sched: EAS: take cstate into account when selecting idle core

Introduce a new sysctl for this option, 'sched_cstate_aware'.
When this is enabled, select_idle_sibling in CFS is modified to
choose the idle CPU in the sibling group which has the lowest
idle state index - idle state indexes are assumed to increase
as sleep depth and hence wakeup latency increase. In this way,
we attempt to minimise wakeup latency when an idle CPU is
required.

Signed-off-by: Srinath Sridharan <srinathsr@google.com>
Includes:
sched: EAS: fix select_idle_sibling

when sysctl_sched_cstate_aware is enabled, best_idle cpu will not be chosen
in the original flow because it will goto done directly

Bug: 30107557
Change-Id: Ie09c2e3960cafbb976f8d472747faefab3b4d6ac
Signed-off-by: martin_liu <martin_liu@htc.com>

sched/cpufreq_sched: Consolidated update

Contains:

sched/cpufreq_sched: use shorter throttle for raising OPP

Avoid cases where a brief drop in load causes a change to a low OPP
for the full throttle period. Use a shorter throttle period for
raising OPP than for lowering OPP.

sched-freq: Fix handling of max/min frequency

This reverts commit 9726142608f5b3bf5df4280243c9d324e692a510.

Change-Id: Ia78095354f7ad9492f00deb509a2b45112361eda

sched/cpufreq: Increasing throttle_down_nsec to 50ms

Change-Id: I2d8969cf2a64fa719b9dd86f43f9dd14b1ff84fe

sched-freq: make throttle times tunable

Change-Id: I127879645367425b273441d7f0306bb15d5633cb

Signed-off-by: Srinath Sridharan <srinathsr@google.com>
Signed-off-by: Todd Kjos <tkjos@google.com>
Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>
[jstultz: Fwdported to 4.4]
Signed-off-by: John Stultz <john.stultz@linaro.org>

FIXUP: sched: fix build for non-SMP target

Currently the build for a single-core (e.g. user-mode) Linux is broken
and this configuration is required (at least) to run some network tests.

The main issues for the current code support on single-core systems are:
1. {se,rq}::sched_avg is not available nor maintained for !SMP systems
   This means that load and utilisation signals are NOT available in single
   core systems. All the EAS code depends on these signals.
2. sched_group_energy is also SMP dependant. Again this means that all the
   EAS setup and preparation code (energyn model initialization) has to be
   properly guarded/disabled for !SMP systems.
3. SchedFreq depends on utilization signal, which is not available on
   !SMP systems.
4. SchedTune is useless on unicore systems if SchedFreq is not available.
5. WALT machinery is not required on single-core systems.

This patch addresses all these issues by enforcing some constraints for
single-core systems:
a) WALT, SchedTune and SchedTune are now dependant on SMP
b) The default governor for !SMP systems is INTERACTIVE
c) The energy model initialisation/build functions are
d) Other minor code re-arrangements and CONFIG_SMP guarding to enable
   single core builds.

Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

DEBUG: sched/tune: add tracepoint on P-E space filtering

Change-Id: I31dfed67c0486713b88efb75df767329f2802e06
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

DEBUG: sched/tune: add tracepoint for energy_diff() values

Change-Id: Id8fafbd85f6d81248f322e073ee790a7ceec0bf7
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

DEBUG: sched/tune: add tracepoint for task boost signal

Change-Id: I545d3bf5569fc41c0fa70f51dff9a19c11d532ee
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

arm: topology: Define TC2 energy and provide it to the scheduler

This patch is only here to be able to test provisioning of energy related
data from an arch topology shim layer to the scheduler. Since there is no
code today which deals with extracting energy related data from the dtb or
acpi, and process it in the topology shim layer, the content of the
sched_group_energy structures as well as the idle_state and capacity_state
arrays are hard-coded here.

This patch defines the sched_group_energy structure as well as the
idle_state and capacity_state array for the cluster (relates to sched
groups (sgs) in DIE sched domain level) and for the core (relates to sgs
in MC sd level) for a Cortex A7 as well as for a Cortex A15.
It further provides related implementations of the sched_domain_energy_f
functions (cpu_cluster_energy() and cpu_core_energy()).

To be able to propagate this information from the topology shim layer to
the scheduler, the elements of the arm_topology[] table have been
provisioned with the appropriate sched_domain_energy_f functions.

Change-Id: I8c014bbd04f6a1d57892be9bfa16affe07948dcf
cc: Russell King <linux@arm.linux.org.uk>
Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

CHROMIUM: sched: update the average of nr_running

Doing a Exponential moving average per nr_running++/-- does not
guarantee a fixed sample rate which induces errors if there are lots of
threads being enqueued/dequeued from the rq (Linpack mt). Instead of
keeping track of the avg, the scheduler now keeps track of the integral
of nr_running and allows the readers to perform filtering on top.

Original-author: Sai Charan Gurrappadi <sgurrappadi@nvidia.com>

Change-Id: Id946654f32fa8be0eaf9d8fa7c9a8039b5ef9fab
Signed-off-by: Joseph Lo <josephl@nvidia.com>
Signed-off-by: Andrew Bresticker <abrestic@chromium.org>
Reviewed-on: https://chromium-review.googlesource.com/174694
Reviewed-on: https://chromium-review.googlesource.com/272853
[jstultz: fwdported to 4.4]
Signed-off-by: John Stultz <john.stultz@linaro.org>

DEBUG: schedtune: add tracepoint for schedtune_tasks_update() values

Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

DEBUG: schedtune: add tracepoint for CPU boost signal

Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

DEBUG: schedtune: add tracepoint for SchedTune configuration update

Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

DEBUG: sched: add energy procfs interface

This patch makes the energy data available via procfs. The related files
are placed as sub-directory named 'energy' inside the
/proc/sys/kernel/sched_domain/cpuX/domainY/groupZ directory for those
cpu/domain/group tuples which have energy information.

The following example depicts the contents of
/proc/sys/kernel/sched_domain/cpu0/domain0/group[01] for a system which
has energy information attached to domain level 0.

├── cpu0
│   ├── domain0
│   │   ├── busy_factor
│   │   ├── busy_idx
│   │   ├── cache_nice_tries
│   │   ├── flags
│   │   ├── forkexec_idx
│   │   ├── group0
│   │   │   └── energy
│   │   │       ├── cap_states
│   │   │       ├── idle_states
│   │   │       ├── nr_cap_states
│   │   │       └── nr_idle_states
│   │   ├── group1
│   │   │   └── energy
│   │   │       ├── cap_states
│   │   │       ├── idle_states
│   │   │       ├── nr_cap_states
│   │   │       └── nr_idle_states
│   │   ├── idle_idx
│   │   ├── imbalance_pct
│   │   ├── max_interval
│   │   ├── max_newidle_lb_cost
│   │   ├── min_interval
│   │   ├── name
│   │   ├── newidle_idx
│   │   └── wake_idx
│   └── domain1
│       ├── busy_factor
│       ├── busy_idx
│       ├── cache_nice_tries
│       ├── flags
│       ├── forkexec_idx
│       ├── idle_idx
│       ├── imbalance_pct
│       ├── max_interval
│       ├── max_newidle_lb_cost
│       ├── min_interval
│       ├── name
│       ├── newidle_idx
│       └── wake_idx

The files 'nr_idle_states' and 'nr_cap_states' contain a scalar value
whereas 'idle_states' and 'cap_states' contain a vector of power
consumption at this idle state respectively (compute capacity, power
consumption) at this capacity state.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

DEBUG: sched,cpufreq: add cpu_capacity change tracepoint

This is useful when we want to compare cpu utilization and
cpu curr capacity side by side.

Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>

DEBUG: sched: add tracepoint for CPU load/util signals

Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>

DEBUG: sched: add tracepoint for task load/util signals

Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>

DEBUG: sched: add tracepoint for cpu/freq scale invariance

Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>

sched/fair: filter energy_diff() based on energy_payoff value

Once the SchedTune support is enabled and the CPU bandwidth demand of a
task is boosted, we could expect increased energy consumptions which are
balanced by corresponding increases of tasks performance.
However, the current implementation of the energy_diff() function
accepts all and _only_ the schedule candidates which results into a
reduced expected system energy, which works against the boosting
strategy.

This patch links the energy_diff() function with the "energy payoff"
engine provided by SchedTune. The energy variation computed by the
energy_diff() function is now filtered using the SchedTune support to
evaluated the energy payoff for a boosted task.

With that patch, the energy_diff() function is going to reported as
"acceptable schedule candidate" only the schedule candidate which
corresponds to a positive energy_payoff.

Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/tune: add support to compute normalized energy

The current EAS implementation considers only energy variations, while it
disregards completely the impact on performance for the selection of
a certain schedule candidate. Moreover, it also makes its decision based
on the "absolute" value of expected energy variations.

In order to properly define a trade-off strategy between increased energy
consumption and performances benefits it is required to compare energy
variations with performance variations.

Thus, both performance and energy metrics must be expressed in comparable
units. While the performance variations are expressed in terms of capacity
deltas, which are defined in the range [0..SCHED_LOAD_SCALE], the same
scale is not used for energy variations.

This patch introduces the function:
  schedtune_normalize_energy(energy_diff)
which returns a normalized value in the same range of capacity variations,
i.e. [0..SCHED_LOAD_SCALE].

A proper set of energy normalization constants are required to provide
a fast division by a constant during the normalziation of the energy_diff.
The value of these constants depends on the specific energy model and
topology of a target device.
Thus, this patch provides also the required support for the computation
at boot time of this set of variables.

Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/fair: keep track of energy/capacity variations

The current EAS implementation does not allow "to boost" tasks
performances, for example by running them at an higher OPP (or a more
capable CPU), even if that could require a "reasonable" increase in
energy consumption.  To defined how much reasonable is an energy
increase with respect to a required boost value, it is required to
define and compute a trade-off between the expected energy and
performance variations.
However, the current EAS implementation considers only energy variations
while completely disregard the impact on performance for the selection
of a certain schedule candidate.

This patch extends the eenv energy environment to keep track of both
energy and performance deltas which are implied by the activation of a
schedule candidate.
The performance variation is estimated considering the different
capacities of the CPUs in which the task could be scheduled. The idea is
that while running on a CPU with higher capacity (e.g. higher operating
point) the task could (potentially) complete faster and thus get better
performance.

Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/fair: add boosted task utilization

The task utilization signal, which is derived from PELT signals and
properly scaled to be architecture and frequency invariant, is used by
EAS as an estimation of the task requirements in terms of CPU bandwidth.

When the energy aware scheduler is in use, this signal affects the CPU
selection. Thus, a convenient way to bias that decision, which is also
little intrusive, is to boost the task utilization signal each time it
is required to support them.

This patch introduces the new function:
  boosted_task_util(task)
which returns a boosted value for the utilization of the specified task.
The margin added to the original utilization is:
  1. computed based on the "boosting strategy" in use
  2. proportional to boost value defined either by the sysctl interface,
     when global boosting is in use, or the "taskgroup" value, when
     per-task boosting is enabled.

The boosted signal is used by EAS
  a. transparently, via its integration into the task_fits() function
  b. explicitly, in the energy-aware wakeup path

Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/{fair,tune}: track RUNNABLE tasks impact on per CPU boost value

When per-task boosting is enabled, every time a task enters/exits a CPU
its boost value could impact the currently selected OPP for that CPU.
Thus, the "aggregated" boost value for that CPU potentially needs to
be updated to match the current maximum boost value among all the tasks
currently RUNNABLE on that CPU.

This patch introduces the required support to keep track of which boost
groups are impacting a CPU. Each time a task is enqueued/dequeued to/from
a CPU its boost group is used to increment a per-cpu counter of RUNNABLE
tasks on that CPU.
Only when the number of runnable tasks for a specific boost group
becomes 1 or 0 the corresponding boost group changes its effects on
that CPU, specifically:
  a) boost_group::tasks == 1: this boost group starts to impact the CPU
  b) boost_group::tasks == 0: this boost group stops to impact the CPU
In each of these two conditions the aggregation function:
  sched_cpu_update(cpu)
could be required to run in order to identify the new maximum boost
value required for the CPU.

The proposed patch minimizes the number of times the aggregation
function is executed while still providing the required support to
always boost a CPU to the maximum boost value required by all its
currently RUNNABLE tasks.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/tune: compute and keep track of per CPU boost value

When per task boosting is enabled, we could have multiple RUNNABLE tasks
which are concurrently scheduled on the same CPU but each one with a
different boost value.
For example, we could have a scenarios like this:

  Task   SchedTune CGroup   Boost Value
    T1               root            0
    T2       low-priority           10
    T3        interactive           90

In these conditions we expect a CPU to be configured according to a
proper "aggregation" of the required boost values for all the tasks
currently scheduled on this CPU.

A suitable aggregation function is the one which tracks the MAX boost
value for all the tasks RUNNABLE on a CPU. This approach allows to
always satisfy the most boost demanding task while at the same time:
 a) boosting all the concurrently scheduled tasks thus reducing
    potential co-scheduling side-effects on demanding tasks
 b) reduce the number of frequency switch requested towards SchedDVFS,
    thus being more friendly to architectures with slow frequency
    switching times

Every time a task enters/exits the RQ of a CPU the max boost value
should be updated considering all the boost groups currently "affecting"
that CPU, i.e. which have at least one RUNNABLE task currently allocated
on that CPU.

This patch introduces the required support to keep track of the boost
groups currently affecting CPUs. Thanks to the limited number of boost
groups, a small and memory efficient per-cpu array of boost groups
values (cpu_boost_groups) is used which is updated for each CPU entry by
schedtune_boostgroup_update() but only when a schedtune CGroup boost
value is updated. However, this is expected to be a rare operation,
perhaps done just one time at system boot time.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/tune: add initial support for CGroups based boosting

To support task performance boosting, the usage of a single knob has the
advantage to be a simple solution, both from the implementation and the
usability standpoint.  However, on a real system it can be difficult to
identify a single value for the knob which fits the needs of multiple
different tasks. For example, some kernel threads and/or user-space
background services should be better managed the "standard" way while we
still want to be able to boost the performance of specific workloads.

In order to improve the flexibility of the task boosting mechanism this
patch is the first of a small series which extends the previous
implementation to introduce a "per task group" support.
This first patch introduces just the basic CGroups support, a new
"schedtune" CGroups controller is added which allows to configure
different boost value for different groups of tasks.
To keep the implementation simple but still effective for a boosting
strategy, the new controller:
  1. allows only a two layer hierarchy
  2. supports only a limited number of boost groups

A two layer hierarchy allows to place each task either:
  a) in the root control group
     thus being subject to a system-wide boosting value
  b) in a child of the root group
     thus being subject to the specific boost value defined by that
     "boost group"

The limited number of "boost groups" supported is mainly motivated by
the observation that in a real system it could be useful to have only
few classes of tasks which deserve different treatment.
For example, background vs foreground or interactive vs low-priority.
As an additional benefit, a limited number of boost groups allows also
to have a simpler implementation especially for the code required to
compute the boost value for CPUs which have runnable tasks belonging to
different boost groups.

cc: Tejun Heo <tj@kernel.org>
cc: Li Zefan <lizefan@huawei.com>
cc: Johannes Weiner <hannes@cmpxchg.org>
cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/fair: add boosted CPU usage

The CPU usage signal is used by the scheduler as an estimation of the
overall bandwidth currently allocated on a CPU. When SchedDVFS is in
use, this signal affects the selection of the operating points (OPP)
required to accommodate all the workload allocated in a CPU.
A convenient way to boost the performance of tasks running on a CPU,
which is also little intrusive, is to boost the CPU usage signal each
time it is used to select an OPP.

This patch introduces a new function:
  get_boosted_cpu_usage(cpu)
to return a boosted value for the usage of a specified CPU.
The margin added to the original usage is:
  1. computed based on the "boosting strategy" in use
  2. proportional to the system-wide boost value defined by provided
     user-space interface

The boosted signal is used by SchedDVFS (transparently) each time it
requires to get an estimation of the capacity required for a CPU.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/fair: add function to convert boost value into "margin"

The basic idea of the boost knob is to "artificially inflate" a signal
to make a task or logical CPU appears more demanding than it actually
is. Independently from the specific signal, a consistent and possibly
simple semantic for the concept of "signal boosting" must define:
1. how we translate the boost percentage into a "margin" value to be added
   to the original signal to inflate
2. what is the meaning of a boost value from a user-space perspective

This patch provides the implementation of a possible boost semantic,
named "Signal Proportional Compensation" (SPC), where the boost
percentage (BP) is used to compute a margin (M) which is proportional to
the complement of the original signal (OS):
  M = BP * (SCHED_LOAD_SCALE - OS)
The computed margin then added to the OS to obtain the Boosted Signal (BS)
  BS = OS + M

The proposed boost semantic has these main features:
- each signal gets a boost which is proportional to its delta with respect
  to the maximum available capacity in the system (i.e. SCHED_LOAD_SCALE)
- a 100% boosting has a clear understanding from a user-space perspective,
  since it means simply to run (possibly) "all" tasks at the max OPP
- each boosting value means to improve the task performance by a quantity
  which is proportional to the maximum achievable performance on that
  system
Thus this semantics is somehow forcing a behaviour which is:

  50% boosting means to run at half-way between the current and the
    maximum performance which a task could achieve on that system

This patch provides the code to implement a fast integer division to
convert a boost percentage (BP) value into a margin (M).

NOTE: this code is suitable for all signals operating in range
      [0..SCHED_LOAD_SCALE]

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/tune: add sysctl interface to define a boost value

The current (CFS) scheduler implementation does not allow "to boost"
tasks performance by running them at a higher OPP compared to the
minimum required to meet their workload demands.

To support tasks performance boosting the scheduler should provide a
"knob" which allows to tune how much the system is going to be optimised
for energy efficiency vs performance.

This patch is the first of a series which provides a simple interface to
define a tuning knob. One system-wide "boost" tunable is exposed via:
  /proc/sys/kernel/sched_cfs_boost
which can be configured in the range [0..100], to define a percentage
where:
  - 0%   boost requires to operate in "standard" mode by scheduling
         tasks at the minimum capacities required by the workload demand
  - 100% boost requires to push at maximum the task performances,
         "regardless" of the incurred energy consumption

A boost value in between these two boundaries is used to bias the
power/performance trade-off, the higher the boost value the more the
scheduler is biased toward performance boosting instead of energy
efficiency.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

sched/tune: add detailed documentation

The topic of a single simple power-performance tunable, that is wholly
scheduler centric, and has well defined and predictable properties has
come up on several occasions in the past. With techniques such as a
scheduler driven DVFS, we now have a good framework for implementing
such a tunable.

This patch provides a detailed description of the motivations and design
decisions behind the implementation of the SchedTune.

cc: Jonathan Corbet <corbet@lwn.net>
cc: linux-doc@vger.kernel.org
Signed-off-by: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>

fixup! sched/fair: jump to max OPP when crossing UP threshold

Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>

fixup! sched: scheduler-driven cpu frequency selection

Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>

sched: rt scheduler sets capacity requirement

RT tasks don't provide any running constraints like deadline ones
except their running priority. The only current usable input to
estimate the capacity needed by RT tasks is the rt_avg metric. We use
it to estimate the CPU capacity needed for the RT scheduler class.

