如果你问一个刚接触 Linux 的同事：“进程为什么会被切走？”
答案大概率是：“因为时间片用完了。”
但如果你问一个内核工程师同样的问题，答案会变成：
因为调度器认为现在切走，比不切走对系统整体更公平。
Linux 调度器（CFS）从来不是一个简单的“定时器 + 轮转队列”，而是一套围绕公平性、吞吐、延迟、可预测性反复博弈的复杂系统。而“时间片（time slice）”正是其中最基础、却也最敏感的机制之一。
正因为如此，任何试图‘临时延长时间片’的行为，都会天然触碰调度器最核心的设计原则。
而现在，一个历经十多年讨论、反复失败、数次重来的机制——Time Slice Extension（时间片扩展），终于在 Linux 6.20 ~ 7.0 周期，看到了进入主线的希望。
什么是时间片扩展？
时间片扩展不是抢占调度器的控制权，也不是提升优先级。
它的核心目标只有一个：
在‘非常短暂、非常确定’的用户态临界区内，避免线程被不必要地抢占。
典型场景包括：
- 用户态自旋锁（user-space spinlock）
- 无系统调用的极短临界区
- 高并发、低延迟的数据结构操作
- RSEQ（Restartable Sequences）保护区间
这些场景有一个共同点：
一旦线程在临界区被抢占，系统整体性能反而下降。
举个更容易理解的例子：
- 线程 B 被调度上来，开始自旋等这个锁
- 但 A 因为时间片用完，被调度器切走
这是经典的“优先级反转 + 不必要抢占”问题，但发生在用户态，内核几乎无从感知。
Thomas Gleixner 的定义
Intel 旗下 Linutronix 的 Thomas Gleixner 在补丁中给出了一个非常精准的定义：
Time Slice Extension 是一种‘机会主义（opportunistic）的优先级天花板’，
它不像传统优先级继承协议那样昂贵，
也不提供同等级别的强保证，
但能在关键时刻避免最糟糕的调度结果。
这段话信息量极大，我们拆开来看：
1. 不是完整的优先级继承协议
- 不会调整调度实体的
vruntime
- 不会重排 CFS 红黑树
- 不会改变任务的 nice / priority
所以它几乎不影响调度器的整体公平性模型。
2. 是“机会主义”的
- 只有在“刚好可以延长”的时候才延长
- 不承诺一定成功
- 不保证实时性
这点非常关键：它不是 RT 特性，而是 best-effort 的优化机制。
为什么之前十年都“没搞成”？
这个需求并不新鲜。
早在十多年前，LKML 上就已经有人讨论过类似问题，但每一轮尝试几乎都卡在几个老问题上：
1. 用户态如何安全地告诉内核：“我现在很关键”
如果暴露一个系统调用：
如果走隐式机制：
2. 如何防止滥用？
如果任何进程都能说：
“我现在很重要，别切我”
那调度器基本就废了。
3. 和 CFS 公平性模型天然冲突
CFS 的核心理念是：
虚拟运行时间（vruntime）决定公平，而不是你说你重要。
任何“特权延时”，都需要极其谨慎。
转折点：RSEQ
真正的突破点，来自 RSEQ。
RSEQ 是 Linux 提供的一种用户态机制，用于：
- 标记一段“可重启”的用户态代码
- 在被抢占或迁移 CPU 时，由内核帮你“回滚重来”
它已经被广泛用于：
- glibc
- jemalloc
- 数据库内核
- 高性能并发库
关键点在于：
内核已经“部分知道”你正在执行一个特殊的用户态临界区。
时间片扩展正是建立在 RSEQ 这个已有、受控、可验证的机制之上。
这让问题从：
“如何让用户态随便跟内核提要求”
变成了：
“如何在一个已经被内核认可的关键区间里，稍微放宽抢占条件”
补丁进入 tip/sched/core
在过去几个月里，时间片扩展补丁已经迭代到 v6。
而就在最近：
最新版本已经被合入 tip/tip.git 的 sched/core 分支
对于熟悉内核开发流程的同学来说，这一步意义重大：
- tip 分支是调度器改动的“准入门槛”
- 进入 sched/core，说明：
这意味着：
它很可能会出现在下一个 merge window，随调度器改动一起提交给 Linus。
时间片扩展不会像 BPF 那样一夜爆红，也不会立刻改变你的运维日常。
但它非常符合 Linux 内核的演进风格：
- 长期讨论
- 反复失败
- 保守推进
- 一旦合入，就极难再被移除
如果你在生产环境里追求：
- 更低的尾延迟
- 更稳定的高并发行为
- 更少“看起来不合理”的性能抖动
那么，这个“等了十年的补丁”，值得你记住它的名字。对这类底层性能优化与系统设计原理感兴趣的朋友，欢迎在 云栈社区 继续深入探讨。
发表于 13 小时前
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