调度、执行与同步

调度

EEVDF 公平任务使用增强红黑树组织选择状态；CPU 所有权、任务交接与 统计在既有调度锁和执行事务边界内管理。各 CPU 用 ACPI PM 时钟校准 250 Hz LAPIC 抢占，失败有明确计数回退，回退不保证实际频率。BSP 也使用 本地抢占时钟；只有 100 Hz PIT 推进全局 tick、压力重试和 USER_HZ 统计， 本地抢占和 IPI 不制造额外墙钟时间。对外 CPU 时间仍以统一 USER_HZ 结算，精度 10 ms。 保持已有等待、迁移、信号和离线语义，不能从优化吞吐推导输入延迟必然改善。

内部公平运行时间优先累计各 CPU 共用的 ACPI PM 计数，保留小数余量并 延伸 24/32 位回绕，避免 PIT IRQ 延迟后旧 uptime 插值停止增长而漏计运行时间。 源不可用时回退旧 uptime，源切换不使公平时钟倒退。这不是用户时钟源； 正常调度采样须在一次硬件回绕内，不对长时间暂停后的绝对时间作保证。

发布可运行任务时，调度器设置各在线 CPU 的重新调度标志，并通过独立的 LAPIC 向量唤醒远端 CPU；同一未处理标志只发送一次 IPI。自 CPU、离线 CPU 及 SMP 启动交接完成前不发送。IPI 只确认本地 APIC，用户帧进入正常的 调度检查；内核帧继续执行，到原有安全检查点再切换，不抢占持锁内核代码。 任务的 CPU 预留、亲和性、停止状态和 EEVDF 权重保持原有规则。

setpriority(PRIO_PROCESS, tid, nice) 允许有效 UID 与目标真实/有效 UID 相同的调用者降低目标的调度优先级，因此用户态 renice 子进程可以把 同属主的父进程从 nice=-10 恢复到 0。提高优先级或修改其他属主需要 CAP_SYS_NICE；仅有 uid=0 不绕过 capability 检查。值钳制到 -20..19， 目标缺失返回 ESRCH，内核 getpriority 保持 Linux 的 20-nice 编码。 这里不新增尚不支持的 PRIO_PGRP、PRIO_USER 或 RLIMIT_NICE 接口。 权限与编码参考 Linux setpriority(2)。

停驻与 I/O

符合条件的 syscall 返回在原有执行事务完成；pselect 临时信号掩码跨内部 停驻保留。向量 I/O 直接调用共享读写后端，保留部分结果、偏移和 retry 状态， 避免递归进入大分发栈帧。等待路径不能把仍被 CPU 使用的任务误认为已交接。 锁开销、临界区与资源生命周期必须一起验证，不通过跳过真实同步换取速度。

无需 I/O 的私有 demand-zero、COW 和只读可执行页缓存命中，在读 gate 或 排队后的写 gate 内解决后，均通过既有用户返回检查决定是否继续当前任务； 不再因为 gate 类型或缓存命中本身强制让出 CPU。待处理信号、抢占标志、 亲和性、任务/CPU 所有权和帧检查仍可拒绝直接返回。共享 MM、实际文件页入、 回收和错误路径保留原有串行化及调度检查点。

普通文件读写、目录枚举和文件间传输沿用 2 ms 工作预算，在完整后端操作 完成后保存进度、释放所有权并通过原有内部重试路径继续。预算改用 time_work_counter_us()：校准可用时读取当前 CPU 的 TSC，避免 IRQ 延迟时 旧 uptime 插值到一个 tick 后停止增长。该计数只在一次不迁移、不睡眠的 调用内相减；未校准时回退旧 uptime。它不向用户公开，不改变 clock_gettime、vDSO、USER_HZ 或任务公平时间；单次后端操作仍可能超过 预算，因此这不是整段 syscall 或输入响应的硬实时上限。

管道数据事务

已准备好的匿名管道标量读写可使用执行读事务。读事务保留任务、描述符、 OFD、管道和地址空间的生命周期，各管道自己的数据锁保护读写位置和完整 记录的复制，因此不同管道可并行处理，同一管道的小写入仍保持原子性。 关闭、描述符替换、端点计数、扩容及回收继续使用独占执行事务；已有写事务 排队时拒绝新的读事务，保持这些操作的进展。

