Documentation/sched-design-CFS.txt

   1
   2 This is the CFS scheduler.
   3
   4 80% of CFS's design can be summed up in a single sentence: CFS basically
   5 models an "ideal, precise multi-tasking CPU" on real hardware.
   6
   7 "Ideal multi-tasking CPU" is a (non-existent  :-))  CPU that has 100%
   8 physical power and which can run each task at precise equal speed, in
   9 parallel, each at 1/nr_running speed. For example: if there are 2 tasks
  10 running then it runs each at 50% physical power - totally in parallel.
  11
  12 On real hardware, we can run only a single task at once, so while that
  13 one task runs, the other tasks that are waiting for the CPU are at a
  14 disadvantage - the current task gets an unfair amount of CPU time. In
  15 CFS this fairness imbalance is expressed and tracked via the per-task
  16 p->wait_runtime (nanosec-unit) value. "wait_runtime" is the amount of
  17 time the task should now run on the CPU for it to become completely fair
  18 and balanced.
  19
  20 ( small detail: on 'ideal' hardware, the p->wait_runtime value would
  21   always be zero - no task would ever get 'out of balance' from the
  22   'ideal' share of CPU time. )
  23
  24 CFS's task picking logic is based on this p->wait_runtime value and it
  25 is thus very simple: it always tries to run the task with the largest
  26 p->wait_runtime value. In other words, CFS tries to run the task with
  27 the 'gravest need' for more CPU time. So CFS always tries to split up
  28 CPU time between runnable tasks as close to 'ideal multitasking
  29 hardware' as possible.
  30
  31 Most of the rest of CFS's design just falls out of this really simple
  32 concept, with a few add-on embellishments like nice levels,
  33 multiprocessing and various algorithm variants to recognize sleepers.
  34
  35 In practice it works like this: the system runs a task a bit, and when
  36 the task schedules (or a scheduler tick happens) the task's CPU usage is
  37 'accounted for': the (small) time it just spent using the physical CPU
  38 is deducted from p->wait_runtime. [minus the 'fair share' it would have
  39 gotten anyway]. Once p->wait_runtime gets low enough so that another
  40 task becomes the 'leftmost task' of the time-ordered rbtree it maintains
  41 (plus a small amount of 'granularity' distance relative to the leftmost
  42 task so that we do not over-schedule tasks and trash the cache) then the
  43 new leftmost task is picked and the current task is preempted.
  44
  45 The rq->fair_clock value tracks the 'CPU time a runnable task would have
  46 fairly gotten, had it been runnable during that time'. So by using
  47 rq->fair_clock values we can accurately timestamp and measure the
  48 'expected CPU time' a task should have gotten. All runnable tasks are
  49 sorted in the rbtree by the "rq->fair_clock - p->wait_runtime" key, and
  50 CFS picks the 'leftmost' task and sticks to it. As the system progresses
  51 forwards, newly woken tasks are put into the tree more and more to the
  52 right - slowly but surely giving a chance for every task to become the
  53 'leftmost task' and thus get on the CPU within a deterministic amount of
  54 time.
  55
  56 Some implementation details:
  57
  58  - the introduction of Scheduling Classes: an extensible hierarchy of
  59    scheduler modules. These modules encapsulate scheduling policy
  60    details and are handled by the scheduler core without the core
  61    code assuming about them too much.
  62
  63  - sched_fair.c implements the 'CFS desktop scheduler': it is a
  64    replacement for the vanilla scheduler's SCHED_OTHER interactivity
  65    code.
  66
  67    I'd like to give credit to Con Kolivas for the general approach here:
  68    he has proven via RSDL/SD that 'fair scheduling' is possible and that
  69    it results in better desktop scheduling. Kudos Con!
  70
  71    The CFS patch uses a completely different approach and implementation
  72    from RSDL/SD. My goal was to make CFS's interactivity quality exceed
  73    that of RSDL/SD, which is a high standard to meet :-) Testing
  74    feedback is welcome to decide this one way or another. [ and, in any
  75    case, all of SD's logic could be added via a kernel/sched_sd.c module
  76    as well, if Con is interested in such an approach. ]
  77
  78    CFS's design is quite radical: it does not use runqueues, it uses a
  79    time-ordered rbtree to build a 'timeline' of future task execution,
  80    and thus has no 'array switch' artifacts (by which both the vanilla
  81    scheduler and RSDL/SD are affected).
