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cat /proc/loadavg能夠看到當前系統的load
$ cat /proc/loadavg
0.01 0.02 0.05 2/317 26207
前面三個值分別對應系統當前1分鐘、5分鐘、15分鐘內的平均load。load用於反映當前系統的負載狀況,對於16核的系統,若是每一個核上cpu利用率爲30%,則在不存在uninterruptible進程的狀況下,系統load應該維持在4.8左右。對16核系統,若是load維持在16左右,在不存在uninterrptible進程的狀況下,意味着系統CPU幾乎不存在空閒狀態,利用率接近於100%。結合iowait、vmstat和loadavg能夠分析出系統當前的總體負載,各部分負載分佈狀況。php
在內核中/proc/loadavg是經過load_read_proc來讀取相應數據,下面首先來看一下load_read_proc的實現:前端
fs/proc/proc_misc.c static int loadavg_read_proc(char *page, char **start, off_t off, int count, int *eof, void *data) { int a, b, c; int len; a = avenrun[0] + (FIXED_1/200); b = avenrun[1] + (FIXED_1/200); c = avenrun[2] + (FIXED_1/200); len = sprintf(page,"%d.%02d %d.%02d %d.%02d %ld/%d %d\n", LOAD_INT(a), LOAD_FRAC(a), LOAD_INT(b), LOAD_FRAC(b), LOAD_INT(c), LOAD_FRAC(c), nr_running(), nr_threads, last_pid); return proc_calc_metrics(page, start, off, count, eof, len); }
幾個宏定義以下:linux
#define FSHIFT 11 /* nr of bits of precision */ #define FIXED_1 (1<<FSHIFT) /* 1.0 as fixed-point */ #define LOAD_INT(x) ((x) >> FSHIFT) #define LOAD_FRAC(x) LOAD_INT(((x) & (FIXED_1-1)) * 100)
根據輸出格式,LOAD_INT對應計算的是load的整數部分,LOAD_FRAC計算的是load的小數部分。
將a=avenrun[0] + (FIXED_1/200)帶入整數部分和小數部分計算可得:數組
LOAD_INT(a) = avenrun[0]/(2^11) + 1/200 LOAD_FRAC(a) = ((avenrun[0]%(2^11) + 2^11/200) * 100) / (2^11) = (((avenrun[0]%(2^11)) * 100 + 2^10) / (2^11) = ((avenrun[0]%(2^11) * 100) / (2^11) + ½
由上述計算結果能夠看出,FIXED_1/200在這裏是用於小數部分第三位的四捨五入,因爲小數部分只取前兩位,第三位若是大於5,則進一位,不然直接捨去。安全
臨時變量a/b/c的低11位存放的爲load的小數部分值,第11位開始的高位存放的爲load整數部分。所以能夠獲得a=load(1min) * 2^11
所以有: load(1min) * 2^11 = avenrun[0] + 2^11 / 200
進而推導出: load(1min)=avenrun[0]/(2^11) + 1/200
忽略用於小數部分第3位四捨五入的1/200,能夠獲得load(1min)=avenrun[0] / 2^11,即:
avenrun[0] = load(1min) * 2^11負載均衡
avenrun是個陌生的量,這個變量是如何計算的,和系統運行進程、cpu之間的關係如何,在第二階段進行分析。函數
內核將load的計算和load的查看進行了分離,avenrun就是用於鏈接load計算和load查看的橋樑。
下面開始分析經過avenrun進一步分析系統load的計算。
avenrun數組是在calc_load中進行更新測試
kernel/timer.c /* * calc_load - given tick count, update the avenrun load estimates. * This is called while holding a write_lock on xtime_lock. */ static inline void calc_load(unsigned long ticks) { unsigned long active_tasks; /* fixed-point */ static int count = LOAD_FREQ; count -= ticks; if (count < 0) { count += LOAD_FREQ; active_tasks = count_active_tasks(); CALC_LOAD(avenrun[0], EXP_1, active_tasks); CALC_LOAD(avenrun[1], EXP_5, active_tasks); CALC_LOAD(avenrun[2], EXP_15, active_tasks); } } static unsigned long count_active_tasks(void) { return nr_active() * FIXED_1; } #define LOAD_FREQ (5*HZ) /* 5 sec intervals */ #define EXP_1 1884 /* 1/exp(5sec/1min) as fixed-point */ #define EXP_5 2014 /* 1/exp(5sec/5min) */ #define EXP_15 2037 /* 1/exp(5sec/15min) */
