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本篇内容介绍了“linux CPU 隔离方法是什么”的有关知识，在实际案例的操作过程中，不少人都会遇到这样的困境，接下来就让丸趣 TV 小编带领大家学习一下如何处理这些情况吧！希望大家仔细阅读，能够学有所成！
导语
混部，通常指在离线混部 (也有离在线混部之说)，意指通过将在线业务(通常为延迟敏感型高优先级任务) 和离线任务 (通常为 CPU 消耗型低优先级任务) 同时混合部署在同一个节点上，以期提升节点的资源利用率。其中的关键难点在于底层资源隔离技术，严重依赖于 OS 内核，而现有的原生 Linux kernel 提供的资源隔离能力在面对混部需求时，再次显得有些捉襟见肘(或至少说不够完美)，仍需深度 Hack，方能满足生产级别的需求。
(云原生)资源隔离技术主要包括 CPU、memory、IO 和网络，4 个方面。本文聚焦于 CPU 隔离技术和相关背景，后续 (系列) 再循序渐进，逐步展开到其他方面。
背景
无论在 IDC，还是在云场景中，资源利用率低都绝对是大部分用户 / 厂商面临的共同难题。一方面，硬件成本很高 (大家都是靠买，而且绝大部分硬件(核心技术) 掌握于别人手中，没有定价权，议价能力也通常很弱)，生命周期还很短(过几年还得换新)；另一方面，极度尴尬的是这么贵的东西无法充分利用，拿 CPU 占用率来说，绝大部分场景的平均占用率都很低(如果我拍不超过 20%(这里指日均值，或周均值)，相信大部分同学都不会有意见，这就意味着，贼贵的东西实际只用了不到五分之一，如果你还想正经的居家过日子，想必都会觉得心疼。
因此，提升主机 (节点) 的资源利用率是一项非常值得探索，同时收益非常明显的任务。解决思路也非常直接，
常规的思维模式：多跑点业务。说起来容易，谁没试过呢。核心困难在于：通常的业务都有明显的峰谷特征
你希望的样子可能是这样的：
但现实的样子多半是这样的：
而在为业务做容量规划是，需要按 Worst Case 做 (假设所有业务的优先级都一样)，具体来说，从 CPU 层面的话，就需要按 CPU 峰值(可能是周峰值、甚至月 / 年峰值) 的来规划容量(通常还得留一定的余量，应对突发)，
而现实中大部分情况是：峰值很高，但实际的均值很低。因此导致了绝大部分场景中的 CPU 均值都很低，实际 CPU 利用率很低。
前面做了个假设：“所有业务的优先级都一样”，业务的 Worst Case 决定了整机的最终表现 (资源利用率低)。如果换种思路，但业务区分优先级时，就有更多的发挥空间了，可以通过牺牲低优先级业务的服务质量(通常可以容忍) 来保证高优先级业务的服务质量，如此能部署在适量高优先级业务的同时，部署更多的业务(低优先级)，从而整体上提升资源利用率。
混部 (混合部署) 因此应运而生。这里的“混”，本质上就是“区分优先级”。狭义上，可以简单的理解为“在线 + 离线”(在离线)混部，广义上，可以扩展到更广的应用范围：多优先级业务混合部署。
其中涉及的核心技术包括两个层面：
底层资源隔离技术。(通常)由操作系统 (内核) 提供，这是本 (系列) 文章的核心关注点。
上层的资源调度技术。(通常)由上层的资源编排 / 调度框架 (典型如 K8s) 提供，打算另做系列文章展开，仍请期待。
混部也是业界非常热门的话题和技术方向，当前主流的头部大厂都在持续投入，价值显而易见，也有较高的技术门槛 (壁垒)。相关技术起源甚早，颇有渊源，大名鼎鼎的 K8s(前身 Borg) 其实源于 Google 的混部场景，而从混部的历史和效果看，Google 算是行业内的标杆，号称 CPU 占用率 (均值) 能做到 60%
技术挑战
如前面所说，混部场景中，底层资源隔离技术至关重要，其中的“资源”，整体上分为 4 个大类：
CPU
Memory
IO
网络
