Documentation/block/cfq-iosched.txt

   1 CFQ (Complete Fairness Queueing)
   2 ===============================
   3
   4 The main aim of CFQ scheduler is to provide a fair allocation of the disk
   5 I/O bandwidth for all the processes which requests an I/O operation.
   6
   7 CFQ maintains the per process queue for the processes which request I/O
   8 operation(synchronous requests). In case of asynchronous requests, all the
   9 requests from all the processes are batched together according to their
  10 process's I/O priority.
  11
  12 CFQ ioscheduler tunables
  13 ========================
  14
  15 slice_idle
  16 ----------
  17 This specifies how long CFQ should idle for next request on certain cfq queues
  18 (for sequential workloads) and service trees (for random workloads) before
  19 queue is expired and CFQ selects next queue to dispatch from.
  20
  21 By default slice_idle is a non-zero value. That means by default we idle on
  22 queues/service trees. This can be very helpful on highly seeky media like
  23 single spindle SATA/SAS disks where we can cut down on overall number of
  24 seeks and see improved throughput.
  25
  26 Setting slice_idle to 0 will remove all the idling on queues/service tree
  27 level and one should see an overall improved throughput on faster storage
  28 devices like multiple SATA/SAS disks in hardware RAID configuration. The down
  29 side is that isolation provided from WRITES also goes down and notion of
  30 IO priority becomes weaker.
  31
  32 So depending on storage and workload, it might be useful to set slice_idle=0.
  33 In general I think for SATA/SAS disks and software RAID of SATA/SAS disks
  34 keeping slice_idle enabled should be useful. For any configurations where
  35 there are multiple spindles behind single LUN (Host based hardware RAID
  36 controller or for storage arrays), setting slice_idle=0 might end up in better
  37 throughput and acceptable latencies.
  38
  39 back_seek_max
  40 -------------
  41 This specifies, given in Kbytes, the maximum "distance" for backward seeking.
  42 The distance is the amount of space from the current head location to the
  43 sectors that are backward in terms of distance.
  44
  45 This parameter allows the scheduler to anticipate requests in the "backward"
  46 direction and consider them as being the "next" if they are within this
  47 distance from the current head location.
  48
  49 back_seek_penalty
  50 -----------------
  51 This parameter is used to compute the cost of backward seeking. If the
  52 backward distance of request is just 1/back_seek_penalty from a "front"
  53 request, then the seeking cost of two requests is considered equivalent.
  54
  55 So scheduler will not bias toward one or the other request (otherwise scheduler
  56 will bias toward front request). Default value of back_seek_penalty is 2.
  57
  58 fifo_expire_async
  59 -----------------
  60 This parameter is used to set the timeout of asynchronous requests. Default
  61 value of this is 248ms.
  62
  63 fifo_expire_sync
  64 ----------------
  65 This parameter is used to set the timeout of synchronous requests. Default
  66 value of this is 124ms. In case to favor synchronous requests over asynchronous
  67 one, this value should be decreased relative to fifo_expire_async.
  68
  69 group_idle
  70 -----------
  71 This parameter forces idling at the CFQ group level instead of CFQ
  72 queue level. This was introduced after a bottleneck was observed
  73 in higher end storage due to idle on sequential queue and allow dispatch
  74 from a single queue. The idea with this parameter is that it can be run with
  75 slice_idle=0 and group_idle=8, so that idling does not happen on individual
  76 queues in the group but happens overall on the group and thus still keeps the
  77 IO controller working.
  78 Not idling on individual queues in the group will dispatch requests from
  79 multiple queues in the group at the same time and achieve higher throughput
  80 on higher end storage.
  81
  82 Default value for this parameter is 8ms.
  83
  84 low_latency
  85 -----------
  86 This parameter is used to enable/disable the low latency mode of the CFQ
  87 scheduler. If enabled, CFQ tries to recompute the slice time for each process
  88 based on the target_latency set for the system. This favors fairness over
  89 throughput. Disabling low latency (setting it to 0) ignores target latency,
  90 allowing each process in the system to get a full time slice.
  91
  92 By default low latency mode is enabled.
  93
  94 target_latency
  95 --------------
  96 This parameter is used to calculate the time slice for a process if cfq's
  97 latency mode is enabled. It will ensure that sync requests have an estimated
  98 latency. But if sequential workload is higher(e.g. sequential read),
  99 then to meet the latency constraints, throughput may decrease because of less
 100 time for each process to issue I/O request before the cfq queue is switched.