  82
  83    CFS uses nanosecond granularity accounting and does not rely on any
  84    jiffies or other HZ detail. Thus the CFS scheduler has no notion of
  85    'timeslices' and has no heuristics whatsoever. There is only one
  86    central tunable (you have to switch on CONFIG_SCHED_DEBUG):
  87
  88          /proc/sys/kernel/sched_granularity_ns
  89
  90    which can be used to tune the scheduler from 'desktop' (low
  91    latencies) to 'server' (good batching) workloads. It defaults to a
  92    setting suitable for desktop workloads. SCHED_BATCH is handled by the
  93    CFS scheduler module too.
  94
  95    Due to its design, the CFS scheduler is not prone to any of the
  96    'attacks' that exist today against the heuristics of the stock
  97    scheduler: fiftyp.c, thud.c, chew.c, ring-test.c, massive_intr.c all
  98    work fine and do not impact interactivity and produce the expected
  99    behavior.
 100
 101    the CFS scheduler has a much stronger handling of nice levels and
 102    SCHED_BATCH: both types of workloads should be isolated much more
 103    agressively than under the vanilla scheduler.
 104
 105    ( another detail: due to nanosec accounting and timeline sorting,
 106      sched_yield() support is very simple under CFS, and in fact under
 107      CFS sched_yield() behaves much better than under any other
 108      scheduler i have tested so far. )
 109
 110  - sched_rt.c implements SCHED_FIFO and SCHED_RR semantics, in a simpler
 111    way than the vanilla scheduler does. It uses 100 runqueues (for all
 112    100 RT priority levels, instead of 140 in the vanilla scheduler)
 113    and it needs no expired array.
 114
 115  - reworked/sanitized SMP load-balancing: the runqueue-walking
 116    assumptions are gone from the load-balancing code now, and
 117    iterators of the scheduling modules are used. The balancing code got
 118    quite a bit simpler as a result.
 119
 120
 121 Group scheduler extension to CFS
 122 ================================
 123
 124 Normally the scheduler operates on individual tasks and strives to provide
 125 fair CPU time to each task. Sometimes, it may be desirable to group tasks
 126 and provide fair CPU time to each such task group. For example, it may
 127 be desirable to first provide fair CPU time to each user on the system
 128 and then to each task belonging to a user.
 129
 130 CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED strives to achieve exactly that. It lets
 131 SCHED_NORMAL/BATCH tasks be be grouped and divides CPU time fairly among such
 132 groups. At present, there are two (mutually exclusive) mechanisms to group
 133 tasks for CPU bandwidth control purpose:
 134
 135         - Based on user id (CONFIG_FAIR_USER_SCHED)
 136                 In this option, tasks are grouped according to their user id.
 137         - Based on "cgroup" pseudo filesystem (CONFIG_FAIR_CGROUP_SCHED)
 138                 This options lets the administrator create arbitrary groups
 139                 of tasks, using the "cgroup" pseudo filesystem. See
 140                 Documentation/cgroups.txt for more information about this
 141                 filesystem.
 142
 143 Only one of these options to group tasks can be chosen and not both.
 144
 145 Group scheduler tunables:
 146
 147 When CONFIG_FAIR_USER_SCHED is defined, a directory is created in sysfs for
 148 each new user and a "cpu_share" file is added in that directory.
 149
 150         # cd /sys/kernel/uids
 151         # cat 512/cpu_share             # Display user 512's CPU share
 152         1024
 153         # echo 2048 > 512/cpu_share     # Modify user 512's CPU share
 154         # cat 512/cpu_share             # Display user 512's CPU share
 155         2048
 156         #
 157
 158 CPU bandwidth between two users are divided in the ratio of their CPU shares.
 159 For ex: if you would like user "root" to get twice the bandwidth of user
 160 "guest", then set the cpu_share for both the users such that "root"'s
 161 cpu_share is twice "guest"'s cpu_share
 162
 163
 164 When CONFIG_FAIR_CGROUP_SCHED is defined, a "cpu.shares" file is created
 165 for each group created using the pseudo filesystem. See example steps
 166 below to create task groups and modify their CPU share using the "cgroups"
 167 pseudo filesystem
 168
 169         # mkdir /dev/cpuctl
 170         # mount -t cgroup -ocpu none /dev/cpuctl
 171         # cd /dev/cpuctl
 172
 173         # mkdir multimedia      # create "multimedia" group of tasks
 174         # mkdir browser         # create "browser" group of tasks
 175
 176         # #Configure the multimedia group to receive twice the CPU bandwidth
 177         # #that of browser group
 178
 179         # echo 2048 > multimedia/cpu.shares
 180         # echo 1024 > browser/cpu.shares
 181
 182         # firefox &     # Launch firefox and move it to "browser" group
 183         # echo <firefox_pid> > browser/tasks
 184
 185         # #Launch gmplayer (or your favourite movie player)
 186         # echo <movie_player_pid> > multimedia/tasks