calc_load在每一個tick都會執行一次,每一個LOAD_FREQ(5s)週期執行一次avenrun的更新。
active_tasks爲系統中當前貢獻load的task數nr_active乘於FIXED_1,用於計算avenrun。宏CALC_LOAD定義以下:this
#define CALC_LOAD(load,exp,n) \ load *= exp; \ load += n*(FIXED_1-exp); \ load >>= FSHIFT;
用avenrun(t-1)和avenrun(t)分別表示上一次計算的avenrun和本次計算的avenrun,則根據CALC_LOAD宏能夠獲得以下計算:spa
avenrun(t)=(avenrun(t-1) * EXP_N + nr_active * FIXED_1*(FIXED_1 – EXP_N)) / FIXED_1 = avenrun(t-1) + (nr_active*FIXED_1 – avenrun(t-1)) * (FIXED_1 -EXP_N) / FIXED_1
推導出:
avenrun(t) – avenrun(t-1) = (nr_active*FIXED_1 – avenrun(t-1)) * (FIXED_1 – EXP_N) / FIXED_1
將第一階段推導的結果代入上式,可得:
(load(t) – load(t-1)) * FIXED_1 = (nr_active – load(t-1)) * (FIXED_1 – EXP_N)
進一步獲得nr_active變化和load變化之間的關係式:
load(t) – load(t-1) = (nr_active – load(t-1)) * (FIXED_1 – EXP_N) / FIXED_1
這個式子能夠反映的內容包含以下兩點:
1)當nr_active爲常數時,load會不斷的趨近於nr_active,趨近速率由快逐漸變緩
2)nr_active的變化反映在load的變化上是被降級了的,系統忽然間增長10個進程,
1分鐘load的變化每次只可以有不到1的增長(這個也就是權重的的分配)。
另外也能夠經過將式子簡化爲:
load(t)= load(t-1) * EXP_N / FIXED_1 + nr_active * (1 - EXP_N/FIXED_1)
這樣能夠更加直觀的看出nr_active和歷史load在當前load中的權重關係 (多謝任震宇大師的指出)
#define EXP_1 1884 /* 1/exp(5sec/1min) as fixed-point */ #define EXP_5 2014 /* 1/exp(5sec/5min) */ #define EXP_15 2037 /* 1/exp(5sec/15min) */
1分鐘、5分鐘、15分鐘對應的EXP_N值如上,隨着EXP_N的增大,(FIXED_1 – EXP_N)/FIXED_1值就越小,
這樣nr_active的變化對總體load帶來的影響就越小。對於一個nr_active波動較小的系統,load會
不斷的趨近於nr_active,最開始趨近比較快,隨着相差值變小,趨近慢慢變緩,越接近時越緩慢,並最
終達到nr_active。以下圖所示:
文件:load 1515.jpg(無圖)
也所以獲得一個結論,load直接反應的是系統中的nr_active。 那麼nr_active又包含哪些? 如何去計算
當前系統中的nr_active? 這些就涉及到了nr_active的採樣。
nr_active直接反映的是爲系統貢獻load的進程總數,這個總數在nr_active函數中計算:
kernel/sched.c unsigned long nr_active(void) { unsigned long i, running = 0, uninterruptible = 0; for_each_online_cpu(i) { running += cpu_rq(i)->nr_running; uninterruptible += cpu_rq(i)->nr_uninterruptible; } if (unlikely((long)uninterruptible < 0)) uninterruptible = 0; return running + uninterruptible; } #define TASK_RUNNING 0 #define TASK_INTERRUPTIBLE 1 #define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2 #define TASK_STOPPED 4 #define TASK_TRACED 8 /* in tsk->exit_state */ #define EXIT_ZOMBIE 16 #define EXIT_DEAD 32 /* in tsk->state again */ #define TASK_NONINTERACTIVE 64
該函數反映,爲系統貢獻load的進程主要包括兩類,一類是TASK_RUNNING,一類是TASK_UNINTERRUPTIBLE。
當5s採樣週期到達時,對各個online-cpu的運行隊列進行遍歷,取得當前時刻該隊列上running和uninterruptible的
進程數做爲當前cpu的load,各個cpu load的和即爲本次採樣獲得的nr_active。
下面的示例說明了在2.6.18內核狀況下loadavg的計算方法:
cpu0 | cpu1 | cpu2 | cpu3 | cpu4 | cpu5 | cpu6 | cpu7 | calc_load | |
0HZ+10 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
5HZ | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 1 | 4 |
5HZ+1 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
5HZ+9 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 |
5HZ+11 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