In order to monitor the evolution for RT task load, we must
peridiocally check it during the tick.

Then, we use the estimated capacity of the last activity to estimate
the next one which can not be that accurate but is a good starting
point without any impact on the wake up path of RT tasks.

Signed-off-by: Vincent Guittot <vincent.guittot@linaro.org>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched: deadline: use deadline bandwidth in scale_rt_capacity

Instead of monitoring the exec time of deadline tasks to evaluate the
CPU capacity consumed by deadline scheduler class, we can directly
calculate it thanks to the sum of utilization of deadline tasks on the
CPU.  We can remove deadline tasks from rt_avg metric and directly use
the average bandwidth of deadline scheduler in scale_rt_capacity.

Based in part on a similar patch from Luca Abeni <luca.abeni@unitn.it>.

Signed-off-by: Vincent Guittot <vincent.guittot@linaro.org>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched: remove call of sched_avg_update from sched_rt_avg_update

rt_avg is only used to scale the available CPU's capacity for CFS
tasks.  As the update of this scaling is done during periodic load
balance, we only have to ensure that sched_avg_update has been called
before any periodic load balancing. This requirement is already
fulfilled by __update_cpu_load so the call in sched_rt_avg_update,
which is part of the hotpath, is useless.

Signed-off-by: Vincent Guittot <vincent.guittot@linaro.org>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched/cpufreq_sched: add trace events

Trace events will aid in debugging, profiling and tuning.

Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched/fair: jump to max OPP when crossing UP threshold

Since the true utilization of a long running task is not detectable
while it is running and might be bigger than the current cpu capacity,
create the maximum cpu capacity head room by requesting the maximum
cpu capacity once the cpu usage plus the capacity margin exceeds the
current capacity. This is also done to try to harm the performance of
a task the least.

Original fair-class only version authored by Juri Lelli
<juri.lelli@arm.com>.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched/fair: cpufreq_sched triggers for load balancing

As we don't trigger freq changes from {en,de}queue_task_fair() during load
balancing, we need to do explicitly so on load balancing paths.

[smuckle@linaro.org: move update_capacity_of calls so rq lock is held]

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched/{core,fair}: trigger OPP change request on fork()

Patch "sched/fair: add triggers for OPP change requests" introduced OPP
change triggers for enqueue_task_fair(), but the trigger was operating only
for wakeups. Fact is that it makes sense to consider wakeup_new also (i.e.,
fork()), as we don't know anything about a newly created task and thus we
most certainly want to jump to max OPP to not harm performance too much.

However, it is not currently possible (or at least it wasn't evident to me
how to do so :/) to tell new wakeups from other (non wakeup) operations.

This patch introduces an additional flag in sched.h that is only set at
fork() time and it is then consumed in enqueue_task_fair() for our purpose.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched/fair: add triggers for OPP change requests

Each time a task is {en,de}queued we might need to adapt the current
frequency to the new usage. Add triggers on {en,de}queue_task_fair() for
this purpose.  Only trigger a freq request if we are effectively waking up
or going to sleep.  Filter out load balancing related calls to reduce the
number of triggers.

[smuckle@linaro.org: resolve merge conflicts, define task_new,
 use renamed static key sched_freq]

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched: scheduler-driven cpu frequency selection

Scheduler-driven CPU frequency selection hopes to exploit both
per-task and global information in the scheduler to improve frequency
selection policy, achieving lower power consumption, improved
responsiveness/performance, and less reliance on heuristics and
tunables. For further discussion on the motivation of this integration
see [0].

This patch implements a shim layer between the Linux scheduler and the
cpufreq subsystem. The interface accepts capacity requests from the
CFS, RT and deadline sched classes. The requests from each sched class
are summed on each CPU with a margin applied to the CFS and RT
capacity requests to provide some headroom. Deadline requests are
expected to be precise enough given their nature to not require
headroom. The maximum total capacity request for a CPU in a frequency
domain drives the requested frequency for that domain.

Policy is determined by both the sched classes and this shim layer.

Note that this algorithm is event-driven. There is no polling loop to
check cpu idle time nor any other method which is unsynchronized with
the scheduler, aside from a throttling mechanism to ensure frequency
changes are not attempted faster than the hardware can accommodate them.

Thanks to Juri Lelli <juri.lelli@arm.com> for contributing design ideas,
code and test results, and to Ricky Liang <jcliang@chromium.org>
for initialization and static key inc/dec fixes.

[0] http://article.gmane.org/gmane.linux.kernel/1499836

[smuckle@linaro.org: various additions and fixes, revised commit text]

CC: Ricky Liang <jcliang@chromium.org>
Signed-off-by: Michael Turquette <mturquette@baylibre.com>
Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

cpufreq: introduce cpufreq_driver_is_slow

Some architectures and platforms perform CPU frequency transitions
through a non-blocking method, while some might block or sleep. Even
when frequency transitions do not block or sleep they may be very slow.
This distinction is important when trying to change frequency from
a non-interruptible context in a scheduler hot path.

Describe this distinction with a cpufreq driver flag,
CPUFREQ_DRIVER_FAST. The default is to not have this flag set,
thus erring on the side of caution.

cpufreq_driver_is_slow() is also introduced in this patch. Setting
the above flag will allow this function to return false.

[smuckle@linaro.org: change flag/API to include drivers that are too
 slow for scheduler hot paths, in addition to those that block/sleep]

Cc: Rafael J. Wysocki <rafael@kernel.org>
Cc: Viresh Kumar <viresh.kumar@linaro.org>
Signed-off-by: Michael Turquette <mturquette@baylibre.com>
Signed-off-by: Steve Muckle <smuckle@linaro.org>

sched: Consider misfit tasks when load-balancing

With the new group_misfit_task load-balancing scenario additional policy
conditions are needed when load-balancing. Misfit task balancing only
makes sense between source group with lower capacity than the target
group. If capacities are the same, fallback to normal group_other
balancing. The aim is to balance tasks such that no task has its
throughput hindered by compute capacity if a cpu with more capacity is
available. Load-balancing is generally based on average load in the
sched_groups, but for misfitting tasks it is necessary to introduce
exceptions to migrate tasks against usual metrics and optimize
throughput.

This patch ensures the following load-balance for mixed capacity systems
(e.g. ARM big.LITTLE) for always-running tasks:

1. Place a task on each cpu starting in order from cpus with highest
capacity to lowest until all cpus are in use (i.e. one task on each
cpu).

2. Once all cpus are in use balance according to compute capacity such
that load per capacity is approximately the same regardless of the
compute capacity (i.e. big cpus get more tasks than little cpus).

Necessary changes are introduced in find_busiest_group(),
calculate_imbalance(), and find_busiest_queue(). This includes passing
the group_type on to find_busiest_queue() through struct lb_env, which
is currently only considers imbalance and not the imbalance situation
(group_type).

To avoid taking remote rq locks to examine source sched_groups for
misfit tasks, each cpu is responsible for tracking misfit tasks
themselves and update the rq->misfit_task flag. This means checking task
utilization when tasks are scheduled and on sched_tick.

Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Add group_misfit_task load-balance type

To maximize throughput in systems with reduced capacity cpus (e.g.
high RT/IRQ load and/or ARM big.LITTLE) load-balancing has to consider
task and cpu utilization as well as per-cpu compute capacity when
load-balancing in addition to the current average load based
load-balancing policy. Tasks that are scheduled on a reduced capacity
cpu need to be identified and migrated to a higher capacity cpu if
possible.

To implement this additional policy an additional group_type
(load-balance scenario) is added: group_misfit_task. This represents
scenarios where a sched_group has tasks that are not suitable for its
per-cpu capacity. group_misfit_task is only considered if the system is
not overloaded in any other way (group_imbalanced or group_overloaded).

Identifying misfit tasks requires the rq lock to be held. To avoid
taking remote rq locks to examine source sched_groups for misfit tasks,
each cpu is responsible for tracking misfit tasks themselves and update
the rq->misfit_task flag. This means checking task utilization when
tasks are scheduled and on sched_tick.

Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Add per-cpu max capacity to sched_group_capacity

struct sched_group_capacity currently represents the compute capacity
sum of all cpus in the sched_group. Unless it is divided by the
group_weight to get the average capacity per cpu it hides differences in
cpu capacity for mixed capacity systems (e.g. high RT/IRQ utilization or
ARM big.LITTLE). But even the average may not be sufficient if the group
covers cpus of different capacities. Instead, by extending struct
sched_group_capacity to indicate max per-cpu capacity in the group a
suitable group for a given task utilization can easily be found such
that cpus with reduced capacity can be avoided for tasks with high
utilization (not implemented by this patch).

Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Do eas idle balance regardless of the rq avg idle value

EAS relies on idle balance to migrate a misfit task towards a cpu with
higher capacity.

When such a cpu becomes idle, idle balance should happen even if the rq
avg idle is smaller than the sched migration cost (default 500us).

The rq avg idle is updated during the wakeup of a task in case the rq has
a non-null idle_stamp. This value stays unchanged and valid until the next
task wakes up on this cpu after an idle period.

So rq avg idle could be smaller than sched migration cost preventing the
idle balance from happening. In this case we would be at the mercy of
wakeup, periodic or nohz-idle load balancing to put another task on this
cpu.

To break this dependency towards rq avg idle make EAS idle balance
independent from this rq avg idle has to be larger than sched migration
cost.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

arm64: Enable max freq invariant scheduler load-tracking and capacity support

Maximum Frequency Invariance has to be part of Cpu Invariance because
Frequency Invariance deals only with differences in load-tracking
introduces by Dynamic Frequency Scaling and not with limiting the
possible range of cpu frequency.

