| .. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0 |
| .. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst |
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| :Original: Documentation/scheduler/sched-capacity.rst |
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| :翻译: |
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| 唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com> |
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| :校译: |
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| 时奎亮 Alex Shi <alexs@kernel.org> |
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| 算力感知调度 |
| ============= |
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| 1. CPU算力 |
| ========== |
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| 1.1 简介 |
| -------- |
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| 一般来说，同构的SMP平台由完全相同的CPU构成。异构的平台则由性能特征不同的CPU构成，在这样的 |
| 平台中，CPU不能被认为是相同的。 |
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| 我们引入CPU算力（capacity）的概念来测量每个CPU能达到的性能，它的值相对系统中性能最强的CPU |
| 做过归一化处理。异构系统也被称为非对称CPU算力系统，因为它们由不同算力的CPU组成。 |
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| 最大可达性能（换言之，最大CPU算力）的差异有两个主要来源: |
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| - 不是所有CPU的微架构都相同。 |
| - 在动态电压频率升降（Dynamic Voltage and Frequency Scaling，DVFS）框架中，不是所有的CPU都 |
| 能达到一样高的操作性能值（Operating Performance Points，OPP。译注，也就是“频率-电压”对）。 |
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| Arm大小核（big.LITTLE）系统是同时具有两种差异的一个例子。相较小核，大核面向性能（拥有更多的 |
| 流水线层级，更大的缓存，更智能的分支预测器等），通常可以达到更高的操作性能值。 |
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| CPU性能通常由每秒百万指令（Millions of Instructions Per Second，MIPS）表示，也可表示为 |
| per Hz能执行的指令数，故:: |
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| capacity(cpu) = work_per_hz(cpu) * max_freq(cpu) |
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| 1.2 调度器术语 |
| -------------- |
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| 调度器使用了两种不同的算力值。CPU的 ``capacity_orig`` 是它的最大可达算力，即最大可达性能等级。 |
| CPU的 ``capacity`` 是 ``capacity_orig`` 扣除了一些性能损失（比如处理中断的耗时）的值。 |
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| 注意CPU的 ``capacity`` 仅仅被设计用于CFS调度类，而 ``capacity_orig`` 是不感知调度类的。为 |
| 简洁起见，本文档的剩余部分将不加区分的使用术语 ``capacity`` 和 ``capacity_orig`` 。 |
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| 1.3 平台示例 |
| ------------ |
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| 1.3.1 操作性能值相同 |
| ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ |
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| 考虑一个假想的双核非对称CPU算力系统，其中 |
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| - work_per_hz(CPU0) = W |
| - work_per_hz(CPU1) = W/2 |
| - 所有CPU以相同的固定频率运行 |
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| 根据上文对算力的定义: |
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| - capacity(CPU0) = C |
| - capacity(CPU1) = C/2 |
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| 若这是Arm大小核系统，那么CPU0是大核，而CPU1是小核。 |
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| 考虑一种周期性产生固定工作量的工作负载，你将会得到类似下图的执行轨迹:: |
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| CPU0 work ^ |
| | ____ ____ ____ |
| | | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
| |
| CPU1 work ^ |
| | _________ _________ ____ |
| | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