內核在5s週期執行一次全局load的更新,這些都是在calc_load函數中執行。追尋calc_load的調用:
kernel/timer.c static inline void update_times(void) { unsigned long ticks; ticks = jiffies - wall_jiffies; wall_jiffies += ticks; update_wall_time(); calc_load(ticks); }
update_times中更新系統wall time,而後執行全局load的更新。
kernel/timer.c void do_timer(struct pt_regs *regs) { jiffies_64++; /* prevent loading jiffies before storing new jiffies_64 value. */ barrier(); update_times(); }
do_timer中首先執行全局時鐘jiffies的更新,而後是update_times。
void main_timer_handler(struct pt_regs *regs) { ... write_seqlock(&xtime_lock); ... do_timer(regs); #ifndef CONFIG_SMP update_process_times(user_mode(regs)); #endif ... write_sequnlock(&xtime_lock); }
對wall_time和全局jiffies的更新都是在加串行鎖(sequence lock)xtime_lock以後執行的。
include/linux/seqlock.h static inline void write_seqlock(seqlock_t *sl) { spin_lock(&sl->lock); ++sl->sequence; smp_wmb(); } static inline void write_sequnlock(seqlock_t *sl) { smp_wmb(); sl->sequence++; spin_unlock(&sl->lock); } typedef struct { unsigned sequence; spinlock_t lock; } seqlock_t;
sequence lock內部保護一個用於計數的sequence。Sequence lock的寫鎖是經過spin_lock實現的,
在spin_lock後對sequence計數器執行一次自增操做,而後在鎖解除以前再次執行sequence的自增操做。
sequence初始化時爲0。這樣,當鎖內部的sequence爲奇數時,說明當前該sequence lock的寫鎖正被拿,
讀和寫可能不安全。若是在寫的過程當中,讀是不安全的,那麼就須要在讀的時候等待寫鎖完成。對應讀鎖使用以下:
#if (BITS_PER_LONG < 64) u64 get_jiffies_64(void) { unsigned long seq; u64 ret; do { seq = read_seqbegin(&xtime_lock); ret = jiffies_64; } while (read_seqretry(&xtime_lock, seq)); return ret; } EXPORT_SYMBOL(get_jiffies_64); #endif
讀鎖實現以下:
static __always_inline unsigned read_seqbegin(const seqlock_t *sl) { unsigned ret = sl->sequence; smp_rmb(); return ret; } static __always_inline int read_seqretry(const seqlock_t *sl, unsigned iv) { smp_rmb(); /*iv爲讀以前的鎖計數器 * 當iv爲基數時,說明讀的過程當中寫鎖被拿,可能讀到錯誤值 * 當iv爲偶數,可是讀完以後鎖的計數值和讀以前不一致,則說明讀的過程當中寫鎖被拿, * 也可能讀到錯誤值。 */ return (iv & 1) | (sl->sequence ^ iv); }
至此xtime_lock的實現解析完畢,因爲對應寫鎖基於spin_lock實現,多個程序競爭寫鎖時等待者會一直循環等待,
當鎖裏面處理時間過長,會致使整個系統的延時增加。另外,若是系統存在不少xtime_lock的讀鎖,在某個程
序獲取該寫鎖後,讀鎖就會進入相似spin_lock的循環查詢狀態,直到保證能夠讀取到正確值。所以須要儘量
短的減小在xtime_lock寫鎖之間執行的處理流程。
在計算全局load函數calc_load中,每5s須要遍歷一次全部cpu的運行隊列,獲取對應cpu上的load。1)因爲cpu個數是不固
定的,形成calc_load的執行時間不固定,在覈數特別多的狀況下會形成xtime_lock獲取的時間過長。2)calc_load是
每5s一次的採樣程序,自己並不可以精度特別高,對全局avenrun的讀和寫之間也不須要專門的鎖保護,能夠將全局load的
更新和讀進行分離。
Dimitri Sivanich提出在他們的large SMP系統上,因爲calc_load須要遍歷全部online CPU,形成系統延遲較大。
基於上述緣由Thomas Gleixnert提交了下述patch對該bug進行修復:
[Patch 1/2] sched, timers: move calc_load() to scheduler [Patch 2/2] sched, timers: cleanup avenrun users
Thomas的兩個patch,主要思想如上圖所示。首先將全局load的計算分離到per-cpu上,各個cpu上計算load時不加xtime_lock
的鎖,計算的load更新到全局calc_load_tasks中,全部cpu上load計算完後calc_load_tasks即爲總體的load。在5s定
時器到達時執行calc_global_load,讀取全局cacl_load_tasks,更新avenrun。因爲只是簡單的讀取calc_load_tasks,