By placing Maximum Frequency Invariance into Cpu Invariance,
load-tracking is scaled via arch_scale_cpu_capacity()
in __update_load_avg() and cpu capacity is scaled via
arch_scale_cpu_capacity() in update_cpu_capacity().

To be able to save the extra multiplication in the scheduler hotpath
(__update_load_avg()) we could:

  1 Inform cpufreq about base cpu capacity at boot and let it handle
    scale_cpu_capacity() as well.
  2 Use the cpufreq policy callback which would update a per-cpu current
    cpu_scale and this value would be return in scale_cpu_capacity().
  3 Use per-cpu current max_freq_scale and current cpu_scale with the
    current patch.

Including <linux/cpufreq.h> in topology.h like for the arm arch doesn't
work because of CONFIG_COMPAT=y (Kernel support for 32-bit EL0).
That's why cpufreq_scale_max_freq_capacity() has to be declared extern
in topology.h.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

arm: Enable max freq invariant scheduler load-tracking and capacity support

Maximum Frequency Invariance has to be part of Cpu Invariance because
Frequency Invariance deals only with differences in load-tracking
introduces by Dynamic Frequency Scaling and not with limiting the
possible range of cpu frequency.

By placing Maximum Frequency Invariance into Cpu Invariance,
load-tracking is scaled via arch_scale_cpu_capacity()
in __update_load_avg() and cpu capacity is scaled via
arch_scale_cpu_capacity() in update_cpu_capacity().

To be able to save the extra multiplication in the scheduler hotpath
(__update_load_avg()) we could:

 1 Inform cpufreq about base cpu capacity at boot and let it handle
   scale_cpu_capacity() as well.
 2 Use the cpufreq policy callback which would update a per-cpu current
   cpu_scale and this value would be return in scale_cpu_capacity().
 3 Use per-cpu current max_freq_scale and current cpu_scale with the
   current patch.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

sched: Update max cpu capacity in case of max frequency constraints

Wakeup balancing uses cpu capacity awareness and needs to know the
system-wide maximum cpu capacity.

Patch "sched: Store system-wide maximum cpu capacity in root domain"
finds the system-wide maximum cpu capacity during scheduler domain
hierarchy setup. This is sufficient as long as maximum frequency
invariance is not enabled.

If it is enabled, the system-wide maximum cpu capacity can change
between scheduler domain hierarchy setups due to frequency capping.

The cpu capacity is changed in update_cpu_capacity() which is called in
load balance on the lowest scheduler domain hierarchy level. To be able
to know if a change in cpu capacity for a certain cpu also has an effect
on the system-wide maximum cpu capacity it is normally necessary to
iterate over all cpus. This would be way too costly. That's why this
patch follows a different approach.

The unsigned long max_cpu_capacity value in struct root_domain is
replaced with a struct max_cpu_capacity, containing value (the
max_cpu_capacity) and cpu (the cpu index of the cpu providing the
maximum cpu_capacity).

Changes to the system-wide maximum cpu capacity and the cpu index are
made if:

 1 System-wide maximum cpu capacity < cpu capacity
 2 System-wide maximum cpu capacity > cpu capacity and cpu index == cpu

There are no changes to the system-wide maximum cpu capacity in all
other cases.

Atomic read and write access to the pair (max_cpu_capacity.val,
max_cpu_capacity.cpu) is enforced by max_cpu_capacity.lock.

The access to max_cpu_capacity.val in task_fits_max() is still performed
without taking the max_cpu_capacity.lock.

The code to set max cpu capacity in build_sched_domains() has been
removed because the whole functionality is now provided by
update_cpu_capacity() instead.

This approach can introduce errors temporarily, e.g. in case the cpu
currently providing the max cpu capacity has its cpu capacity lowered
due to frequency capping and calls update_cpu_capacity() before any cpu
which might provide the max cpu now.

There is also an outstanding question:

Should the cpu capacity of a cpu going idle be set to a very small
value?

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

cpufreq: Max freq invariant scheduler load-tracking and cpu capacity support

Implements cpufreq_scale_max_freq_capacity() to provide the scheduler
with a maximum frequency scaling correction factor for more accurate
load-tracking and cpu capacity handling by being able to deal with
frequency capping.

This scaling factor describes the influence of running a cpu with a
current maximum frequency lower than the absolute possible maximum
frequency on load tracking and cpu capacity.

The factor is:

current_max_freq(cpu) << SCHED_CAPACITY_SHIFT / max_freq(cpu)

In fact, max_freq_scale should be a struct cpufreq_policy data member.
But this would require that the scheduler hot path (__update_load_avg())
would have to grab the cpufreq lock. This can be avoided by using per-cpu
data initialized to SCHED_CAPACITY_SCALE for max_freq_scale.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

arm64, topology: Updates to use DT bindings for EAS costing data

With the bindings and the associated accessors to extract data from the
bindings in place, remove the static hard-coded data from topology.c and
use the accesors instead.

Signed-off-by: Robin Randhawa <robin.randhawa@arm.com>

sched: Support for extracting EAS energy costs from DT

This patch implements support for extracting energy cost data from DT.
The data should conform to the DT bindings for energy cost data needed
by EAS (energy aware scheduling).

Signed-off-by: Robin Randhawa <robin.randhawa@arm.com>

Documentation: DT bindings for energy model cost data required by EAS

EAS (energy aware scheduling) provides the scheduler with an alternative
objective - energy efficiency - as opposed to it's current performance
oriented objectives. EAS relies on a simple platform energy cost model
to guide scheduling decisions. The model only considers the CPU
subsystem.

This patch adds documentation describing DT bindings that should be used to
supply the scheduler with an energy cost model.

Signed-off-by: Robin Randhawa <robin.randhawa@arm.com>

sched: Disable energy-unfriendly nohz kicks

With energy-aware scheduling enabled nohz_kick_needed() generates many
nohz idle-balance kicks which lead to nothing when multiple tasks get
packed on a single cpu to save energy. This causes unnecessary wake-ups
and hence wastes energy. Make these conditions depend on !energy_aware()
for now until the energy-aware nohz story gets sorted out.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Consider a not over-utilized energy-aware system as balanced

In case the system operates below the tipping point indicator,
introduced in ("sched: Add over-utilization/tipping point
indicator"), bail out in find_busiest_group after the dst and src
group statistics have been checked.

There is simply no need to move usage around because all involved
cpus still have spare cycles available.

For an energy-aware system below its tipping point,  we rely on the
task placement of the wakeup path. This works well for short running
tasks.

The existence of long running tasks on one of the involved cpus lets
the system operate over its tipping point. To be able to move such
a task (whose load can't be used to average the load among the cpus)
from a src cpu with lower capacity than the dst_cpu, an additional
rule has to be implemented in need_active_balance.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

sched: Energy-aware wake-up task placement

Let available compute capacity and estimated energy impact select
wake-up target cpu when energy-aware scheduling is enabled and the
system in not over-utilized (above the tipping point).

energy_aware_wake_cpu() attempts to find group of cpus with sufficient
compute capacity to accommodate the task and find a cpu with enough spare
capacity to handle the task within that group. Preference is given to
cpus with enough spare capacity at the current OPP. Finally, the energy
impact of the new target and the previous task cpu is compared to select
the wake-up target cpu.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Determine the current sched_group idle-state

To estimate the energy consumption of a sched_group in
sched_group_energy() it is necessary to know which idle-state the group
is in when it is idle. For now, it is assumed that this is the current
idle-state (though it might be wrong). Based on the individual cpu
idle-states group_idle_state() finds the group idle-state.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>
Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

sched, cpuidle: Track cpuidle state index in the scheduler

The idle-state of each cpu is currently pointed to by rq->idle_state but
there isn't any information in the struct cpuidle_state that can used to
look up the idle-state energy model data stored in struct
sched_group_energy. For this purpose is necessary to store the idle
state index as well. Ideally, the idle-state data should be unified.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Add over-utilization/tipping point indicator

Energy-aware scheduling is only meant to be active while the system is
_not_ over-utilized. That is, there are spare cycles available to shift
tasks around based on their actual utilization to get a more
energy-efficient task distribution without depriving any tasks. When
above the tipping point task placement is done the traditional way based
on load_avg, spreading the tasks across as many cpus as possible based
on priority scaled load to preserve smp_nice. Below the tipping point we
want to use util_avg instead. We need to define a criteria for when we
make the switch.

The util_avg for each cpu converges towards 100% (1024) regardless of
how many task additional task we may put on it. If we define
over-utilized as:

sum_{cpus}(rq.cfs.avg.util_avg) + margin > sum_{cpus}(rq.capacity)

some individual cpus may be over-utilized running multiple tasks even
when the above condition is false. That should be okay as long as we try
to spread the tasks out to avoid per-cpu over-utilization as much as
possible and if all tasks have the _same_ priority. If the latter isn't
true, we have to consider priority to preserve smp_nice.

For example, we could have n_cpus nice=-10 util_avg=55% tasks and
n_cpus/2 nice=0 util_avg=60% tasks. Balancing based on util_avg we are
likely to end up with nice=-10 tasks sharing cpus and nice=0 tasks
getting their own as we 1.5*n_cpus tasks in total and 55%+55% is less
over-utilized than 55%+60% for those cpus that have to be shared. The
system utilization is only 85% of the system capacity, but we are
breaking smp_nice.

To be sure not to break smp_nice, we have defined over-utilization
conservatively as when any cpu in the system is fully utilized at it's
highest frequency instead:

cpu_rq(any).cfs.avg.util_avg + margin > cpu_rq(any).capacity

IOW, as soon as one cpu is (nearly) 100% utilized, we switch to load_avg
to factor in priority to preserve smp_nice.

