分类目录归档:进程管理

从几个问题开始理解CFS调度器

CFS(完全公平调度器)是Linux内核2.6.23版本开始采用的进程调度器,它的基本原理是这样的:设定一个调度周期(sched_latency_ns),目标是让每个进程在这个周期内至少有机会运行一次,换一种说法就是每个进程等待CPU的时间最长不超过这个调度周期;然后根据进程的数量,大家平分这个调度周期内的CPU使用权,由于进程的优先级即nice值不同,分割调度周期的时候要加权;每个进程的累计运行时间保存在自己的vruntime字段里,哪个进程的vruntime最小就获得本轮运行的权利。

那么问题就来了:

新进程的vruntime的初值是不是0啊?

假如新进程的vruntime初值为0的话,比老进程的值小很多,那么它在相当长的时间内都会保持抢占CPU的优势,老进程就要饿死了,这显然是不公平的。所以CFS是这样做的:每个CPU的运行队列cfs_rq都维护一个min_vruntime字段,记录该运行队列中所有进程的vruntime最小值,新进程的初始vruntime值就以它所在运行队列的min_vruntime为基础来设置,与老进程保持在合理的差距范围内。参见后面的源代码。

新进程的vruntime初值的设置与两个参数有关:
sched_child_runs_first:规定fork之后让子进程先于父进程运行;
sched_features的START_DEBIT位:规定新进程的第一次运行要有延迟。

注:
sched_features是控制调度器特性的开关,每个bit表示调度器的一个特性。在sched_features.h文件中记录了全部的特性。START_DEBIT是其中之一,如果打开这个特性,表示给新进程的vruntime初始值要设置得比默认值更大一些,这样会推迟它的运行时间,以防进程通过不停的fork来获得cpu时间片。

如果参数 sched_child_runs_first打开,意味着创建子进程后,保证子进程会在父进程之前运行。

子进程在创建时,vruntime初值首先被设置为min_vruntime;然后,如果sched_features中设置了START_DEBIT位,vruntime会在min_vruntime的基础上再增大一些。设置完子进程的vruntime之后,检查sched_child_runs_first参数,如果为1的话,就比较父进程和子进程的vruntime,若是父进程的vruntime更小,就对换父、子进程的vruntime,这样就保证了子进程会在父进程之前运行。

休眠进程的vruntime一直保持不变吗?

如果休眠进程的 vruntime 保持不变,而其他运行进程的 vruntime 一直在推进,那么等到休眠进程终于唤醒的时候,它的vruntime比别人小很多,会使它获得长时间抢占CPU的优势,其他进程就要饿死了。这显然是另一种形式的不公平。CFS是这样做的:在休眠进程被唤醒时重新设置vruntime值,以min_vruntime值为基础,给予一定的补偿,但不能补偿太多。

 休眠进程在唤醒时会立刻抢占CPU吗?

这是由CFS的唤醒抢占 特性决定的,即sched_features的WAKEUP_PREEMPT位。

由于休眠进程在唤醒时会获得vruntime的补偿,所以它在醒来的时候有能力抢占CPU是大概率事件,这也是CFS调度算法的本意,即保证交互式进程的响应速度,因为交互式进程等待用户输入会频繁休眠。除了交互式进程以外,主动休眠的进程同样也会在唤醒时获得补偿,例如通过调用sleep()、nanosleep()的方式,定时醒来完成特定任务,这类进程往往并不要求快速响应,但是CFS不会把它们与交互式进程区分开来,它们同样也会在每次唤醒时获得vruntime补偿,这有可能会导致其它更重要的应用进程被抢占,有损整体性能。我曾经处理过的一个案例:服务器上有两类应用进程,A进程定时循环检查有没有新任务,如果有的话就简单预处理后通知B进程,然后调用nanosleep()主动休眠,醒来后再重复下一个循环;B进程负责数据运算,是CPU消耗型的;B进程的运行时间很长,而A进程每次运行时间都很短,但睡眠/唤醒却十分频繁,每次唤醒就会抢占B,导致B的运行频繁被打断,大量的进程切换带来很大的开销,整体性能下降很厉害。那有什么办法吗?有,CFS可以禁止唤醒抢占 特性:

禁用唤醒抢占 特性之后,刚唤醒的进程不会立即抢占运行中的进程,而是要等到运行进程用完时间片之后。在以上案例中,经过这样的调整之后B进程被抢占的频率大大降低了,整体性能得到了改善。

如果禁止唤醒抢占特性对你的系统来说太过激进的话,你还可以选择调大以下参数:

sched_wakeup_granularity_ns
这个参数限定了一个唤醒进程要抢占当前进程之前必须满足的条件:只有当该唤醒进程的vruntime比当前进程的vruntime小、并且两者差距(vdiff)大于sched_wakeup_granularity_ns的情况下,才可以抢占,否则不可以。这个参数越大,发生唤醒抢占就越不容易。

进程占用的CPU时间片可以无穷小吗?

假设有两个进程,它们的vruntime初值都是一样的,第一个进程只要一运行,它的vruntime马上就比第二个进程更大了,那么它的CPU会立即被第二个进程抢占吗?答案是这样的:为了避免过于短暂的进程切换造成太大的消耗,CFS设定了进程占用CPU的最小时间值,sched_min_granularity_ns,正在CPU上运行的进程如果不足这个时间是不可以被调离CPU的。

sched_min_granularity_ns发挥作用的另一个场景是,本文开门见山就讲过,CFS把调度周期sched_latency按照进程的数量平分,给每个进程平均分配CPU时间片(当然要按照nice值加权,为简化起见不再强调),但是如果进程数量太多的话,就会造成CPU时间片太小,如果小于sched_min_granularity_ns的话就以sched_min_granularity_ns为准;而调度周期也随之不再遵守sched_latency_ns,而是以 (sched_min_granularity_ns * 进程数量) 的乘积为准。

进程从一个CPU迁移到另一个CPU上的时候vruntime会不会变?

在多CPU的系统上,不同的CPU的负载不一样,有的CPU更忙一些,而每个CPU都有自己的运行队列,每个队列中的进程的vruntime也走得有快有慢,比如我们对比每个运行队列的min_vruntime值,都会有不同:

如果一个进程从min_vruntime更小的CPU (A) 上迁移到min_vruntime更大的CPU (B) 上,可能就会占便宜了,因为CPU (B) 的运行队列中进程的vruntime普遍比较大,迁移过来的进程就会获得更多的CPU时间片。这显然不太公平。

CFS是这样做的:
当进程从一个CPU的运行队列中出来 (dequeue_entity) 的时候,它的vruntime要减去队列的min_vruntime值;
而当进程加入另一个CPU的运行队列 ( enqueue_entiry) 时,它的vruntime要加上该队列的min_vruntime值。
这样,进程从一个CPU迁移到另一个CPU之后,vruntime保持相对公平。