執行時間和cpu個數沒有關係。
在不加xtime_lock的狀況下,如何保證每次更新avenrun時候讀取的calc_load_tasks爲全部cpu已經更新以後的load?
Thomas的作法是將定時器放到sched_tick中,每一個cpu都設置一個LOAD_FREQ定時器。
定時週期到達時執行當前處理器上load的計算。sched_tick在每一個tick到達時執行
一次,tick到達是由硬件進行控制的,客觀上不受系統運行情況的影響。
將per-cpu load的計算放至sched_tick中執行,第一反應這不是又回到了時間處理中斷之間,是否依舊
存在xtime_lock問題? 下面對sched_tick進行分析(如下分析基於linux-2.6.32-220.17.1.el5源碼)
static void update_cpu_load_active(struct rq *this_rq) { update_cpu_load(this_rq); calc_load_account_active(this_rq); } void scheduler_tick(void) { int cpu = smp_processor_id(); struct rq *rq = cpu_rq(cpu); ... spin_lock(&rq->lock); ... update_cpu_load_active(rq); ... spin_unlock(&rq->lock); ... } void update_process_times(int user_tick) { ... scheduler_tick(); ... } static void tick_periodic(int cpu) { if (tick_do_timer_cpu == cpu) { write_seqlock(&xtime_lock); /* Keep track of the next tick event */ tick_next_period = ktime_add(tick_next_period, tick_period); do_timer(1); // calc_global_load在do_timer中被調用 write_sequnlock(&xtime_lock); } update_process_times(user_mode(get_irq_regs())); ... } void tick_handle_periodic(struct clock_event_device *dev) { int cpu = smp_processor_id(); ... tick_periodic(cpu); ... }
將per-cpu load的計算放到sched_tick中後,還存在一個問題就是什麼時候執行per-cpu上的load計算,如何保證更新全
局avenrun時讀取的全局load爲全部cpu都計算以後的? 當前的方法是給全部cpu設定一樣的步進時間LOAD_FREQ,
過了這個週期點當有tick到達則執行該cpu上load的計算,更新至全局的calc_load_tasks。calc_global_load
的執行點爲LOAD_FREQ+10,即在全部cpu load計算執行完10 ticks以後,讀取全局的calc_load_tasks更新avenrun。
cpu0 | cpu1 | cpu2 | cpu3 | cpu4 | cpu5 | cpu6 | cpu7 | calc_load_tasks | |
0HZ+10 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
5HZ | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 0 |
5HZ+1 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
+1 | +1 | +1 | 1+1+1=3 | ||||||
5HZ+11 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 |
calc_global_load | <-- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | 3 |
經過將calc_global_load和per-cpu load計算的時間進行交錯,能夠避免calc_global_load在各個cpu load計算之間執行,
致使load採樣不許確問題。
一個問題的解決,每每伴隨着無數其餘問題的誕生!Per-cpu load的計算可以很好的分離全局load的更新和讀取,避免大型系統中cpu
核數過多致使的xtime_lock問題。可是也同時帶來了不少其餘須要解決的問題。這其中最主要的問題就是nohz問題。
爲避免cpu空閒狀態時大量無心義的時鐘中斷,引入了nohz技術。在這種技術下,cpu進入空閒狀態以後會關閉該cpu對應的時鐘中斷,等
到下一個定時器到達,或者該cpu須要執行從新調度時再從新開啓時鐘中斷。
cpu進入nohz狀態後該cpu上的時鐘tick中止,致使sched_tick並不是每一個tick都會執行一次。這使得將per-cpu的load計算放在
sched_tick中並不能保證每一個LOAD_FREQ都執行一次。若是在執行per-cpu load計算時,當前cpu處於nohz狀態,那麼當
前cpu上的sched_tick就會錯過,進而錯過此次load的更新,最終全局的load計算不許確。
基於Thomas第一個patch的思想,能夠在cpu調度idle時對nohz狀況進行處理。採用的方式是在當前cpu進入idle前進行一次該cpu
上load的更新,這樣即使進入了nohz狀態,該cpu上的load也已經更新至最新狀態,不會出現不更新的狀況。以下圖所示:
cpu0 | cpu1 | cpu2 | cpu3 | cpu4 | cpu5 | cpu6 | cpu7 | calc_load_tasks | |
0HZ+11 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 |