本文聚焦于 CPU 隔离技术，主要分析在 CPU 隔离层面的技术难点、现状和方案。
CPU 隔离
前面说的 4 类资源中，CPU 资源隔离可以说是最基础的隔离技术。一方面，CPU 是可压缩 (可复用) 资源，复用难度相对较低，Upstream 的解决方案可用性相对较好；另一方面，CPU 资源与其他资源关联性较强，其他资源的使用 (申请 / 释放) 往往依赖于进程上下文，间接依赖于 CPU 资源。举例来说，当 CPU 被隔离 (压制) 后，其他如 IO、网络的请求可能 (大部分情况) 因为 CPU 被压制(得不到调度)，从而也随之被压制。
因此，CPU 隔离的效果也会间接影响其他资源的隔离效果，CPU 隔离是最核心的隔离技术。
内核调度器
具体来说，落地到 OS 中，CPU 隔离本质上完全依赖于内核调度器实现，内核调度器是负载分配 CPU 资源的内核基本功能单元(很官方的说法)，具体来说(狭义说)，可以对应到我们接触最多的 Linux 内核的默认调度器：CFS 调度器(本质上是一个调度类，一套调度策略)。
内核调度器决定了何时、选取什么任务 (进程) 到 CPU 上执行，因此决定了混部场景中在线和离线任务的 CPU 运行时间，从而决定了 CPU 隔离效果。
Upstream kernel 隔离效果
Linux 内核调度器默认提供了 5 个调度类，实际业务能用的基本上只有两种：
CFS
实时调度器(rt/deadline)
混部场景中，CPU 隔离的本质在于需要：
当在线任务需要运行时，尽力压制离线任务
当在线任务不运行时，离线任务利用空闲 CPU 运行
对于“压制”，基于 Upstream kernel(基于 CFS)，有如下几种思路(方案)：
优先级
可以降低离线任务的优先级，或提升在线任务的优先级实现。在不修改调度类的情况下(基于默认的 CFS)，可以动态调整的优先级范围为：[-20, 20)
时间片的具体表现为单个调度周期内可分得的时间片，具体来说：
普通优先级 0 与最低优先级 19 之间的时间片分配权重比为：1024/15，约为：68:1
最高优先级 -20 与普通优先级 0 之间的时间片分配权重比为：88761/1024，约为：87：1
最高优先级 -20 和最低优先级 19 之间的时间片分配权重比为：88761/15，约为：5917:1
看起来压制比还比较高，加入通过设置离线任务的优先级为 20，在线保持默认 0(通常的做法)，此时在线和离线的时间片分配权重为 68:1。
假设单个调度周期长度为 24ms(大部分系统的默认配置)，看起来(粗略估算)，单个调度周期中离线能分配到的时间片约为 24ms/69=348us，可占用约 1 /69=1.4% 的 CPU。
实际的运行逻辑还有点差异：CFS 考虑吞吐，设置了单次运行的最小时间粒度保护 (进程单次运行的最小时间)：sched_min_granularity_ns，多数情况设置为 10ms，意味着离线一旦发生抢占后，可以持续运行 10ms 的时间，也就意味着在线任务的调度延迟(RR 切换延迟) 可能达 10ms。
Wakeup 时也有最小时间粒度保护 (Wakeup 时，被抢占任务的最小运行时间保证)：sched_wakeup_granularity_ns，多数情况设置为 4ms。意味着离线一旦运行后，在线任务的 wakeup latency(另一种典型的调度延迟) 也可能达 4ms。
此外，调整优先级并不能优化抢占逻辑，具体来说，在实施抢占时(wakeup 和周期性)，并不会参考优先级，并不会因为优先级不同，而实时不同的抢占策略(不会因为离线任务优先级低，而压制其抢占，减少抢占时机)，因此有可能导致离线产生不必要的抢占，从而导致干扰。
Cgroup(CPU share)
