到的時間片也是有限的，當(dāng)時鐘周期tick命中后，cpu使用權(quán)交給另一個線程，往往需要到下一個周期tick的調(diào)度點才能交換回來。

3.2 調(diào)度優(yōu)化點

從2.2節(jié)表2可以發(fā)現(xiàn)，原生android對系統(tǒng)中一些關(guān)鍵線程會進(jìn)行優(yōu)化，比如將負(fù)責(zé)圖形顯示合成的surfaceflinger線程、hw-composer線程更改為實時調(diào)度類，能有效降低調(diào)度延遲，確保任務(wù)執(zhí)行完再調(diào)度出去。但系統(tǒng)中如果存在較多的實時線程是不合適的，實時線程并不講究“公平”，很可能會導(dǎo)致關(guān)鍵線程執(zhí)行互相受到影響，或者影響其它普通線程。因此，android主要還是通過提高CFS調(diào)度類線程的優(yōu)先級來進(jìn)行改善，如音頻普通線程使用的nice值為-16，前臺交互應(yīng)用的UI、Render線程使用的nice值為-10，system_server下一些關(guān)鍵持鎖線程nice值為-2或者-4。

從3.1節(jié)我們也可以知道，這樣的優(yōu)化在高負(fù)載下仍然會存在問題，現(xiàn)在系統(tǒng)中CFS調(diào)度類的線程對時延要求越來越高，比如120刷新率的界面，一幀合成時間就要求在8ms以內(nèi)，也就兩個周期tick的時間長度（250HZ）。因此，我們可以從更底層的角度去對這些關(guān)鍵的CFS調(diào)度類線程做改善，比如做以下嘗試：

（1）喚醒搶占維度：關(guān)鍵線程喚醒時，我們是不是可以不考慮虛擬時間的評估，直接對當(dāng)前非關(guān)鍵線程發(fā)起搶占呢；反之，非關(guān)鍵線程在喚醒時，則不允許對關(guān)鍵線程進(jìn)行搶占。

（2）避開高優(yōu)先級調(diào)度類：關(guān)鍵線程在選核時，如果能避開更高優(yōu)先級調(diào)度類所在的核心，那么這一部分的調(diào)度延遲就可以避免。

（3）虛擬時間補償：原生內(nèi)核其實已經(jīng)存在此類做法，當(dāng)線程長時間休眠時，并不會累加運行時間到其虛擬時間，線程喚醒后，將遠(yuǎn)小于當(dāng)前運行隊列的虛擬時間最小值。試想一下，如果我們不做任何改動，那該線程將長期霸占紅黑樹最左端的位置，這顯然是不合理的。因此在喚醒時，內(nèi)核對其進(jìn)行修正，使虛擬時間對齊到最小虛擬時間的基礎(chǔ)上，僅減少半個或1個調(diào)度周期時長作為補償。對于短時間休眠呢？短休眠的線程有可能其虛擬時間大于補償后的時間，那就仍維持現(xiàn)狀掛入。

對于關(guān)鍵線程，我們依然可以采用這個思路，喚醒時削減一定的虛擬時間作為補償，使其在接下來的幾次調(diào)度中占據(jù)優(yōu)勢。

圖7 原生內(nèi)核對休眠線程的vruntime補償

四、組調(diào)度的引入

4.1 認(rèn)識調(diào)度組

谷歌這兩年在推行通用內(nèi)核鏡像（GKI），使用android系統(tǒng)的手機廠商，都必須確保設(shè)備能直接使用GKI鏡像，因此，廠商在內(nèi)核修改這一塊存在許多限制。在kernel-5.4內(nèi)核引入GKI1.0之后，我們發(fā)現(xiàn)谷歌使能組調(diào)度功能， CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED配置為true，分組的情況如圖8所示，關(guān)鍵組別如下：

dev/cpuctl/tasks ---- root組

dev/cpuctl/top-app/tasks ---- top-app組（用戶交互組）

dev/cpuctl/foreground/tasks ---- 前臺組

dev/cpuctl/background/tasks ---- 后臺組

...