With this definition, we can skip periodic load-balance as no cpu has an
always-running task when the system is not over-utilized. All tasks will
be periodic and we can balance them at wake-up. This conservative
condition does however mean that some scenarios that could benefit from
energy-aware decisions even if one cpu is fully utilized would not get
those benefits.

For system where some cpus might have reduced capacity on some cpus
(RT-pressure and/or big.LITTLE), we want periodic load-balance checks as
soon a just a single cpu is fully utilized as it might one of those with
reduced capacity and in that case we want to migrate it.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Estimate energy impact of scheduling decisions

Adds a generic energy-aware helper function, energy_diff(), that
calculates energy impact of adding, removing, and migrating utilization
in the system.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Extend sched_group_energy to test load-balancing decisions

Extended sched_group_energy() to support energy prediction with usage
(tasks) added/removed from a specific cpu or migrated between a pair of
cpus. Useful for load-balancing decision making.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Calculate energy consumption of sched_group

For energy-aware load-balancing decisions it is necessary to know the
energy consumption estimates of groups of cpus. This patch introduces a
basic function, sched_group_energy(), which estimates the energy
consumption of the cpus in the group and any resources shared by the
members of the group.

NOTE: The function has five levels of identation and breaks the 80
character limit. Refactoring is necessary.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Highest energy aware balancing sched_domain level pointer

Add another member to the family of per-cpu sched_domain shortcut
pointers. This one, sd_ea, points to the highest level at which energy
model is provided. At this level and all levels below all sched_groups
have energy model data attached.

Partial energy model information is possible but restricted to providing
energy model data for lower level sched_domains (sd_ea and below) and
leaving load-balancing on levels above to non-energy-aware
load-balancing. For example, it is possible to apply energy-aware
scheduling within each socket on a multi-socket system and let normal
scheduling handle load-balancing between sockets.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Relocated cpu_util() and change return type

Move cpu_util() to an earlier position in fair.c and change return
type to unsigned long as negative usage doesn't make much sense. All
other load and capacity related functions use unsigned long including
the caller of cpu_util().

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Compute cpu capacity available at current frequency

capacity_orig_of() returns the max available compute capacity of a cpu.
For scale-invariant utilization tracking and energy-aware scheduling
decisions it is useful to know the compute capacity available at the
current OPP of a cpu.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

arm64: Cpu invariant scheduler load-tracking and capacity support

Provides the scheduler with a cpu scaling correction factor for more
accurate load-tracking and cpu capacity handling.

The Energy Model (EM) (in fact the capacity value of the last element
of the capacity states vector of the core (MC) level sched_group_energy
structure) is used as the source for this cpu scaling factor.

The cpu capacity value depends on the micro-architecture and the
maximum frequency of the cpu.

The maximum frequency part should not be confused with the frequency
invariant scheduler load-tracking support which deals with frequency
related scaling due to DFVS functionality.

Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>
Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

arm: Cpu invariant scheduler load-tracking and capacity support

Provides the scheduler with a cpu scaling correction factor for more
accurate load-tracking and cpu capacity handling.

The Energy Model (EM) (in fact the capacity value of the last element
of the capacity states vector of the core (MC) level sched_group_energy
structure) is used instead of the arm arch specific cpu_efficiency and
dtb property 'clock-frequency' values as the source for this cpu
scaling factor.

The cpu capacity value depends on the micro-architecture and the
maximum frequency of the cpu.

The maximum frequency part should not be confused with the frequency
invariant scheduler load-tracking support which deals with frequency
related scaling due to DFVS functionality.

Signed-off-by: Juri Lelli <juri.lelli@arm.com>
Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

sched: Introduce SD_SHARE_CAP_STATES sched_domain flag

cpufreq is currently keeping it a secret which cpus are sharing
clock source. The scheduler needs to know about clock domains as well
to become more energy aware. The SD_SHARE_CAP_STATES domain flag
indicates whether cpus belonging to the sched_domain share capacity
states (P-states).

There is no connection with cpufreq (yet). The flag must be set by
the arch specific topology code.

cc: Russell King <linux@arm.linux.org.uk>
cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Initialize energy data structures

The sched_group_energy (sge) pointer of the first sched_group (sg) in
the sched_domain (sd) is initialized to point to the appropriate (in
terms of sd level and cpu) sge data defined in the arch and so to the
correct part of the Energy Model (EM).

Energy-aware scheduling allows that a system has only EM data up to a
certain sd level (so called highest energy aware balancing sd level).
A check in init_sched_energy() enforces that all sd's below this sd
level contain EM data.

The 'int cpu' parameter of sched_domain_energy_f requires that
check_sched_energy_data() makes sure that all cpus spanned by a sg
are provisioned with the same EM data.

This patch has also been tested with feature FORCE_SD_OVERLAP enabled.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

sched: Introduce energy data structures

The struct sched_group_energy represents the per sched_group related
data which is needed for energy aware scheduling. It contains:

  (1) number of elements of the idle state array
  (2) pointer to the idle state array which comprises 'power consumption'
      for each idle state
  (3) number of elements of the capacity state array
  (4) pointer to the capacity state array which comprises 'compute
      capacity and power consumption' tuples for each capacity state

The struct sched_group obtains a pointer to a struct sched_group_energy.

The function pointer sched_domain_energy_f is introduced into struct
sched_domain_topology_level which will allow the arch to pass a particular
struct sched_group_energy from the topology shim layer into the scheduler
core.

The function pointer sched_domain_energy_f has an 'int cpu' parameter
since the folding of two adjacent sd levels via sd degenerate doesn't work
for all sd levels. I.e. it is not possible for example to use this feature
to provide per-cpu energy in sd level DIE on ARM's TC2 platform.

It was discussed that the folding of sd levels approach is preferable
over the cpu parameter approach, simply because the user (the arch
specifying the sd topology table) can introduce less errors. But since
it is not working, the 'int cpu' parameter is the only way out. It's
possible to use the folding of sd levels approach for
sched_domain_flags_f and the cpu parameter approach for the
sched_domain_energy_f at the same time though. With the use of the
'int cpu' parameter, an extra check function has to be provided to make
sure that all cpus spanned by a sched group are provisioned with the same
energy data.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

sched: Make energy awareness a sched feature

This patch introduces the ENERGY_AWARE sched feature, which is
implemented using jump labels when SCHED_DEBUG is defined. It is
statically set false when SCHED_DEBUG is not defined. Hence this doesn't
allow energy awareness to be enabled without SCHED_DEBUG. This
sched_feature knob will be replaced later with a more appropriate
control knob when things have matured a bit.

ENERGY_AWARE is based on per-entity load-tracking hence FAIR_GROUP_SCHED
must be enable. This dependency isn't checked at compile time yet.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Documentation for scheduler energy cost model

This documentation patch provides an overview of the experimental
scheduler energy costing model, associated data structures, and a
reference recipe on how platforms can be characterized to derive energy
models.

Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Prevent unnecessary active balance of single task in sched group

Scenarios with the busiest group having just one task and the local
being idle on topologies with sched groups with different numbers of
cpus manage to dodge all load-balance bailout conditions resulting the
nr_balance_failed counter to be incremented. This eventually causes a
pointless active migration of the task. This patch prevents this by not
incrementing the counter when the busiest group only has one task.
ASYM_PACKING migrations and migrations due to reduced capacity should
still take place as these are explicitly captured by
need_active_balance().

A better solution would be to not attempt the load-balance in the first
place, but that requires significant changes to the order of bailout
conditions and statistics gathering.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Enable idle balance to pull single task towards cpu with higher capacity

We do not want to miss out on the ability to pull a single remaining
task from a potential source cpu towards an idle destination cpu. Add an
extra criteria to need_active_balance() to kick off active load balance
if the source cpu is over-utilized and has lower capacity than the
destination cpu.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>
Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

sched: Consider spare cpu capacity at task wake-up

find_idlest_group() selects the wake-up target group purely
based on group load which leads to suboptimal choices in low load
scenarios. An idle group with reduced capacity (due to RT tasks or
different cpu type) isn't necessarily a better target than a lightly
loaded group with higher capacity.

The patch adds spare capacity as an additional group selection
parameter. The target group is now selected based on the following
criteria:

1. Return the group with the cpu with most spare capacity and this
capacity is significant if such group exists. Significant spare capacity
is currently at least 20% to spare.

2. Return the group with the lowest load, unless it is the local group
in which case NULL is returned and the search is continued at the next
(lower) level.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Add cpu capacity awareness to wakeup balancing

Wakeup balancing is completely unaware of cpu capacity, cpu utilization
and task utilization. The task is preferably placed on a cpu which is
idle in the instant the wakeup happens. New tasks
(SD_BALANCE_{FORK,EXEC} are placed on an idle cpu in the idlest group if
such can be found, otherwise it goes on the least loaded one. Existing
tasks (SD_BALANCE_WAKE) are placed on the previous cpu or an idle cpu
sharing the same last level cache unless the wakee_flips heuristic in
wake_wide() decides to fallback to considering cpus outside SD_LLC.
Hence existing tasks are not guaranteed to get a chance to migrate to a
different group at wakeup in case the current one has reduced cpu
capacity (due RT/IRQ pressure or different uarch e.g. ARM big.LITTLE).
They may eventually get pulled by other cpus doing
periodic/idle/nohz_idle balance, but it may take quite a while before it
happens.