该路径只接纳没有共享 MM、没有在途续调且缓冲区已驻留的用户任务。 复制前检查全部页面；输出还要求各级页表及叶项具有真实硬件写权限。 缺页、COW、共享文件首次写入通知和设备映射不在数据锁内处理，统一回到 完整路径。命名管道及带路径的描述符保留原来的 inode 通知，跟踪中的任务 也走完整分发。每次复制仍最多 32 KiB，不改变 PIPE_BUF、容量或 大请求短读写语义。

数据锁在唤醒等待队列、通知 poll 或检查调度之前释放。阻塞等待和 SIGPIPE 继续由独占路径处理；检查条件与登记睡眠之间不会插入并行 数据修改。已完成的调用更新原有进程 I/O 统计，并用同一用户返回检查处理 待处理信号、CPU 亲和性和重新调度请求。

tools/test_pipe_parallel.py 检查独立管道进展、多写者记录、生命周期 写事务排斥和不可直接复制页面的回退；原生探针 tools/tests/pipe_parallel_runtime_probe.c 检查真实进程的数据和缺页/COW 结果，--pty 可在外部负载期间测量 PTY 递送延迟。

私有页故障与执行事务

执行读事务只接纳没有共享 MM 的用户任务：私有匿名缺页、已映射的可写 私有 COW 页以及已在页缓存中的可执行映像只读文件页可以并行处理。COW 沿用原有复制和物理页引用规则，也适用于符合条件的私有文件映射；初次 文件页装入走缓存快速路径时，VMA 必须持有 exec_source，其来源保留 路径、提供者及 inode 引用，并禁止对该文件写入。缓存命中在缓存锁内取得 页引用，映射失败时归还；文件偏移、段尾、EOF 和执行权限沿用慢路径的规则。 读事务不调用文件系统、设备或来源生命周期回调，也不执行用户复制或调度。

共享 MM（包括 CLONE_VM 和 vfork）、共享/设备映射仍走原来的独占故障 路径。不符合上述缓存条件的初次文件页装入（包括可写文件和 tmpfs）、缓存 未命中及不符合段尾条件的页也使用独占路径；已经存在的合格私有 COW 页 仍可按上述无 I/O 分支处理。内核态用户复制故障保留可重入的写事务。 读事务因已有写者排队而被拒绝时，任务按 FIFO 获得写事务后先尝试同一批 无 I/O 的私有工作。上述任一私有工作解决后，在 IRQ 关闭且持有执行事务时 使用正常的用户返回谓词检查任务、信号、调度请求、CPU 亲和性和帧；检查 通过才直接恢复，不因读/写 gate、COW 或缓存命中本身强制重新选择任务。 检查拒绝时先释放事务再调度。其他故障保留原有调度行为，定时器仍可正常抢占。

全局页表变更序号使用原子递增和读取，映射更新在发布序号之前完成。 每个 CPU 在载入 CR3 前记录观察到的序号；载入期间出现的新变更会使下次 条件检查时重新载入。该序号仍是全局保守失效机制，不改变页表结构、 跨 CPU shootdown 协议或应用 ABI。

执行事务诊断

CONFIG_LOCK_STAT 默认关闭；启用后只构建诊断，启动时采样仍关闭。 配置开启时，/proc/reliefnt/lock_stats 提供 ReliefNT 自有格式， 并非 Linux /proc/lock_stat 的格式或等价实现。该文件权限为 0644 root:root，写入除了文件 DAC 检查外还要求当前任务拥有 CAP_SYS_ADMIN。在字节偏移 0 单次写入 1 开始采样、0 停止并保留计数、reset 清空当前窗口；三者均可附一个换行。其他 输入或非零写入偏移返回 EINVAL。零长度截断为无副作用的成功， 允许常见 shell 重定向；非零长度截断被拒绝。O_SYNC 和 O_DSYNC 写入成功后返回已提交的字节数；显式 fsync 仍按 proc 原有语义返回 EINVAL。writev 逐段提交，首段为完整命令时可能返回正的短写， 后续片段不会被当作同一条原子命令；需要完整命令时使用一次 write。关闭配置时该节点不存在， proc 的原有只读挂载属性不变；开启配置时 proc 默认挂载为可写以提供 此控制节点，其余生成节点仍拒绝写入和元数据修改。显式只读挂载或 重挂载仍拒绝控制节点写入；一般 proc 节点不会因此变成可写文件。