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| CPU0在系统中具有最高算力（C），它使用T个单位时间完成固定工作量W。另一方面，CPU1只有CPU0一半 |
| 算力，因此在T个单位时间内仅完成工作量W/2。 |
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| 1.3.2 最大操作性能值不同 |
| ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ |
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| 具有不同算力值的CPU，通常来说最大操作性能值也不同。考虑上一小节提到的CPU（也就是说， |
| work_per_hz()相同）: |
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| - max_freq(CPU0) = F |
| - max_freq(CPU1) = 2/3 * F |
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| 这将推出： |
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| - capacity(CPU0) = C |
| - capacity(CPU1) = C/3 |
| |
| 执行1.3.1节描述的工作负载，每个CPU按最大频率运行，结果为:: |
| |
| CPU0 work ^ |
| | ____ ____ ____ |
| | | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
| |
| workload on CPU1 |
| CPU1 work ^ |
| | ______________ ______________ ____ |
| | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
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| 1.4 关于计算方式的注意事项 |
| -------------------------- |
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| 需要注意的是，使用单一值来表示CPU性能的差异是有些争议的。两个不同的微架构的相对性能差异应该 |
| 描述为：X%整数运算差异，Y%浮点数运算差异，Z%分支跳转差异，等等。尽管如此，使用简单计算方式 |
| 的结果目前还是令人满意的。 |
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| 2. 任务使用率 |
| ============= |
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| 2.1 简介 |
| -------- |
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| 算力感知调度要求描述任务需求，描述方式要和CPU算力相关。每个调度类可以用不同的方式描述它。 |
| 任务使用率是CFS独有的描述方式，不过在这里介绍它有助于引入更多一般性的概念。 |
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| 任务使用率是一种用百分比来描述任务吞吐率需求的方式。一个简单的近似是任务的占空比，也就是说:: |
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| task_util(p) = duty_cycle(p) |
| |
| 在频率固定的SMP系统中，100%的利用率意味着任务是忙等待循环。反之，10%的利用率暗示这是一个 |
| 小周期任务，它在睡眠上花费的时间比执行更多。 |
| |
| 2.2 频率不变性 |
| -------------- |
| |
| 一个需要考虑的议题是，工作负载的占空比受CPU正在运行的操作性能值直接影响。考虑以给定的频率F |
| 执行周期性工作负载:: |
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| CPU work ^ |
| | ____ ____ ____ |
| | | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
| |
| 可以算出 duty_cycle(p) == 25%。 |
| |
| 现在，考虑以给定频率F/2执行 *同一个* 工作负载:: |
| |
| CPU work ^ |
| | _________ _________ ____ |
| | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
| |
| 可以算出 duty_cycle(p) == 50%，尽管两次执行中，任务的行为完全一致（也就是说，执行的工作量 |
| 相同）。 |
| |
| 任务利用率信号可按下面公式处理成频率不变的（译注：这里的术语用到了信号与系统的概念）:: |
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| task_util_freq_inv(p) = duty_cycle(p) * (curr_frequency(cpu) / max_frequency(cpu)) |
| |
| 对上面两个例子运用该公式，可以算出频率不变的任务利用率均为25%。 |
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| 2.3 CPU不变性 |
| ------------- |
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| CPU算力与任务利用率具有类型的效应，在算力不同的CPU上执行完全相同的工作负载，将算出不同的 |
| 占空比。 |
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| 考虑1.3.2节提到的系统，也就是说:: |
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| - capacity(CPU0) = C |
| - capacity(CPU1) = C/3 |
| |
| 每个CPU按最大频率执行指定周期性工作负载，结果为:: |
| |
| CPU0 work ^ |
| | ____ ____ ____ |
| | | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
| |
| CPU1 work ^ |
| | ______________ ______________ ____ |
| | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
| |
| 也就是说， |
| |
| - duty_cycle(p) == 25%，如果任务p在CPU0上按最大频率运行。 |
| - duty_cycle(p) == 75%，如果任务p在CPU1上按最大频率运行。 |