This patch adds capacity awareness to find_idlest_{group,queue} (used by
SD_BALANCE_{FORK,EXEC} and SD_BALANCE_WAKE under certain circumstances)
such that groups/cpus that can accommodate the waking task based on task
utilization are preferred. In addition, wakeup of existing tasks
(SD_BALANCE_WAKE) is sent through find_idlest_{group,queue} also if the
task doesn't fit the capacity of the previous cpu to allow it to escape
(override wake_affine) when necessary instead of relying on
periodic/idle/nohz_idle balance to eventually sort it out.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

sched: Store system-wide maximum cpu capacity in root domain

To be able to compare the capacity of the target cpu with the highest
cpu capacity of the system in the wakeup path, store the system-wide
maximum cpu capacity in the root domain.

cc: Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

arm: Update arch_scale_cpu_capacity() to reflect change to define

arch_scale_cpu_capacity() is no longer a weak function but a #define
instead. Include the #define in topology.h.

cc: Russell King <linux@arm.linux.org.uk>
Signed-off-by: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>

arm64: Enable frequency invariant scheduler load-tracking support

Defines arch_scale_freq_capacity() to use cpufreq implementation.

Including <linux/cpufreq.h> in topology.h like for the arm arch doesn't
work because of CONFIG_COMPAT=y (Kernel support for 32-bit EL0).
That's why cpufreq_scale_freq_capacity() has to be declared extern in
topology.h.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

arm: Enable frequency invariant scheduler load-tracking support

Defines arch_scale_freq_capacity() to use cpufreq implementation.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

cpufreq: Frequency invariant scheduler load-tracking support

Implements cpufreq_scale_freq_capacity() to provide the scheduler with a
frequency scaling correction factor for more accurate load-tracking.

The factor is:

current_freq(cpu) << SCHED_CAPACITY_SHIFT / max_freq(cpu)

In fact, freq_scale should be a struct cpufreq_policy data member. But
this would require that the scheduler hot path (__update_load_avg()) would
have to grab the cpufreq lock. This can be avoided by using per-cpu data
initialized to SCHED_CAPACITY_SCALE for freq_scale.

Signed-off-by: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>

sched/fair: Fix new task's load avg removed from source CPU in wake_up_new_task()

If a newly created task is selected to go to a different CPU in fork
balance when it wakes up the first time, its load averages should
not be removed from the source CPU since they are never added to
it before. The same is also applicable to a never used group entity.

Fix it in remove_entity_load_avg(): when entity's last_update_time
is 0, simply return. This should precisely identify the case in
question, because in other migrations, the last_update_time is set
to 0 after remove_entity_load_avg().

Reported-by: Steve Muckle <steve.muckle@linaro.org>
Signed-off-by: Yuyang Du <yuyang.du@intel.com>
[peterz: cfs_rq_last_update_time]
Signed-off-by: Peter Zijlstra (Intel) <peterz@infradead.org>
Cc: Dietmar Eggemann <dietmar.eggemann@arm.com>
Cc: Juri Lelli <Juri.Lelli@arm.com>
Cc: Linus Torvalds <torvalds@linux-foundation.org>
Cc: Mike Galbraith <efault@gmx.de>
Cc: Morten Rasmussen <morten.rasmussen@arm.com>
Cc: Patrick Bellasi <patrick.bellasi@arm.com>
Cc: Peter Zijlstra <peterz@infradead.org>
Cc: Thomas Gleixner <tglx@linutronix.de>
Cc: Vincent Guittot <vincent.guittot@linaro.org>
Link: http://lkml.kernel.org/r/20151216233427.GJ28098@intel.com
Signed-off-by: Ingo Molnar <mingo@kernel.org>

FROMLIST: pstore: drop pmsg bounce buffer

(from https://lkml.org/lkml/2016/9/1/428)
(cherry pick from android-3.10 commit b58133100b38f2bf83cad2d7097417a3a196ed0b)

Removing a bounce buffer copy operation in the pmsg driver path is
always better. We also gain in overall performance by not requesting
a vmalloc on every write as this can cause precious RT tasks, such
as user facing media operation, to stall while memory is being
reclaimed. Added a write_buf_user to the pstore functions, a backup
platform write_buf_user that uses the small buffer that is part of
the instance, and implemented a ramoops write_buf_user that only
supports PSTORE_TYPE_PMSG.

Signed-off-by: Mark Salyzyn <salyzyn@google.com>
Bug: 31057326
Change-Id: I4cdee1cd31467aa3e6c605bce2fbd4de5b0f8caa

UPSTREAM: usercopy: remove page-spanning test for now

A custom allocator without __GFP_COMP that copies to userspace has been
found in vmw_execbuf_process[1], so this disables the page-span checker
by placing it behind a CONFIG for future work where such things can be
tracked down later.

[1] https://bugzilla.redhat.com/show_bug.cgi?id=1373326

Reported-by: Vinson Lee <vlee@freedesktop.org>
Fixes: f5509cc18daa ("mm: Hardened usercopy")
Signed-off-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Change-Id: I4177c0fb943f14a5faf5c70f5e54bf782c316f43
(cherry picked from commit 8e1f74ea02cf4562404c48c6882214821552c13f)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

UPSTREAM: usercopy: force check_object_size() inline

Just for good measure, make sure that check_object_size() is always
inlined too, as already done for copy_*_user() and __copy_*_user().

Suggested-by: Linus Torvalds <torvalds@linux-foundation.org>
Signed-off-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Change-Id: Ibfdf4790d03fe426e68d9a864c55a0d1bbfb7d61
(cherry picked from commit a85d6b8242dc78ef3f4542a0f979aebcbe77fc4e)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

BACKPORT: usercopy: fold builtin_const check into inline function

Instead of having each caller of check_object_size() need to remember to
check for a const size parameter, move the check into check_object_size()
itself. This actually matches the original implementation in PaX, though
this commit cleans up the now-redundant builtin_const() calls in the
various architectures.

Signed-off-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Change-Id: I348809399c10ffa051251866063be674d064b9ff
(cherry picked from 81409e9e28058811c9ea865345e1753f8f677e44)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

UPSTREAM: x86/uaccess: force copy_*_user() to be inlined

As already done with __copy_*_user(), mark copy_*_user() as __always_inline.
Without this, the checks for things like __builtin_const_p() won't work
consistently in either hardened usercopy nor the recent adjustments for
detecting usercopy overflows at compile time.

The change in kernel text size is detectable, but very small:

 text      data     bss     dec      hex     filename
12118735  5768608 14229504 32116847 1ea106f vmlinux.before
12120207  5768608 14229504 32118319 1ea162f vmlinux.after

Signed-off-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Change-Id: I284c85c2a782145f46655a91d4f83874c90eba61
(cherry picked from commit e6971009a95a74f28c58bbae415c40effad1226c)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

UPSTREAM: HID: core: prevent out-of-bound readings

(cherry picked from commit 50220dead1650609206efe91f0cc116132d59b3f)

Plugging a Logitech DJ receiver with KASAN activated raises a bunch of
out-of-bound readings.

The fields are allocated up to MAX_USAGE, meaning that potentially, we do
not have enough fields to fit the incoming values.
Add checks and silence KASAN.

Signed-off-by: Benjamin Tissoires <benjamin.tissoires@redhat.com>
Signed-off-by: Jiri Kosina <jkosina@suse.cz>
Change-Id: Iaf25e882a6696884439d7091b5fbb0b350d893d3
Bug: 30951261

Android: Fix build breakages.

The IO latency histogram change broke allmodconfig and
allnoconfig builds. This fixes those breakages.

Change-Id: I9cdae655b40ed155468f3cef25cdb74bb56c4d3e
Signed-off-by: Mohan Srinivasan <srmohan@google.com>

UPSTREAM: tty: Prevent ldisc drivers from re-using stale tty fields

(cherry picked from commit dd42bf1197144ede075a9d4793123f7689e164bc)

Line discipline drivers may mistakenly misuse ldisc-related fields
when initializing. For example, a failure to initialize tty->receive_room
in the N_GIGASET_M101 line discipline was recently found and fixed [1].
Now, the N_X25 line discipline has been discovered accessing the previous
line discipline's already-freed private data [2].

Harden the ldisc interface against misuse by initializing revelant
tty fields before instancing the new line discipline.

[1]
    commit fd98e9419d8d622a4de91f76b306af6aa627aa9c
    Author: Tilman Schmidt <tilman@imap.cc>
    Date:   Tue Jul 14 00:37:13 2015 +0200

    isdn/gigaset: reset tty->receive_room when attaching ser_gigaset

[2] Report from Sasha Levin <sasha.levin@oracle.com>
    [  634.336761] ==================================================================
    [  634.338226] BUG: KASAN: use-after-free in x25_asy_open_tty+0x13d/0x490 at addr ffff8800a743efd0
    [  634.339558] Read of size 4 by task syzkaller_execu/8981
    [  634.340359] =============================================================================
    [  634.341598] BUG kmalloc-512 (Not tainted): kasan: bad access detected
    ...
    [  634.405018] Call Trace:
    [  634.405277] dump_stack (lib/dump_stack.c:52)
    [  634.405775] print_trailer (mm/slub.c:655)
    [  634.406361] object_err (mm/slub.c:662)
    [  634.406824] kasan_report_error (mm/kasan/report.c:138 mm/kasan/report.c:236)
    [  634.409581] __asan_report_load4_noabort (mm/kasan/report.c:279)
    [  634.411355] x25_asy_open_tty (drivers/net/wan/x25_asy.c:559 (discriminator 1))
    [  634.413997] tty_ldisc_open.isra.2 (drivers/tty/tty_ldisc.c:447)
    [  634.414549] tty_set_ldisc (drivers/tty/tty_ldisc.c:567)
    [  634.415057] tty_ioctl (drivers/tty/tty_io.c:2646 drivers/tty/tty_io.c:2879)
    [  634.423524] do_vfs_ioctl (fs/ioctl.c:43 fs/ioctl.c:607)
    [  634.427491] SyS_ioctl (fs/ioctl.c:622 fs/ioctl.c:613)
    [  634.427945] entry_SYSCALL_64_fastpath (arch/x86/entry/entry_64.S:188)

Cc: Tilman Schmidt <tilman@imap.cc>
Cc: Sasha Levin <sasha.levin@oracle.com>
Signed-off-by: Peter Hurley <peter@hurleysoftware.com>
Signed-off-by: Greg Kroah-Hartman <gregkh@linuxfoundation.org>
Change-Id: Ibed6feadfb9706d478f93feec3b240aecfc64af3
Bug: 30951112

UPSTREAM: netfilter: nfnetlink: correctly validate length of batch messages

(cherry picked from commit c58d6c93680f28ac58984af61d0a7ebf4319c241)

If nlh->nlmsg_len is zero then an infinite loop is triggered because
'skb_pull(skb, msglen);' pulls zero bytes.