5HZ | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 | 2 | 1 | 3 | 0 |
-1 | -1 | -1 | 3-3=0 | ||||||
5HZ+1 | 0 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 |
+1 | +1 | +1 | +1 | +1 | +1 | +1 | 0+1+...+1=7 | ||
5HZ+11 | 0 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 7 |
calc_global_load | <-- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | 7 |
理論上,該方案很好的解決了nohz狀態致使全局load計數可能不許確的問題,事實上這倒是一個苦果的開始。大量線上應用反饋
最新內核的load計數存在問題,在16核機器cpu利用率平均爲20%~30%的狀況下,總體load卻始終低於1。
接到咱們線上報告load計數偏低的問題以後,進行了研究。最初懷疑對全局load計數更新存在競爭。對16核的系統,若是都沒有進入
nohz狀態,那麼這16個核都將在LOAD_FREQ週期到達的那個tick內執行per-cpu load的計算,並更新到全局的load中,這
之間若是存在競爭,總體計算的load就會出錯。當前每一個cpu對應rq都維護着該cpu上一次計算的load值,若是發現本次計算load
和上一次維護的load值之間差值爲0,則不用更新全局load,不然將差值更新到全局load中。正是因爲這個機制,全局load若是被
篡改,那麼在各個cpu維護着本身load的狀況下,全局load最終將可能出現負值。而負值經過各類觀察,並無在線上出現,最終競
爭條件被排除。
經過/proc/sched_debug對線上調度信息進行分析,發現每一個時刻在cpu上運行的進程基本維持在2~3個,每一個時刻運行有進程的cpu都
不同。進一步分析,每一個cpu上平均每秒出現sched_goidle的狀況大概爲1000次左右。所以獲得線上每次進入idle的間隔爲1ms/次。
結合1HZ=1s=1000ticks,能夠獲得1tick =1ms。因此能夠獲得線上應用基本每個tick就會進入一次idle!!! 這個發現就比如
原來一直用肉眼看一滴水,看着那麼完美那麼純淨,忽然間給你眼前架了一個放大鏡,一下出現各類凌亂的雜碎物。 在原有的世界裏,
10ticks是那麼的短暫,一個進程均可能沒有運行完成,現在發現10ticks內調度idle的次數就會有近10次。接着用例子對應用場景進行分析:
cpu0 | cpu1 | cpu2 | cpu3 | cpu4 | cpu5 | cpu6 | cpu7 | calc_load_tasks | |
0HZ+11 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 |
5HZ | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | |
-1 | -1 | -1 | 3-3=0 | ||||||
5HZ+1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | |
+1 | +1 | +1 | 0+1+1+1=3 | ||||||
5HZ+3 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 |
-1 | -1 | -1 | 3-1-1-1=0 | ||||||
5HZ+5 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 |
5HZ+11 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 0 |
calc_global_load | <-- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | 0 |
(說明:可能你注意到了在5HZ+5到5HZ+11過程當中也有CPU從非idle進入了idle,可是爲何沒有-1,這裏是因爲每一個cpu都保留
了一份該CPU上一次計算時的load,若是load沒有變化則不進行計算,這幾個cpu上一次計算load爲0,並無變化)
Orz!load爲3的狀況直接算成了0,難怪系統總體load會偏低。這裏面的一個關鍵點是:對已經計算過load的cpu,咱們對idle進
行了計算,卻從未考慮過這給從idle進入非idle的狀況帶來的不公平性。這個是當前線上2.6.32系統存在的問題。在定位到問題
以後,跟進到upstream中發現Peter Z針對該load計數問題前後提交了三個patch,最新的一個patch是在4月份提交。這三個
patch以下:
[Patch] sched: Cure load average vs NO_HZ woes [Patch] sched: Cure more NO_HZ load average woes [Patch] sched: Fix nohz load accounting – again!
這是目前咱們backport的patch,基本思想是將進入idle形成的load變化暫時記錄起來,不是每次進入idle都致使全局load的更新。
這裏面的難點是何時將idle更新至全局的load中?在最開始計算per-cpu load的時候須要將以前全部的idle都計算進來,
因爲目前各個CPU執行load計算的前後順序暫時沒有定,因此將這個計算放在每一個cpu裏面都計算一遍是一種方法。接着用示例進行說明:
cpu0 | cpu1 | cpu2 | cpu3 | cpu4 | cpu5 | cpu6 | cpu7 | calc_load_tasks | tasks_idle | |
0HZ+11 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 | 0 |
5HZ | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | ||
-1 | -1 | -1 | 3 | -3 | ||||||