| |
| 任务利用率信号可按下面公式处理成CPU算力不变的:: |
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| task_util_cpu_inv(p) = duty_cycle(p) * (capacity(cpu) / max_capacity) |
| |
| 其中 ``max_capacity`` 是系统中最高的CPU算力。对上面的例子运用该公式，可以算出CPU算力不变 |
| 的任务利用率均为25%。 |
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| 2.4 任务利用率不变量 |
| -------------------- |
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| 频率和CPU算力不变性都需要被应用到任务利用率的计算中，以便求出真正的不变信号。 |
| 任务利用率的伪计算公式是同时具备CPU和频率不变性的，也就是说，对于指定任务p:: |
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| curr_frequency(cpu) capacity(cpu) |
| task_util_inv(p) = duty_cycle(p) * ------------------- * ------------- |
| max_frequency(cpu) max_capacity |
| |
| 也就是说，任务利用率不变量假定任务在系统中最高算力CPU上以最高频率运行，以此描述任务的行为。 |
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| 在接下来的章节中提到的任何任务利用率，均是不变量的形式。 |
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| 2.5 利用率估算 |
| -------------- |
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| 由于预测未来的水晶球不存在，当任务第一次变成可运行时，任务的行为和任务利用率均不能被准确预测。 |
| CFS调度类基于实体负载跟踪机制（Per-Entity Load Tracking, PELT）维护了少量CPU和任务信号， |
| 其中之一可以算出平均利用率（与瞬时相反）。 |
| |
| 这意味着，尽管运用“真实的”任务利用率（凭借水晶球）写出算力感知调度的准则，但是它的实现将只能 |
| 用任务利用率的估算值。 |
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| 3. 算力感知调度的需求 |
| ===================== |
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| 3.1 CPU算力 |
| ----------- |
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| 当前，Linux无法凭自身算出CPU算力，因此必须要有把这个信息传递给Linux的方式。每个架构必须为此 |
| 定义arch_scale_cpu_capacity()函数。 |
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| arm和arm64架构直接把这个信息映射到arch_topology驱动的CPU scaling数据中（译注：参考 |
| arch_topology.h的percpu变量cpu_scale），它是从capacity-dmips-mhz CPU binding中衍生计算 |
| 出来的。参见Documentation/devicetree/bindings/arm/cpu-capacity.txt。 |
| |
| 3.2 频率不变性 |
| -------------- |
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| 如2.2节所述，算力感知调度需要频率不变的任务利用率。每个架构必须为此定义 |
| arch_scale_freq_capacity(cpu)函数。 |
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| 实现该函数要求计算出每个CPU当前以什么频率在运行。实现它的一种方式是利用硬件计数器（x86的 |
| APERF/MPERF，arm64的AMU），它能按CPU当前频率动态可扩展地升降递增计数器的速率。另一种方式是 |
| 在cpufreq频率变化时直接使用钩子函数，内核此时感知到将要被切换的频率（也被arm/arm64实现了）。 |
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| 4. 调度器拓扑结构 |
| ================= |
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| 在构建调度域时，调度器将会发现系统是否表现为非对称CPU算力。如果是，那么： |
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| - sched_asym_cpucapacity静态键（static key）将使能。 |
| - SD_ASYM_CPUCAPACITY_FULL标志位将在尽量最低调度域层级中被设置，同时要满足条件：调度域恰好 |
| 完整包含某个CPU算力值的全部CPU。 |
| - SD_ASYM_CPUCAPACITY标志将在所有包含非对称CPU的调度域中被设置。 |
| |
| sched_asym_cpucapacity静态键的设计意图是，保护为非对称CPU算力系统所准备的代码。不过要注意的 |
| 是，这个键是系统范围可见的。想象下面使用了cpuset的步骤:: |
| |
| capacity C/2 C |
| ________ ________ |
| / \ / \ |
| CPUs 0 1 2 3 4 5 6 7 |
| \__/ \______________/ |
| cpusets cs0 cs1 |
| |
| 可以通过下面的方式创建： |
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| .. code-block:: sh |
| |
| mkdir /sys/fs/cgroup/cpuset/cs0 |
| echo 0-1 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cs0/cpuset.cpus |
| echo 0 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cs0/cpuset.mems |
| |
| mkdir /sys/fs/cgroup/cpuset/cs1 |
| echo 2-7 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cs1/cpuset.cpus |
| echo 0 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cs1/cpuset.mems |