The calculation in nlmsg_len() underflows if 'nlh->nlmsg_len <
NLMSG_HDRLEN' which bypasses the length validation and will later
trigger an out-of-bound read.

If the length validation does fail then the malformed batch message is
copied back to userspace. However, we cannot do this because the
nlh->nlmsg_len can be invalid. This leads to an out-of-bounds read in
netlink_ack:

    [   41.455421] ==================================================================
    [   41.456431] BUG: KASAN: slab-out-of-bounds in memcpy+0x1d/0x40 at addr ffff880119e79340
    [   41.456431] Read of size 4294967280 by task a.out/987
    [   41.456431] =============================================================================
    [   41.456431] BUG kmalloc-512 (Not tainted): kasan: bad access detected
    [   41.456431] -----------------------------------------------------------------------------
    ...
    [   41.456431] Bytes b4 ffff880119e79310: 00 00 00 00 d5 03 00 00 b0 fb fe ff 00 00 00 00  ................
    [   41.456431] Object ffff880119e79320: 20 00 00 00 10 00 05 00 00 00 00 00 00 00 00 00   ...............
    [   41.456431] Object ffff880119e79330: 14 00 0a 00 01 03 fc 40 45 56 11 22 33 10 00 05  .......@EV."3...
    [   41.456431] Object ffff880119e79340: f0 ff ff ff 88 99 aa bb 00 14 00 0a 00 06 fe fb  ................
                                            ^^ start of batch nlmsg with
                                               nlmsg_len=4294967280
    ...
    [   41.456431] Memory state around the buggy address:
    [   41.456431]  ffff880119e79400: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
    [   41.456431]  ffff880119e79480: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
    [   41.456431] >ffff880119e79500: 00 00 00 00 fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc
    [   41.456431]                                ^
    [   41.456431]  ffff880119e79580: fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc
    [   41.456431]  ffff880119e79600: fc fc fc fc fc fc fc fc fc fc fb fb fb fb fb fb
    [   41.456431] ==================================================================

Fix this with better validation of nlh->nlmsg_len and by setting
NFNL_BATCH_FAILURE if any batch message fails length validation.

CAP_NET_ADMIN is required to trigger the bugs.

Fixes: 9ea2aa8b7dba ("netfilter: nfnetlink: validate nfnetlink header from batch")
Signed-off-by: Phil Turnbull <phil.turnbull@oracle.com>
Signed-off-by: Pablo Neira Ayuso <pablo@netfilter.org>
Change-Id: Id3e15c40cb464bf2791af907c235d8a316b2449c
Bug: 30947055

cpuset: Make cpusets restore on hotplug

This deliberately changes the behavior of the per-cpuset
cpus file to not be effected by hotplug. When a cpu is offlined,
it will be removed from the cpuset/cpus file. When a cpu is onlined,
if the cpuset originally requested that that cpu was part of the cpuset,
that cpu will be restored to the cpuset. The cpus files still
have to be hierachical, but the ranges no longer have to be out of
the currently online cpus, just the physically present cpus.

Change-Id: I22cdf33e7d312117bcefba1aeb0125e1ada289a9
Signed-off-by: Dmitry Shmidt <dimitrysh@google.com>

UPSTREAM: mm/slub: support left redzone

SLUB already has a redzone debugging feature.  But it is only positioned
at the end of object (aka right redzone) so it cannot catch left oob.
Although current object's right redzone acts as left redzone of next
object, first object in a slab cannot take advantage of this effect.
This patch explicitly adds a left red zone to each object to detect left
oob more precisely.

Background:

Someone complained to me that left OOB doesn't catch even if KASAN is
enabled which does page allocation debugging.  That page is out of our
control so it would be allocated when left OOB happens and, in this
case, we can't find OOB.  Moreover, SLUB debugging feature can be
enabled without page allocator debugging and, in this case, we will miss
that OOB.

Before trying to implement, I expected that changes would be too
complex, but, it doesn't look that complex to me now.  Almost changes
are applied to debug specific functions so I feel okay.

Signed-off-by: Joonsoo Kim <iamjoonsoo.kim@lge.com>
Cc: Christoph Lameter <cl@linux.com>
Cc: Pekka Enberg <penberg@kernel.org>
Cc: David Rientjes <rientjes@google.com>
Signed-off-by: Andrew Morton <akpm@linux-foundation.org>
Signed-off-by: Linus Torvalds <torvalds@linux-foundation.org>
Change-Id: Ib893a17ecabd692e6c402e864196bf89cd6781a5
(cherry picked from commit d86bd1bece6fc41d59253002db5441fe960a37f6)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

UPSTREAM: Make the hardened user-copy code depend on having a hardened allocator

The kernel test robot reported a usercopy failure in the new hardened
sanity checks, due to a page-crossing copy of the FPU state into the
task structure.

This happened because the kernel test robot was testing with SLOB, which
doesn't actually do the required book-keeping for slab allocations, and
as a result the hardening code didn't realize that the task struct
allocation was one single allocation - and the sanity checks fail.

Since SLOB doesn't even claim to support hardening (and you really
shouldn't use it), the straightforward solution is to just make the
usercopy hardening code depend on the allocator supporting it.

Reported-by: kernel test robot <xiaolong.ye@intel.com>
Cc: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Signed-off-by: Linus Torvalds <torvalds@linux-foundation.org>
Change-Id: I37d51f866f873341bf7d5297249899b852e1c6ce
(cherry picked from commit 6040e57658eee6eb1315a26119101ca832d1f854)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

Android: MMC/UFS IO Latency Histograms.

This patch adds a new sysfs node (latency_hist) and reports
IO (svc time) latency histograms. Disabled by default, can be
enabled by echoing 0 into latency_hist, stats can be cleared
by writing 2 into latency_hist. This commit fixes the 32 bit
build breakage in the previous commit. Tested on both 32 bit
and 64 bit arm devices.

Bug: 30677035
Change-Id: I9a615a16616d80f87e75676ac4d078a5c429dcf9
Signed-off-by: Mohan Srinivasan <srmohan@google.com>

UPSTREAM: usercopy: fix overlap check for kernel text

When running with a local patch which moves the '_stext' symbol to the
very beginning of the kernel text area, I got the following panic with
CONFIG_HARDENED_USERCOPY:

  usercopy: kernel memory exposure attempt detected from ffff88103dfff000 (<linear kernel text>) (4096 bytes)
  ------------[ cut here ]------------
  kernel BUG at mm/usercopy.c:79!
  invalid opcode: 0000 [#1] SMP
  ...
  CPU: 0 PID: 4800 Comm: cp Not tainted 4.8.0-rc3.after+ #1
  Hardware name: Dell Inc. PowerEdge R720/0X3D66, BIOS 2.5.4 01/22/2016
  task: ffff880817444140 task.stack: ffff880816274000
  RIP: 0010:[<ffffffff8121c796>] __check_object_size+0x76/0x413
  RSP: 0018:ffff880816277c40 EFLAGS: 00010246
  RAX: 000000000000006b RBX: ffff88103dfff000 RCX: 0000000000000000
  RDX: 0000000000000000 RSI: ffff88081f80dfa8 RDI: ffff88081f80dfa8
  RBP: ffff880816277c90 R08: 000000000000054c R09: 0000000000000000
  R10: 0000000000000005 R11: 0000000000000006 R12: 0000000000001000
  R13: ffff88103e000000 R14: ffff88103dffffff R15: 0000000000000001
  FS:  00007fb9d1750800(0000) GS:ffff88081f800000(0000) knlGS:0000000000000000
  CS:  0010 DS: 0000 ES: 0000 CR0: 0000000080050033
  CR2: 00000000021d2000 CR3: 000000081a08f000 CR4: 00000000001406f0
  Stack:
   ffff880816277cc8 0000000000010000 000000043de07000 0000000000000000
   0000000000001000 ffff880816277e60 0000000000001000 ffff880816277e28
   000000000000c000 0000000000001000 ffff880816277ce8 ffffffff8136c3a6
  Call Trace:
   [<ffffffff8136c3a6>] copy_page_to_iter_iovec+0xa6/0x1c0
   [<ffffffff8136e766>] copy_page_to_iter+0x16/0x90
   [<ffffffff811970e3>] generic_file_read_iter+0x3e3/0x7c0
   [<ffffffffa06a738d>] ? xfs_file_buffered_aio_write+0xad/0x260 [xfs]
   [<ffffffff816e6262>] ? down_read+0x12/0x40
   [<ffffffffa06a61b1>] xfs_file_buffered_aio_read+0x51/0xc0 [xfs]
   [<ffffffffa06a6692>] xfs_file_read_iter+0x62/0xb0 [xfs]
   [<ffffffff812224cf>] __vfs_read+0xdf/0x130
   [<ffffffff81222c9e>] vfs_read+0x8e/0x140
   [<ffffffff81224195>] SyS_read+0x55/0xc0
   [<ffffffff81003a47>] do_syscall_64+0x67/0x160
   [<ffffffff816e8421>] entry_SYSCALL64_slow_path+0x25/0x25
  RIP: 0033:[<00007fb9d0c33c00>] 0x7fb9d0c33c00
  RSP: 002b:00007ffc9c262f28 EFLAGS: 00000246 ORIG_RAX: 0000000000000000
  RAX: ffffffffffffffda RBX: fffffffffff8ffff RCX: 00007fb9d0c33c00
  RDX: 0000000000010000 RSI: 00000000021c3000 RDI: 0000000000000004
  RBP: 00000000021c3000 R08: 0000000000000000 R09: 00007ffc9c264d6c
  R10: 00007ffc9c262c50 R11: 0000000000000246 R12: 0000000000010000
  R13: 00007ffc9c2630b0 R14: 0000000000000004 R15: 0000000000010000
  Code: 81 48 0f 44 d0 48 c7 c6 90 4d a3 81 48 c7 c0 bb b3 a2 81 48 0f 44 f0 4d 89 e1 48 89 d9 48 c7 c7 68 16 a3 81 31 c0 e8 f4 57 f7 ff <0f> 0b 48 8d 90 00 40 00 00 48 39 d3 0f 83 22 01 00 00 48 39 c3
  RIP  [<ffffffff8121c796>] __check_object_size+0x76/0x413
   RSP <ffff880816277c40>