 101
 102 Though this can be overcome by disabling the latency_mode, it may increase
 103 the read latency for some applications. This parameter allows for changing
 104 target_latency through the sysfs interface which can provide the balanced
 105 throughput and read latency.
 106
 107 Default value for target_latency is 300ms.
 108
 109 slice_async
 110 -----------
 111 This parameter is same as of slice_sync but for asynchronous queue. The
 112 default value is 40ms.
 113
 114 slice_async_rq
 115 --------------
 116 This parameter is used to limit the dispatching of asynchronous request to
 117 device request queue in queue's slice time. The maximum number of request that
 118 are allowed to be dispatched also depends upon the io priority. Default value
 119 for this is 2.
 120
 121 slice_sync
 122 ----------
 123 When a queue is selected for execution, the queues IO requests are only
 124 executed for a certain amount of time(time_slice) before switching to another
 125 queue. This parameter is used to calculate the time slice of synchronous
 126 queue.
 127
 128 time_slice is computed using the below equation:-
 129 time_slice = slice_sync + (slice_sync/5 * (4 - prio)). To increase the
 130 time_slice of synchronous queue, increase the value of slice_sync. Default
 131 value is 100ms.
 132
 133 quantum
 134 -------
 135 This specifies the number of request dispatched to the device queue. In a
 136 queue's time slice, a request will not be dispatched if the number of request
 137 in the device exceeds this parameter. This parameter is used for synchronous
 138 request.
 139
 140 In case of storage with several disk, this setting can limit the parallel
 141 processing of request. Therefore, increasing the value can improve the
 142 performance although this can cause the latency of some I/O to increase due
 143 to more number of requests.
 144
 145 CFQ Group scheduling
 146 ====================
 147
 148 CFQ supports blkio cgroup and has "blkio." prefixed files in each
 149 blkio cgroup directory. It is weight-based and there are four knobs
 150 for configuration - weight[_device] and leaf_weight[_device].
 151 Internal cgroup nodes (the ones with children) can also have tasks in
 152 them, so the former two configure how much proportion the cgroup as a
 153 whole is entitled to at its parent's level while the latter two
 154 configure how much proportion the tasks in the cgroup have compared to
 155 its direct children.
 156
 157 Another way to think about it is assuming that each internal node has
 158 an implicit leaf child node which hosts all the tasks whose weight is
 159 configured by leaf_weight[_device]. Let's assume a blkio hierarchy
 160 composed of five cgroups - root, A, B, AA and AB - with the following
 161 weights where the names represent the hierarchy.
 162
 163         weight leaf_weight
 164  root :  125    125
 165  A    :  500    750
 166  B    :  250    500
 167  AA   :  500    500
 168  AB   : 1000    500
 169
 170 root never has a parent making its weight is meaningless. For backward
 171 compatibility, weight is always kept in sync with leaf_weight. B, AA
 172 and AB have no child and thus its tasks have no children cgroup to
 173 compete with. They always get 100% of what the cgroup won at the
 174 parent level. Considering only the weights which matter, the hierarchy
 175 looks like the following.
 176
 177           root
 178        /    |   \
 179       A     B    leaf
 180      500   250   125
 181    /  |  \
 182   AA  AB  leaf
 183  500 1000 750
 184
 185 If all cgroups have active IOs and competing with each other, disk
 186 time will be distributed like the following.
 187
 188 Distribution below root. The total active weight at this level is
 189 A:500 + B:250 + C:125 = 875.
 190
 191  root-leaf :   125 /  875      =~ 14%
 192  A         :   500 /  875      =~ 57%
 193  B(-leaf)  :   250 /  875      =~ 28%
 194
 195 A has children and further distributes its 57% among the children and
 196 the implicit leaf node. The total active weight at this level is
 197 AA:500 + AB:1000 + A-leaf:750 = 2250.
 198
 199  A-leaf    : ( 750 / 2250) * A =~ 19%
 200  AA(-leaf) : ( 500 / 2250) * A =~ 12%
 201  AB(-leaf) : (1000 / 2250) * A =~ 25%
 202
 203 CFQ IOPS Mode for group scheduling
 204 ===================================
 205 Basic CFQ design is to provide priority based time slices. Higher priority
 206 process gets bigger time slice and lower priority process gets smaller time
 207 slice. Measuring time becomes harder if storage is fast and supports NCQ and
 208 it would be better to dispatch multiple requests from multiple cfq queues in
 209 request queue at a time. In such scenario, it is not possible to measure time
 210 consumed by single queue accurately.