| |
| echo 0 > /sys/fs/cgroup/cpuset/cpuset.sched_load_balance |
| |
| 由于“这是”非对称CPU算力系统，sched_asym_cpucapacity静态键将使能。然而，CPU 0--1对应的 |
| 调度域层级，算力值仅有一个，该层级中SD_ASYM_CPUCAPACITY未被设置，它描述的是一个SMP区域，也 |
| 应该被以此处理。 |
| |
| 因此，“典型的”保护非对称CPU算力代码路径的代码模式是： |
| |
| - 检查sched_asym_cpucapacity静态键 |
| - 如果它被使能，接着检查调度域层级中SD_ASYM_CPUCAPACITY标志位是否出现 |
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| 5. 算力感知调度的实现 |
| ===================== |
| |
| 5.1 CFS |
| ------- |
| |
| 5.1.1 算力适应性（fitness） |
| ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ |
| |
| CFS最主要的算力调度准则是:: |
| |
| task_util(p) < capacity(task_cpu(p)) |
| |
| 它通常被称为算力适应性准则。也就是说，CFS必须保证任务“适合”在某个CPU上运行。如果准则被违反， |
| 任务将要更长地消耗该CPU，任务是CPU受限的（CPU-bound）。 |
| |
| 此外，uclamp允许用户空间指定任务的最小和最大利用率，要么以sched_setattr()的方式，要么以 |
| cgroup接口的方式（参阅Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst）。如其名字所暗示，uclamp |
| 可以被用在前一条准则中限制task_util()。 |
| |
| 5.1.2 被唤醒任务的CPU选择 |
| ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ |
| |
| CFS任务唤醒的CPU选择，遵循上面描述的算力适应性准则。在此之上，uclamp被用来限制任务利用率， |
| 这令用户空间对CFS任务的CPU选择有更多的控制。也就是说，CFS被唤醒任务的CPU选择，搜索满足以下 |
| 条件的CPU:: |
| |
| clamp(task_util(p), task_uclamp_min(p), task_uclamp_max(p)) < capacity(cpu) |
| |
| 通过使用uclamp，举例来说，用户空间可以允许忙等待循环（100%使用率）在任意CPU上运行，只要给 |
| 它设置低的uclamp.max值。相反，uclamp能强制一个小的周期性任务（比如，10%利用率）在最高性能 |
| 的CPU上运行，只要给它设置高的uclamp.min值。 |
| |
| .. note:: |
| |
| CFS的被唤醒的任务的CPU选择，可被能耗感知调度（Energy Aware Scheduling，EAS）覆盖，在 |
| Documentation/scheduler/sched-energy.rst中描述。 |
| |
| 5.1.3 负载均衡 |
| ~~~~~~~~~~~~~~ |
| |
| 被唤醒任务的CPU选择的一个病理性的例子是，任务几乎不睡眠，那么也几乎不发生唤醒。考虑:: |
| |
| w == wakeup event |
| |
| capacity(CPU0) = C |
| capacity(CPU1) = C / 3 |
| |
| workload on CPU0 |
| CPU work ^ |
| | _________ _________ ____ |
| | | | | | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> time |
| w w w |
| |
| workload on CPU1 |
| CPU work ^ |
| | ____________________________________________ |
| | | |
| +----+----+----+----+----+----+----+----+----+----+-> |
| w |
| |
| 该工作负载应该在CPU0上运行，不过如果任务满足以下条件之一： |
| |
| - 一开始发生不合适的调度（不准确的初始利用率估计） |
| - 一开始调度正确，但突然需要更多的处理器功率 |
| |
| 则任务可能变为CPU受限的，也就是说 ``task_util(p) > capacity(task_cpu(p))`` ；CPU算力 |
| 调度准则被违反，将不会有任何唤醒事件来修复这个错误的CPU选择。 |
| |
| 这种场景下的任务被称为“不合适的”（misfit）任务，处理这个场景的机制同样也以此命名。Misfit |
| 任务迁移借助CFS负载均衡器，更明确的说，是主动负载均衡的部分（用来迁移正在运行的任务）。 |
| 当发生负载均衡时，如果一个misfit任务可以被迁移到一个相较当前运行的CPU具有更高算力的CPU上， |
| 那么misfit任务的主动负载均衡将被触发。 |
| |
| 5.2 实时调度 |
| ------------ |
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| 5.2.1 被唤醒任务的CPU选择 |
| ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ |
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| 实时任务唤醒时的CPU选择，搜索满足以下条件的CPU:: |
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| task_uclamp_min(p) <= capacity(task_cpu(cpu)) |
| |
| 同时仍然允许接着使用常规的优先级限制。如果没有CPU能满足这个算力准则，那么将使用基于严格 |
| 优先级的调度，CPU算力将被忽略。 |
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| 5.3 最后期限调度 |
| ---------------- |
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| 5.3.1 被唤醒任务的CPU选择 |
| ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ |
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| 最后期限任务唤醒时的CPU选择，搜索满足以下条件的CPU:: |
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| task_bandwidth(p) < capacity(task_cpu(p)) |
| |
| 同时仍然允许接着使用常规的带宽和截止期限限制。如果没有CPU能满足这个算力准则，那么任务依然 |
| 在当前CPU队列中。 |