The checked object's range [ffff88103dfff000, ffff88103e000000) is
valid, so there shouldn't have been a BUG.  The hardened usercopy code
got confused because the range's ending address is the same as the
kernel's text starting address at 0xffff88103e000000.  The overlap check
is slightly off.

Fixes: f5509cc18daa ("mm: Hardened usercopy")
Signed-off-by: Josh Poimboeuf <jpoimboe@redhat.com>
Signed-off-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Change-Id: I839dbf4ddbb4d9874026a42abed557eb9b3f8bef
(cherry picked from commit 94cd97af690dd9537818dc9841d0ec68bb1dd877)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

UPSTREAM: usercopy: avoid potentially undefined behavior in pointer math

check_bogus_address() checked for pointer overflow using this expression,
where 'ptr' has type 'const void *':

ptr + n < ptr

Since pointer wraparound is undefined behavior, gcc at -O2 by default
treats it like the following, which would not behave as intended:

(long)n < 0

Fortunately, this doesn't currently happen for kernel code because kernel
code is compiled with -fno-strict-overflow.  But the expression should be
fixed anyway to use well-defined integer arithmetic, since it could be
treated differently by different compilers in the future or could be
reported by tools checking for undefined behavior.

Signed-off-by: Eric Biggers <ebiggers@google.com>
Signed-off-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Change-Id: I73b13be651cf35c03482f2014bf2c3dd291518ab
(cherry picked from commit 7329a655875a2f4bd6984fe8a7e00a6981e802f3)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

UPSTREAM: unsafe_[get|put]_user: change interface to use a error target label

When I initially added the unsafe_[get|put]_user() helpers in commit
5b24a7a2aa20 ("Add 'unsafe' user access functions for batched
accesses"), I made the mistake of modeling the interface on our
traditional __[get|put]_user() functions, which return zero on success,
or -EFAULT on failure.

That interface is fairly easy to use, but it's actually fairly nasty for
good code generation, since it essentially forces the caller to check
the error value for each access.

In particular, since the error handling is already internally
implemented with an exception handler, and we already use "asm goto" for
various other things, we could fairly easily make the error cases just
jump directly to an error label instead, and avoid the need for explicit
checking after each operation.

So switch the interface to pass in an error label, rather than checking
the error value in the caller.  Best do it now before we start growing
more users (the signal handling code in particular would be a good place
to use the new interface).

So rather than

if (unsafe_get_user(x, ptr))
... handle error ..

the interface is now

unsafe_get_user(x, ptr, label);

where an error during the user mode fetch will now just cause a jump to
'label' in the caller.

Right now the actual _implementation_ of this all still ends up being a
"if (err) goto label", and does not take advantage of any exception
label tricks, but for "unsafe_put_user()" in particular it should be
fairly straightforward to convert to using the exception table model.

Note that "unsafe_get_user()" is much harder to convert to a clever
exception table model, because current versions of gcc do not allow the
use of "asm goto" (for the exception) with output values (for the actual
value to be fetched).  But that is hopefully not a limitation in the
long term.

[ Also note that it might be a good idea to switch unsafe_get_user() to
  actually _return_ the value it fetches from user space, but this
  commit only changes the error handling semantics ]

Signed-off-by: Linus Torvalds <torvalds@linux-foundation.org>
Change-Id: Ib905a84a04d46984320f6fd1056da4d72f3d6b53
(cherry picked from commit 1bd4403d86a1c06cb6cc9ac87664a0c9d3413d51)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

BACKPORT: arm64: mm: fix location of _etext

As Kees Cook notes in the ARM counterpart of this patch [0]:

  The _etext position is defined to be the end of the kernel text code,
  and should not include any part of the data segments. This interferes
  with things that might check memory ranges and expect executable code
  up to _etext.

In particular, Kees is referring to the HARDENED_USERCOPY patch set [1],
which rejects attempts to call copy_to_user() on kernel ranges containing
executable code, but does allow access to the .rodata segment. Regardless
of whether one may or may not agree with the distinction, it makes sense
for _etext to have the same meaning across architectures.

So let's put _etext where it belongs, between .text and .rodata, and fix
up existing references to use __init_begin instead, which unlike _end_rodata
includes the exception and notes sections as well.

The _etext references in kaslr.c are left untouched, since its references
to [_stext, _etext) are meant to capture potential jump instruction targets,
and so disregarding .rodata is actually an improvement here.

[0] http://article.gmane.org/gmane.linux.kernel/2245084
[1] http://thread.gmane.org/gmane.linux.kernel.hardened.devel/2502

Reported-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Reviewed-by: Mark Rutland <mark.rutland@arm.com>
Signed-off-by: Ard Biesheuvel <ard.biesheuvel@linaro.org>
Reviewed-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Signed-off-by: Catalin Marinas <catalin.marinas@arm.com>
(cherry picked from commit 9fdc14c55cd6579d619ccd9d40982e0805e62b6d)
Signed-off-by: Amit Pundir <amit.pundir@linaro.org>

BACKPORT: ARM: 8583/1: mm: fix location of _etext

The _etext position is defined to be the end of the kernel text code,
and should not include any part of the data segments. This interferes
with things that might check memory ranges and expect executable code
up to _etext. Just to be conservative, leave the kernel resource as
it was, using __init_begin instead of _etext as the end mark.

Signed-off-by: Kees Cook <keescook@chromium.org>
Signed-off-by: Russell King <rmk+kernel@arm.linux.org.uk>
Change-Id: Ida514d1359dbe6f782f562ce29b4ba09ae72bfc0
(cherry picked from commit 14c4a533e0996f95a0a64dfd0b6252d788cebc74)
Signed-off-by: Sami Tolvanen <samitolvanen@google.com>

BACKPORT: Don't show empty tag stats for unprivileged uids

BUG: 27577101
BUG: 27532522
Signed-off-by: Mohamad Ayyash <mkayyash@google.com>

UPSTREAM: tcp: fix use after free in tcp_xmit_retransmit_queue()

(cherry picked from commit bb1fceca22492109be12640d49f5ea5a544c6bb4)

When tcp_sendmsg() allocates a fresh and empty skb, it puts it at the
tail of the write queue using tcp_add_write_queue_tail()

Then it attempts to copy user data into this fresh skb.

If the copy fails, we undo the work and remove the fresh skb.

Unfortunately, this undo lacks the change done to tp->highest_sack and
we can leave a dangling pointer (to a freed skb)

Later, tcp_xmit_retransmit_queue() can dereference this pointer and
access freed memory. For regular kernels where memory is not unmapped,
this might cause SACK bugs because tcp_highest_sack_seq() is buggy,
returning garbage instead of tp->snd_nxt, but with various debug
features like CONFIG_DEBUG_PAGEALLOC, this can crash the kernel.

This bug was found by Marco Grassi thanks to syzkaller.

Fixes: 6859d49475d4 ("[TCP]: Abstract tp->highest_sack accessing & point to next skb")
Reported-by: Marco Grassi <marco.gra@gmail.com>
Signed-off-by: Eric Dumazet <edumazet@google.com>
Cc: Ilpo Järvinen <ilpo.jarvinen@helsinki.fi>
Cc: Yuchung Cheng <ycheng@google.com>
Cc: Neal Cardwell <ncardwell@google.com>
Acked-by: Neal Cardwell <ncardwell@google.com>
Reviewed-by: Cong Wang <xiyou.wangcong@gmail.com>
Signed-off-by: David S. Miller <davem@davemloft.net>
Change-Id: I58bb02d6e4e399612e8580b9e02d11e661df82f5
Bug: 31183296

ANDROID: base-cfg: drop SECCOMP_FILTER config

Don't need to set SECCOMP_FILTER explicitly since CONFIG_SECCOMP=y will
select that config anyway.

Fixes: a49dcf2e745c ("ANDROID: base-cfg: enable SECCOMP config")
Change-Id: Iff18ed4d2db5a55b9f9480d5ecbeef7b818b3837
Signed-off-by: Amit Pundir <amit.pundir@linaro.org>