Linux 内核提供了 CPU Cgroup(对应于容器 pod)，可以通过设置 Cgroup 的 share 值来控制容器的优先级，也就是说可以通过调低离线 Cgroup 的 share 值来实现“压制 目的。对于 Cgroup v1 来说，Cgroup 的默认 share 值为 1024，Cgruop v2 的默认 share(weight) 值为 100(当然还可以调)，如果设置离线 Cgroup 的 share/weight 值为 1(最低值)，那么，在 CFS 中，相应的时间片分配权重比分别为：1024:1 和 100:1，对应的 CPU 占用分别约为 0.1% 和 1%。
实际运行逻辑仍然受限于 sched_min_granularity_ns 和 sched_wakeup_granularity_ns。逻辑跟优先级场景类似。
与优先级方案类似，抢占逻辑未根据 share 值优化，可能存在额外的干扰。
特殊 policy
CFS 中还提供了一个特殊的调度 policy：SCHED_IDLE，专用于运行优先级极低的任务，看起来是专为”离线任务“设计的。SCHED_IDLE 类任务本质上是有一个权重为 3 的 CFS 任务，其与普通任务的时间片分配权重比为：1024:3，约为 334:1，此时离线任务的 CPU 占用率约为 0.3%。时间片分配如：
实际运行逻辑仍然受限于 sched_min_granularity_ns 和 sched_wakeup_granularity_ns。逻辑跟优先级场景类似。
CFS 中对于 SCHED_IDLE 任务做了特殊的抢占逻辑优化 (压制 SCHED_IDLE 任务对其他任务的抢占，减少抢占时机)，因此，从这个角度看，SCHED_IDLE 为”适配“(虽然 Upstream 本意并非如此) 混部场景迈进了一小步。
此外，由于 SCHED_IDLE 是 per-task 的标记，并无 Cgroup 级别的 SCHED_IDLE 标记能力，而 CFS 调度时，需要先选 (task)group，然后再从 group 中选 task，因此对于云原生场景 (容器) 混部来说，单纯使用 SCHED_IDLE 并不能发挥实际作用。
整体看，虽然 CFS 提供了优先级 (share/SCHED_IDLE 原理上类似，本质都是优先级)，并可根据优先级对低优先级任务进行一定程度的压制，但是，CFS 的核心设计在于”公平“，本质上无法做到对离线的”绝对压制“，即使设置”优先级“(权重) 最低，离线任务仍能获得固定的时间片，而获得的时间片不是空闲的 CPU 时间片，而是从在线任务的时间片中抢到的。也就是说，CFS 的”公平设计“，决定了无法完全避免离线任务对在线的干扰，无法达到完美的隔离效果。
除此之外，通过 (极限) 降低离线任务的优先级 (上述几种方案本质都是如此) 的方式，本质上，还压缩了离线任务的优先级空间，换句话说，如果还想进一步在离线任务之间区分优先级(离线任务之间也可能有 QoS 区分，实际可能有这样的需求)，那就无能为力了。
另，从底层实现的角度看，由于在线和离线均使用 CFS 调度类，实际运行时，在线和离线共用运行队列 (rq)，叠加计算 load，共用 load balance 机制，一方面，离线在做共用资源(比如运行队列) 操作时需要做同步操作(加锁)，而锁原语本身是不区分优先级的，不能排除离线干扰；另一方面，load balance 时也无法区分离线任务，对其做特殊处理(比如激进 balance 防止饥饿、提升 CPU 利用率等)，对于离线任务的 balance 效果无法控制。
实时优先级
此时，你可能会想，如果需要绝对抢占 (压制离线)，为何不用实时调度类(RT/deadline) 呢？实时调度类相比于 CFS，刚好达到”绝对压制“的效果。
确实如此。但是，这种思路下，只能将在线业务设置为实时，离线任务保持为 CFS，如此，在线能绝对抢占离线，同时如果担心离线被饿死的话，还有 rt_throttle 机制来保证离线不被饿死。
