本文转载自从几个问题开始理解CFS调度器
导语
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。
如果你觉没有从cfs中看到什么，那么最简单我告诉你，就是提高了响应速度，为何呢？在shell下执行vmstat，观察cs字段，也就是1秒内进程切换的次数，然后尽量满载系统，观察cs和谁有关，它的值和进程的数量，进程的优先级有关，当进程的优先级很大的时候，cs的值就会减少，反之cs值会增加，我们看看这是为什么，O(1)调度器中，时间片的分配是绝对的分配，也就是说排除进程饥饿和内核抢占，每个进程运行的时间片是绝对的，是按照它的nice值计算出来的，如果说有变动，那也只是由于优先级动态调整导致的变化，那时的时间片只和进程的优先级有关，优先级变化幅度不大，时间片调整的也不多，因此我们不考虑优先级调整，一旦系统负载增加，调度完整个系统的所有进程的时间就会很长，活动进程数量越多，这一段时间就会越长，O(1)调度器中的时间片是固定的，那么cfs中的呢？
cfs中的时间片是动态分配的，是按照比例分配的而不是按照优先级固定分配的，其精髓就是系统拥有一个可配置的系统调度周期，在该周期内运行完所有的进程，如果系统负载高了，那么每一个进程在该周期内被分配的时间片都会减少，将这些进程减少的部分累积正好就是新进程的时间片，其实完全可以实现一个更简单的cfs版本，按照固定的顺序运行进程，就是将红黑树退化成一个先入先出的队列，每个进程都排入进程，然后运行完按比例分配给它的动态时间片之后排入队列最后，然后继续下一个进程，如此反复，但是这样实现的话很不灵活，很难实现内核的实时抢占和新进程的抢占以及进程唤醒后的补偿，于是红黑树完美的解决了这一个问题，于是就出现了虚拟时钟的概念，每一个进程都有一个虚拟时钟，按照不同的速率在每一个物理时钟节拍内向前推进，越高权值的进程的推进速率越慢，这样它就可以运行更多的物理时间。cfs调度器选择当前最慢的虚拟时钟进行推进，做到了公平。
cfs调度器中分配的动态时间片和HZ没有关系，它只和进程的权值以及当前红黑树进程的总权值还有调度周期有关，它本质上是一个相对的概念而不像以前是一个绝对的概念，相对的概念就是比绝对的概念要灵活，比如用相对目录的程序就比用绝对目录的程序拥有更好的移植性。cfs调度器将时间片的概念进行了相对了，抽象出了虚拟时钟的概念，如此一来1秒钟内的进程切换次数就不再和进程优先值有关了，而是和调度周期和进程数量有关，理论上就是(进程数量)*(1秒/调度周期)次，当然加上抢占和新进程创建就不是这么理想了，经过试验，和理论数据差别不大，在同一负载下，提高或者降低多个进程的优先级在O(1)调度器下会引起vmstat中cs的变化，但是在cfs中vmstat中的cs值却不会受到影响。
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。
static void
place_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se, int initial)
{
u64 vruntime = cfs_rq->min_vruntime;
/*
* The 'current' period is already promised to the current tasks,
* however the extra weight of the new task will slow them down a
* little, place the new task so that it fits in the slot that
* stays open at the end.
*/
if (initial && sched_feat(START_DEBIT)) /* initial表示新进程 */
vruntime += sched_vslice(cfs_rq, se);
/* sleeps up to a single latency don't count. */
if (!initial) { /* 休眠进程 */
unsigned long thresh = sysctl_sched_latency; /* 一个调度周期 */
/*
* Halve their sleep time's effect, to allow
* for a gentler effect of sleepers:
*/
if (sched_feat(GENTLE_FAIR_SLEEPERS)) /* 若设了GENTLE_FAIR_SLEEPERS */
thresh >>= 1; /* 补偿减为调度周期的一半 */
vruntime -= thresh;
}
/* ensure we never gain time by being placed backwards. */
vruntime = max_vruntime(se->vruntime, vruntime);
se->vruntime = vruntime;
}
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，最后我们通过禁止CFS唤醒抢占 特性解决了问题：
# echo NO_WAKEUP_PREEMPT > /sys/kernel/debug/sched_features
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：
# grep min_vruntime /proc/sched_debug
.min_vruntime : 12403175.972743
.min_vruntime : 14422108.528121
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。
static void
dequeue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se, int flags)
{
...
/*
* Normalize the entity after updating the min_vruntime because the
* update can refer to the ->curr item and we need to reflect this
* movement in our normalized position.
*/
if (!(flags & DEQUEUE_SLEEP))
se->vruntime -= cfs_rq->min_vruntime;
...
}
static void
enqueue_entity(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *se, int flags)
{
/*
* Update the normalized vruntime before updating min_vruntime
* through callig update_curr().
*/
if (!(flags & ENQUEUE_WAKEUP) || (flags & ENQUEUE_WAKING))
se->vruntime += cfs_rq->min_vruntime;
...
}