5HZ+1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 3 | |
+1 | +1 | +1 | 3-3+1+1+1=3 | 0 | ||||||
5HZ+3 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 | |
5HZ+3 | -1 | -1 | -1 | 3 | -1-1-1=-3 | |||||
5HZ+5 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 3 | |
5HZ+11 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 3 | |
calc_global_load | <-- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | 3 | -3 |
至此這三個patch可以很好的處理咱們的以前碰到的進入idle的問題。
將上述三個patch整理完後,在淘客前端線上機器中進行測試,測試結果代表load獲得了明顯改善。
將上述三個patch整理完後,彷佛一切都完美了,idle進行了很好的處理,全局load的讀寫分離也很好實現。然而在業務線上的測試結果卻出乎意料,雖然添加patch以後load計數較以前有明顯改善,可是依舊偏低。下面是一個抓取的trace數據(粗體爲pick_next_idle):
<...>-9195 [000] 11994.232382: calc_global_load: calc_load_task = 0 <...>-9198 [000] 11999.213365: calc_load_account_active: cpu 0 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 1 <...>-9199 [001] 11999.213379: calc_load_account_active: cpu 1 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 2 <...>-9194 [002] 11999.213394: calc_load_account_active: cpu 2 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 3 <...>-9198 [000] 11999.213406: calc_load_account_active: cpu 0 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 2 <...>-9201 [003] 11999.213409: calc_load_account_active: cpu 3 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 3 <...>-9190 [004] 11999.213424: calc_load_account_active: cpu 4 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 4 <...>-9197 [005] 11999.213440: calc_load_account_active: cpu 5 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 5 <...>-9194 [002] 11999.213448: calc_load_account_active: cpu 2 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 4 <...>-9203 [006] 11999.213455: calc_load_account_active: cpu 6 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 5 <...>-9202 [007] 11999.213471: calc_load_account_active: cpu 7 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 6 <...>-9195 [008] 11999.213487: calc_load_account_active: cpu 8 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 7 <...>-9204 [009] 11999.213502: calc_load_account_active: cpu 9 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 8 <...>-9190 [004] 11999.213517: calc_load_account_active: cpu 4 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 7 <...>-9192 [010] 11999.213519: calc_load_account_active: cpu 10 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 8 <...>-9200 [011] 11999.213533: calc_load_account_active: cpu 11 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 9 <...>-9189 [012] 11999.213548: calc_load_account_active: cpu 12 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 10 <...>-9196 [013] 11999.213564: calc_load_account_active: cpu 13 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 11 <...