CPU MLFQ 调度

MLFQ即多级反馈队列调度。在给定时间片中，任务存在不同优先队列之中等待被执行，MLFQ根据优先级去决定哪个任务在该时间片执行

Round Robin

Round Robin即RR，是基于时间片的轮询调度算法。给每个任务分配一个时间片，当任务时间片用完之后，会中断当前任务，切换到下一个

改变优先级的第一次尝试

初始规则如下

1. 若任务A优先级高于任务B，则调度A
2. 若任务A、B优先级一致，则根据RR调度A、B

根据上述两条规则，若存在任务C优先级低于A和B，那么C就会一直不被执行，导致饥饿。因此引入第三条规则

第四条规则则是考虑到对于需要高响应的任务多是短执行的，所以会频繁让出CPU，因此为了保证响应时间，就保持现有优先级

而对于CPU密集型，则不太需要高响应，所以可以降低优先级

3. 当新任务到达之后放置最高优先级队列

4. 如果任务A运行了一个时间片都没有主动让出CPU（比如I/O操作），则优先级降低一级

   如果任务A在时间片用完之前，有主动让出CPU，则优先级保持不变

在上面的尝试中仍然存在以下问题

• 仍然存在饥饿问题。若存在大量短执行任务，就会导致长执行任务无法得到执行
• 被利用导致某些任务一直处于高优先级。

公平还是公平

为了解决饥饿问题，可以引入一个很简单的规则

5. 系统运行S时长后，将所有任务放到最高优先级

这就确保所有的任务都会最终处于一个优先级中，那么所有任务即使是最低优先级的都有可能被调用，所以至少此时，众生平等

不要被利用

在解决了饥饿问题之后，恶意利用还是存在。

这样必须对规则4进行改变

4. 给每个优先级分配一个时间片，当任务用完该优先级的时间片后，优先级降一级

最终尘埃落定

最终规则如下

1. 若任务A优先级高于任务B，则调度A
2. 若任务A、B优先级一致，则根据RR调度A、B
3. 当新任务到达之后放置最高优先级队列
4. 给每个优先级分配一个时间片，当任务用完该优先级的时间片后，优先级降一级
5. 系统运行S时长后，将所有任务放到最高优先级

流程如下

1. 新进程插入到最高优先队列尾

2. 一段时间后，进程到达队列头并分配CPU

3. 如果进程在给定时间片内完成，将离开调度系统

   如果进程自愿放弃CPU执行，则会在再次就绪时，插入原放弃队列尾部

   如果进程使用所有配额CPU时间，则会被抢占并插入到下一个较低队列尾部

   低级别队列CPU配额比高级别队列低

调度器总是从高级别队列头开始选择进程进行分配，在高级别队列为空之后，才会接管低级别队列。

进程在队列的迁移总是插入到目标队列尾部，并且进程在给定队列级别只有一次完成任务的机会，然后就会被下放到较低级别的队列

Linux CFS调度

CFS代表完全公平的调度器。CFS的设计理念是在真实硬件上实现理想的、精确的多任务CPU。CFS调度器和以往的调度器不同之处在于没有时间片的概念，而是分配cpu使用时间的比例。例如：2个相同优先级的进程在一个cpu上运行，那么每个进程都将会分配50%的cpu运行时间。这就是要实现的公平

调度类

调度类是表示一种特定的调度策略和算法，定义了如何选择下一个要运行的任务，如何将任务插入到运行队列中，以及如何处理任务的唤醒和睡眠等

在Linux内核中有以下调度类

• CFS调度类(SCHED_NORMAL): 默认的调度类，用于大多数普通的非实时任务。它使用完全公平调度器（CFS）算法，以实现公平和高效的CPU调度
• 实时调度类: 用于实时任务
  • SCHED_FIFO: 先进先出。
  • SCHED_RR: 处于runqueue中的线程轮流获取时间片
• Deadline调度类(SCHED_DEADLINE): 针对有明确截止时间要求的实时任务的调度类。它使用EDF（最早截止时间优先）算法和CBS（恒定带宽服务器）算法，以确保所有的实时任务都能在截止时间之前完成
• Idle调度类(SCHED_IDLE): 优先级最低的调度类，只有当系统中没有其他任何任务需要运行时，才会运行属于这个调度类的任务。

核心结构

• vruntime: 表示进程在所有CPU的总执行时间

  $vruntime+=实际运行时间\ast 1024/进程权重$

• runqueue: 每个CPU上的可运行进程队列

• 基于时序的红黑树: 每个CPU上根据vruntime组织所有进程

CFS调度策略

常规调度分为

• SCHED_NORMAL: 用于常规任务的调度策略
• SCHED_BATCH: 运行长，能更好利用缓存，但损失响应性
• SCHED_IDLE: 并不是一个真正的空闲定时器调度器，以避免优先级反转问题，防止机器死锁。

其中CFS属于SCHED_NORMAL

CFS调度利用红黑树优先调度执行总时间更低的，在每次时间片执行完会对执行的进程累加执行时间，并重新选择最低执行时间的进程进行执行

这也就意味着执行越久，执行优先级越低。那么计算密集型执行优先级低，IO密集型执行优先级高

当然这样的调度也会使得同一个进程连续执行多次，不过这也不是坏事，毕竟之前用的上下文还能接着用

SCHED_RR与SCHED_NORMAL对比

	sched_RR	Sched_normal
调度进程类型	实时进程	普通进程
时间片	静态	动态。根据系统进程数量变化
下一个进程的选择	从runqueue选择下一个	从红黑树选择vruntime最小的

CPU限额问题

配额机制限制了每个容器的摊销CPU使用率，但它没有限制任务在任何给定时刻可以使用多少个内核。相反，如果一个任务“想”在一个配额的时间片上使用更多的内核，它就会在短时间内使用多于配额的内核，然后进入节流状态，也就是说基本上进入睡眠状态，以保持它的摊销内核使用量低于配额，这对于尾延迟来说是灾难性的

比如垃圾回收器，可能在一次GC期间，所有这些GC线程将同时运行，迅速耗尽cpu配额，从而导致节流。由此产生的效果是，次秒级的GC暂停可能需要数秒的时间才能完成。

Ref

1. https://pages.cs.wisc.edu/~remzi/OSTEP/cpu-sched-mlfq.pdf
2. https://en.wikipedia.org/wiki/Multilevel_feedback_queue
3. https://github.com/torvalds/linux/blob/v5.10/Documentation/scheduler/sched-design-CFS.rst
4. https://arthurchiao.art/blog/linux-cfs-design-and-implementation-zh/
5. https://danluu.com/cgroup-throttling/