圖8 android使用組調(diào)度

組調(diào)度對CFS調(diào)度策略的影響是顯著的，原生內(nèi)核提供這套機制，是為了將各類線程按group的形式進(jìn)行資源分配，也就是將同一屬性的線程歸納到同一個group下，而android系統(tǒng)也順勢將各類應(yīng)用進(jìn)程、服務(wù)進(jìn)程放入相應(yīng)的組中，內(nèi)核線程則默認(rèn)放在root組（這一點很重要）。

4.2 公平分配規(guī)則的變動

我們在2.2節(jié)提到過調(diào)度實體的概念，當(dāng)時是將每個線程看做一個調(diào)度實體，而調(diào)度實體是掛在運行隊列上的，引入調(diào)度組之后，調(diào)度實體就不一定是代表一個待執(zhí)行線程了，組調(diào)度為其建立起層級結(jié)構(gòu)，如圖9所示。

圖9 組調(diào)度建立起層級結(jié)構(gòu)

在頂層的cfs_rq上，掛載兩個調(diào)度實體，其中一個為task級別的se，屬于root group，你可以把它當(dāng)成某個內(nèi)核線程，它的pid號記錄在“dev/cpuctl/tasks”中，另一個為group級別的se，代表某個調(diào)度組在當(dāng)前cpu上的調(diào)度實體，比如前臺組“foreground”。聰明的你已經(jīng)發(fā)現(xiàn)，group的se擁有自己的運行隊列，屬于第二層的cfs_rq，其上掛載該組在當(dāng)前cpu上的線程，記錄在“dev/cpuctl/foreground/tasks”中。

層級結(jié)構(gòu)引入后，時間片的分配規(guī)則也隨之產(chǎn)生變化。我們之前提到，一個調(diào)度周期會按當(dāng)前運行隊列各個調(diào)度實體的權(quán)重占比進(jìn)行分配，但層級結(jié)構(gòu)需要注意的分配規(guī)則變動有兩個：

（1）調(diào)度周期的分配自上而下。假如我們給定調(diào)度周期為10ms，那么，這10個ms將從頂層的cfs_rq開始分配，分配依然是按se的權(quán)重占比劃分。我們假定頂層cfs_rq底下的兩個se（task級別和group級別）各自分得5ms，那么group se的5個ms，將繼續(xù)往下一層分配給其維護(hù)的第二層cfs_rq的task se們。

（2）group級別se的權(quán)重不再與nice值掛鉤。我們之前提到，task級別的se，即具體某一個線程，可以通過調(diào)節(jié)nice值更改其權(quán)重，進(jìn)而影響時間片的分配、虛擬時間的累加。然而，group se下面維護(hù)的cfs_rq，可能存在多個task se，難道是將這些task se的權(quán)重累加嗎？顯然不是這樣的，linux的設(shè)計總是統(tǒng)一而優(yōu)雅，對于一個group se，也有其與權(quán)重掛鉤的“nice”值。

我們注意到，圖8中存在一個參數(shù)“cpu.shares”。share值即代表當(dāng)前group級別se的權(quán)重，它并不受其子task se的影響，這個值在android平臺默認(rèn)是1024。你也可以在其他group目錄如“dev/cpuctl/foreground/”中發(fā)現(xiàn)它的存在。

4.3 帶來的問題

受到4.2節(jié)（1）的影響，我們對某個task se進(jìn)行虛擬時間上的補償優(yōu)化，意義已經(jīng)不大，因為如果你的task se是掛在某個group的cfs_rq下，那么這個做法只會讓task在group所屬的cfs_rq中存在優(yōu)勢，而要讓它優(yōu)先得到執(zhí)行，調(diào)度器必須得先在頂層的cfs_rq中選中這個group se才行。那對group se做虛擬時間補償如何？這樣也不行，相當(dāng)于group底下的所有子task se都會受益，并且你還不能確保目標(biāo)task能優(yōu)先得到執(zhí)行。

受4.2節(jié)（2）的影響，nice值的作用在不同層級的cfs_rq中表現(xiàn)就不一樣了。我們之前說到group se的權(quán)重即share值，這樣的說法也不太準(zhǔn)確，實際上，同個組的線程們極有可能運行在不同的cpu，所以內(nèi)核同樣采取占比的方式來計算對應(yīng)cpu上的group se的權(quán)重，公式如下：

ge->load.weight = tg->weight * grq->load.weight / SUM(grq->load.weight)

其中，ge->load.weight是當(dāng)前cpu掛載的group se的權(quán)重；tg->weight就是我們提到的share值；grq->load.weight就是當(dāng)前cpu掛載的group se，其維護(hù)的cfs_rq的權(quán)重，這個值是其上掛載的所有task se的權(quán)重總和；SUM(grq->load.weight)自然是group se在所有cpu的cfs_rq的權(quán)重總和。

感興趣的伙伴可以看下內(nèi)核函數(shù)calc_group_shares(struct cfs_rq *cfs_rq)，上面擁有非常詳細(xì)的注釋，這個函數(shù)用來更新group se的權(quán)重，它在線程入隊、出隊、周期tick命中以及用戶修改share值時，都會調(diào)用更新。