 211
 212 What is possible though is to measure number of requests dispatched from a
 213 single queue and also allow dispatch from multiple cfq queue at the same time.
 214 This effectively becomes the fairness in terms of IOPS (IO operations per
 215 second).
 216
 217 If one sets slice_idle=0 and if storage supports NCQ, CFQ internally switches
 218 to IOPS mode and starts providing fairness in terms of number of requests
 219 dispatched. Note that this mode switching takes effect only for group
 220 scheduling. For non-cgroup users nothing should change.
 221
 222 CFQ IO scheduler Idling Theory
 223 ===============================
 224 Idling on a queue is primarily about waiting for the next request to come
 225 on same queue after completion of a request. In this process CFQ will not
 226 dispatch requests from other cfq queues even if requests are pending there.
 227
 228 The rationale behind idling is that it can cut down on number of seeks
 229 on rotational media. For example, if a process is doing dependent
 230 sequential reads (next read will come on only after completion of previous
 231 one), then not dispatching request from other queue should help as we
 232 did not move the disk head and kept on dispatching sequential IO from
 233 one queue.
 234
 235 CFQ has following service trees and various queues are put on these trees.
 236
 237         sync-idle       sync-noidle     async
 238
 239 All cfq queues doing synchronous sequential IO go on to sync-idle tree.
 240 On this tree we idle on each queue individually.
 241
 242 All synchronous non-sequential queues go on sync-noidle tree. Also any
 243 request which are marked with REQ_NOIDLE go on this service tree. On this
 244 tree we do not idle on individual queues instead idle on the whole group
 245 of queues or the tree. So if there are 4 queues waiting for IO to dispatch
 246 we will idle only once last queue has dispatched the IO and there is
 247 no more IO on this service tree.
 248
 249 All async writes go on async service tree. There is no idling on async
 250 queues.
 251
 252 CFQ has some optimizations for SSDs and if it detects a non-rotational
 253 media which can support higher queue depth (multiple requests at in
 254 flight at a time), then it cuts down on idling of individual queues and
 255 all the queues move to sync-noidle tree and only tree idle remains. This
 256 tree idling provides isolation with buffered write queues on async tree.
 257
 258 FAQ
 259 ===
 260 Q1. Why to idle at all on queues marked with REQ_NOIDLE.
 261
 262 A1. We only do tree idle (all queues on sync-noidle tree) on queues marked
 263     with REQ_NOIDLE. This helps in providing isolation with all the sync-idle
 264     queues. Otherwise in presence of many sequential readers, other
 265     synchronous IO might not get fair share of disk.
 266
 267     For example, if there are 10 sequential readers doing IO and they get
 268     100ms each. If a REQ_NOIDLE request comes in, it will be scheduled
 269     roughly after 1 second. If after completion of REQ_NOIDLE request we
 270     do not idle, and after a couple of milli seconds a another REQ_NOIDLE
 271     request comes in, again it will be scheduled after 1second. Repeat it
 272     and notice how a workload can lose its disk share and suffer due to
 273     multiple sequential readers.
 274
 275     fsync can generate dependent IO where bunch of data is written in the
 276     context of fsync, and later some journaling data is written. Journaling
 277     data comes in only after fsync has finished its IO (atleast for ext4
 278     that seemed to be the case). Now if one decides not to idle on fsync
 279     thread due to REQ_NOIDLE, then next journaling write will not get
 280     scheduled for another second. A process doing small fsync, will suffer
 281     badly in presence of multiple sequential readers.
 282
 283     Hence doing tree idling on threads using REQ_NOIDLE flag on requests
 284     provides isolation from multiple sequential readers and at the same
 285     time we do not idle on individual threads.
 286
 287 Q2. When to specify REQ_NOIDLE
 288 A2. I would think whenever one is doing synchronous write and not expecting
 289     more writes to be dispatched from same context soon, should be able
 290     to specify REQ_NOIDLE on writes and that probably should work well for
 291     most of the cases.