>-9193 [014] 11999.213580: calc_load_account_active: cpu 14 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 12 <...>-9191 [015] 11999.213596: calc_load_account_active: cpu 15 nr_run 1 nr_uni 0 nr_act 1 delta 1 calc 13 <...>-9204 [009] 11999.213610: calc_load_account_active: cpu 9 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 12<...>-9195 [008] 11999.213645: calc_load_account_active: cpu 8 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 11<...>-9203 [006] 11999.213782: calc_load_account_active: cpu 6 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 10<...>-9197 [005] 11999.213809: calc_load_account_active: cpu 5 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 9<...>-9196 [013] 11999.213930: calc_load_account_active: cpu 13 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 8<...>-9193 [014] 11999.213971: calc_load_account_active: cpu 14 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 7<...>-9189 [012] 11999.214004: calc_load_account_active: cpu 12 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 6<...>-9199 [001] 11999.214032: calc_load_account_active: cpu 1 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 5<...>-9191 [015] 11999.214164: calc_load_account_active: cpu 15 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 4<...>-9202 [007] 11999.214201: calc_load_account_active: cpu 7 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 3<...>-9201 [003] 11999.214353: calc_load_account_active: cpu 3 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 2<...>-9192 [010] 11999.214998: calc_load_account_active: cpu 10 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 1<...>-9200 [011] 11999.215115: calc_load_account_active: cpu 11 nr_run 0 nr_uni 0 nr_act 0 delta -1 calc 0 <...>-9198 [000] 11999.223342: calc_global_load: calc_load_task = 0
雖然這個是未加三個patch以前的trace數據,可是咱們依舊可以發現一些問題:原來的10tick對咱們來講從一個微不足道的小時間片被提高爲一個大時間片,相對此低了一個數量級的1 tick卻一直未真正被咱們所重視。trace數據中,cpu0、二、4在計算完本身的load以後,其餘cpu計算完本身的load以前,進入了idle,因爲默認狀況下每一個cpu都會去將idle計算入全局的load中,這部分進入idle形成的cpu load發生的變化會被計算到全局load中。依舊出現了以前10ticks的不公平問題。示例以下:
cpu0 | cpu1 | cpu2 | cpu3 | cpu4 | cpu5 | cpu6 | cpu7 | calc_load_tasks | tasks_idle | |
0HZ+11 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 | 0 |
5HZ | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | ||
-1 | -1 | -1 | 3 | -3 | ||||||
5HZ+1.3 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | ||
+1 | 3-3+1=1 | 0 | ||||||||
5HZ+1.5 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 0 |
-1 | +1 | 1+1-1=1 | 0 | |||||||
5HZ+1.7 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 |
-1 | +1 | 1-1+1=3 | 0 | |||||||
5HZ+3 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 1 | 0 | ||