下面通過2個實驗來看下組調(diào)度帶來的影響。我們首先創(chuàng)建4個循環(huán)執(zhí)行的線程，命名為“root_0”、“root_1”、“top_0”、“top_1”。其中，“root_0”、“root_1”維持默認(rèn)分組，也就是在root group中，它們?nèi)腙爼r，會直接掛在頂層的cfs_rq。“top_0”、“top_1”則放入新創(chuàng)建的tmp group中，避免收到其它線程的干擾，它們位于所在cpu的group se維護(hù)的cfs_rq。之后，我們將“root_0”、“top_0”綁定在cpu4，“root_1”、“top_1”綁定在cpu5。則調(diào)度實體的分布如圖10所示。

圖10 調(diào)度實體的分布

實驗一：4個線程nice值均為默認(rèn)值0（對應(yīng)權(quán)重為1024），root group和tmp group的share值均為默認(rèn)值1024，調(diào)度周期target latency為10ms。“top_0”和“top_1”雖然處于不同的cpu，但它們都屬于tmp group。cpu4上“top_0”的時間片分配規(guī)則為：

（1）計算其所在group即tmp_grp_se的權(quán)重

tmp_grp_se.weight = tmp_grp.share * top_0_se.weight / (top_0_se.weight + top_1_se.weight) = 512

（2）頂層cfs_rq目前掛載兩個se，它們的時間片分別為：

root_0_se_slice = target_latency * root_0_se.weight / (root_0_se.weight + tmp_grp_se.weight) = 6.7 ms

tmp_grp_se_slice = target_latency * tmp_grp_se.weight / (root_0_se.weight + tmp_grp_se.weight) = 3.3 ms

（3）tmp_grp再將其配額分給其擁有的task se。由于其所屬的cfs_rq上只掛著“top_0”，因此top_0_se_slice為3.3 ms。

可以看到，雖然所有線程的nice值都是0，但是處于root group下的“root_0”卻拿到多出一倍的時間配額。

圖 11 實驗一運行結(jié)果

實驗二：在實驗一的基礎(chǔ)上，我們將“top_0”的nice值調(diào)整為-10，讓它成為高優(yōu)先級線程，其余條件不變。按照之前的處理步驟，在cpu4上，“root_0”拿到的時間片為5.3 ms，“top_0”拿到的時間片為4.7 ms，一個高優(yōu)先級的線程居然跟低優(yōu)先級的線程旗鼓相當(dāng)！

圖 12 實驗二運行結(jié)果

我們也可以通過調(diào)整share值來影響結(jié)果，在此不再演示。現(xiàn)在我們再回過來看下，CFS調(diào)度策略還公平嗎？其實從調(diào)度組的維度來看，還是公平的。這里我們難受的一點在于，root group的線程各自獨立，在計算權(quán)重時擁有很大優(yōu)勢，但實際上這些線程很少直接參與用戶圖形繪制、音頻輸入等業(yè)務(wù)。具體的業(yè)務(wù)線程又被android推入諸如top-app、foreground組，組內(nèi)還包含其它不影響用戶體驗的線程，同個組的線程分散在不同的核上，引起組權(quán)重的重新分配，也就是說，一些關(guān)鍵業(yè)務(wù)線程的時間片分配會受到同組內(nèi)其他不相關(guān)線程的影響；另一個點，android的業(yè)務(wù)設(shè)計上，不同組之間的線程可能會建立聯(lián)系，如app層對框架層的依賴，內(nèi)核層的公共資源爭奪等，也就是說，一些關(guān)鍵業(yè)務(wù)線程也會在某些特定場景下依賴其他組的線程，這些線程理論上在這個時刻更應(yīng)該看做是同個組。總之，目前調(diào)度組這樣的使用方式會帶來問題，僅從share值和nice值去調(diào)整，是很難達(dá)到目的。

五、結(jié)語

我們今天了解到權(quán)重在CFS調(diào)度策略中的重要地位，也了解到CFS調(diào)度策略存在的一些問題，包括引入組調(diào)度后產(chǎn)生的弊端。基于權(quán)重的“公平”，看起來并不能滿足手機場景對于關(guān)鍵線程的調(diào)度需求。如何保證關(guān)鍵線程的及時調(diào)度，同時又不餓死其它線程，或許還需要一種新的機制引入，至少目前來看，權(quán)重對這一塊的調(diào)節(jié)很有限。

參考文獻(xiàn)：

1、https://github.com/oppo-source/android_kernel_5.10_oppo_mt6983/

2、http://www.wowotech.net/sort/process_management

編輯：黃飛

?