格式头部为:

reliefnt_lock_stats 1 unit=tsc_cycles enabled=<0|1> epoch=<n> histogram=log2_cycles irq=gate_masked_window

其后每个非空 CPU/固定作用域一行，包含 cpu、scope、acquisitions、 contentions、wait_total、wait_max、hold_total、 hold_max、irq_total、irq_max、clock_errors 以及三个 wait_hist、hold_hist、irq_hist 逗号分隔的 32 桶计数。 桶 0 覆盖 0–1，桶 i（1–30）覆盖 2^i 至 2^(i+1)-1，桶 31 覆盖不少于 2^31 周期的所有值，因而高端百分位只能确定下界。 每个计数和累计值达到 UINT64_MAX 后饱和；最大值不回绕。TSC 倒退 时丢弃对应的间隔并增加 clock_errors，不会把无效值算成零延迟。 同一个区间的等待、持锁和中断窗口分别校验，因此一次倒退可产生多个 错误计数。时间采样使用带序列化屏障的原始 x86 TSC 周期，不转换为微秒； 其频率、虚拟机迁移及硬件稳定性决定了可比性。不要将未经校准的周期 当作实时时间，或跨不同频率、不同系统直接比较。

一次成功外层写事务或读事务算一次 acquisition，递归写入口不重复 计数；读尝试失败不生成持有记录。contentions 只统计成功写事务 在排队期间实际进入等待循环的次数。所有成功事务均记录从采样起点到 获得所有权的等待窗口，因此无争用事务也包含采样本身的固定开销；这与 Linux lockstat 按锁类与读写状态分类的统计并不相同。持有从获得所有权 附近的采样点开始，到最终释放或 suspend 的采样点结束。IRQ 窗口从 本次 gate 保存并屏蔽中断之后的采样点开始，到恢复中断之前的采样点 结束，包含等待和持有，但不覆盖采样点外的指令；调用者原本已经关中断 时也会记录这个重叠窗口。它既不是全系统所有 cli/sti 区间，也不 等于所有 IRQ 延迟，多个 CPU 的窗口总和不是墙钟时间。启用采样本身会 增加持有和关中断成本，测量时必须和关闭采样的对照组一起报告。

generic 是未明确分类的 gate 入口；fault 是外层页故障， sched 包含任务选择、空闲维护重新进入和明确标记的资源清理；syscall_io 包含常见文件 打开、关闭、读写（包括定位和向量 I/O）、stat、目录、路径、属性、 同步及挂载调用，syscall_process 包含进程创建、退出、等待、 exec 和 futex，syscall_memory 包含映射、保护及内存管理，其他 syscall 归 syscall_other。这些是入口分类，并非调用内每个子操作的 独立计时；例如入口的网络、设备、回收和输入维护仍计入该次 syscall。 嵌套页故障也保留外层作用域。suspend 在释放 gate 时结束持有窗口， 不计算等待或睡眠时间；resume 在实际恢复 CPU 上开始独立的 resumed 事务，不继承睡前作用域，也不跨 CPU 相减 TSC。此选择保留现有模块可见 suspend token 布局。

计数按 CPU 和固定作用域保存，不记录内核地址。采样关闭时采样钩子不 新增 CPU 查询或读取 TSC，也不写计数；原有写 gate 为识别 CPU 的查询在 不支持 RDPID 的机器上仍可能执行 RDTSCP。reset 使用新 epoch，使先前已开始但尚未提交的采样 不能污染新窗口；关闭/重新开启也使旧持有段失效：已计入的 acquisition 可能没有对应的 持有或 IRQ 样本。控制写入在执行事务内串行化；并发快照逐字段读取，不能假定所有 CPU 是同一瞬间。每次 可读取方式打开文件捕获一个固定视图，使同一打开文件的短读、偏移和 重读一致；重新打开才观察新数据，捕获可能因内存不足失败并引入额外开销。仅写入方式 打开不分配该视图，方便在内存不足时停止采样。控制会话与 epoch 在内部代数耗尽时返回 EOVERFLOW 而不回绕，代数耗尽时仍可停止 已经开启的采样。

Linux lockstat 的分类和时间口径见 Linux Lock Statistics；该参考用于理解边界， 不能把本文件标记为 Linux 兼容输出。