-1 | 1 | -1 | ||||||||
5HZ+5 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | ||
5HZ+11 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | -1 | ||
calc_global_load | <-- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | 1 | -1 |
線上業務平均每一個任務運行時間爲0.3ms,任務運行週期爲0.5ms,所以每一個週期idle執行時間爲0.2ms。在1個tick內,cpu執行完本身load的計算以後,很大的機率會在其餘cpu執行本身load計算以前進入idle,導致總體load計算對idle和非idle不公平,load計數不許確。 針對該問題,一個簡單的方案是檢測第一個開始執行load計算的CPU,只在該CPU上將以前全部進入idle計算的load更新至全局的load,以後的CPU不在將idle更新至全局的load中。這個方案中檢測第一個開始執行load計算的CPU是難點。另一個解決方案是將LOAD_FREQ週期點和全局load更新至avenren的LOAD_FREQ+10時間點做爲分界點。對上一次LOAD_FREQ+10到本次週期點之間的idle load,能夠在本次CPU執行load計算時更新至全局的load;對週期點以後到LOAD_FREQ+10時間點之間的idle load能夠在全局load更新至avenrun以後更新至全局load。
Peter Z採用的是上述第二個解決,使用idx翻轉的技術實現。經過LOAD_FREQ和LOAD_FREQ+10兩個時間點,能夠將idle致使的load分爲兩部分,一部分爲LOAD_FREQ至LOAD_FREQ+10這部分,這部分load因爲在各個cpu計算load以後到全局avenrun更新之間,不該該直接更新至全局load中;另外一部分爲LOAD_FREQ+10至下一個週期點LOAD_FREQ,這部分idle致使的load能夠隨時更新至全局的load中。實現中使用了一個含2個元素的數組,用於對這兩部分load進行存儲,但這兩部分並非分別存儲在數組的不一樣元素中,而是每一個LOAD_FREQ週期存儲一個元素。以下圖所示,在0~5週期中,這兩部分idle都存儲在數組下標爲1的元素中。5~10週期內,這兩個部分都存儲在數組下標爲0的元素中。在5~10週期中,各個cpu計算load時讀取的idle爲0~5週期存儲的;在計算完avenrun以後,更新idle至全局load時讀取的爲5~10週期中前10個ticks的idle致使的load。這樣在10~15週期中,各個cpu計算load時讀取的idle即爲更新avenrun以後產生的idle load。具體實現方案以下:
0 5 10 15 --->HZ +10 +10 +10 +10 ---> ticks |-|-----------|-|-----------|-|-----------|-| idx:0 1 1 0 0 1 1 0 w:0 1 1 1 0 0 0 1 1 1 0 0 r:0 0 1 1 1 0 0 0 1 1 1 0
說明:1)0 5 10 15表明的爲0HZ、5HZ、10HZ、15HZ,這個就是各個cpu執行load計算的週期點 2)+10表示週期點以後10ticks(即爲計算avenrun的時間點) 3)idx表示當前的idx值(每次只取最後一位的值,所以變化範圍爲0~1) 4)w後面3列值,第一列表示週期點以前idle計算值寫入的數組idx;第二列表示週期點到+10之間idle致使的load變化寫入的數 組idx;第三列表示計算萬avenrun以後到下一個週期點之間idle寫入的數組idx;
用以下示例進行說明(假定0HZ+11以後idx爲0):
cpu0 | cpu1 | cpu2 | cpu3 | cpu4 | cpu5 | cpu6 | cpu7 | calc_load_tasks | idle[0] | idle[1] | idx | |
0HZ+11 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 | 0 | 0 | 0 |
5HZ | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | ||||
-1 | -1 | -1 | 3 | -3 | 0 | 0 | ||||||
5HZ+1.3 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | ||||
+1 | 3-3+1=1 | 0 | 0 | 0 | ||||||||
5HZ+1.5 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 0 | ||
-1 | +1 | 1+1=2 | 0 | -1 | 0 | |||||||
5HZ+1.7 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | ||
-1 | +1 | 2+1=3 | 0 | -2 | 0 | |||||||
5HZ+3 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 1 | 0 | 0 | |||
5HZ+3 | 3 | 0 | -2 | 0 | ||||||||
5HZ+5 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | |||
5HZ+11 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | ||||
calc_global_load | <-- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | -- | 3 | 0 | -2 | 0 |
3-2=1 | 0 | 0 | 1 | |||||||||
5HZ+15 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | ||||
-1 | 1 | 0 | -1 | 1 |