看起来”完美“，其实不然。这种做法的本质，会压缩在线任务的优先级空间和生存空间(与之前调低离线任务优先级的结果相反)，结果是在线业务只能用实时调度类(尽管大部分在线业务并不满足实时类型的特征)，再无法利用 CFS 的原生能力(比如公平调度、Cgroup 等，而这恰恰是在线任务的刚需)。
简单来看，问题在于：实时类型并不能满足在线任务自身运行的需要，本质上看在线业务自身并不是实时任务，如此强扭为实时后，会有比较严重的副作用，比如系统任务 (OS 自带的任务，比如各种内核线程和系统服务) 会出现饥饿等。
总结一下，对于实时优先级的方案:
认可实时类型对于 CFS 类型的”绝对压制“能力(这正是我们想要的)
但当前 Upstream kernel 实现中，只能将在线任务设置为比 CFS 优先级更高的实时类型，这是实际应用场景中无法接受的。
优先级反转
说到这，你心里可能还有一个巨大的问号：”绝对压制“后，会有优先级反转问题吧？怎么办？
答案是：的确存在优先级反转问题
解释下这种场景下的优先级反转的逻辑：如果在线任务和离线任务之间有共享资源 (比如内核中的一些公共数据，如 /proc 文件系统之类)，当离线任务因访问共享资源而拿到锁(抽象一下，不一定是锁) 后，如果被”绝对压制“，一直无法运行，当在线任务也需要访问该共享资源，而等待相应的锁时，优先级反转出现，导致死锁(长时间阻塞也可能)。优先级反转是调度模型中需要考虑的一个经典问题。
粗略总结下优先级反转发生的条件：
在离线存在共享资源。
存在共享资源的并发访问，且使用了睡眠锁保护。
离线拿到锁后，被完全绝对压制，没有运行的机会。这句话可以这样理解：所有的 CPU 都被在线任务 100% 占用，导致离线没有任何运行机会。(理论上，只要有空闲 CPU，离线任务就可能通过 load balance 机制利用上)
在云原生混部场景中，对于优先级反转问题的处理方法(思路)，取决于看待该问题的角度，我们从如下几个不同的角度来看，
优先级反转发生可能性有多大？这取决于实际的应用场景，理论上如果在线业务和离线业务之间不存在共享资源，其实就不会发生优先级反转。在云原生的场景中，大体上分两种情况：
（1）安全容器场景。此场景中，业务实际运行于”虚拟机“(抽象理解)中，而虚拟机自身保证了绝大部分资源的隔离性，这种场景中，基本可以避免发生优先级反转(如果确实存在，可以特事特办，单独处理)
（2）普通容器场景。此场景中，业务运行于容器中，存在一些共享资源，比如内核的公共资源，共享文件系统等。如前面分析，在存在共享资源的前提下，出现优先级反转的条件还是比较严苛的，其中最关键的条件是：所有 CPU 都被在线任务 100% 占用，这种情况在现实的场景中，是非常少见的，算是非常极端的场景，现实中可以单独处理这样的”极端场景“
因此，在 (绝大部分) 真实云原生场景中，我们可以认为，在调度器优化 /hack 足够好的前提下，可以规避。
优先级反转如何处理？虽然优先级反转仅在极端场景出现，但如果一定要处理的话(Upstream 一定会考虑)，该怎么处理？
（1）Upstream 的想法。原生 Linux kernel 的 CFS 实现中，为最低优先级 (可以认为是 SCHED_IDLE) 也保留了一定的权重，也就意味着，最低优先级任务也能得到一定的时间片，因此可以 (基本) 避免优先级反转问题。这也是社区一直的态度：通用，即使是极度极端的场景，也需要完美 cover。这样的设计也恰恰是不能实现”绝对压制“的原因。从设计的角度看，这样的设计并无不妥，但对于云原生混部场景来说，这样的设计并不完美：并不感知离线的饥饿程度，也就是说，在离线并不饥饿的情况下，也可能对在线抢占，导致不必要的干扰。
（2）另一种想法。针对云原生场景的优化设计：感知离线的饥饿和出现优先级反转的可能性，但离线出现饥饿并可能导致优先级反转时 (也就是迫不得已时)，才进行抢占。如此一方面能避免不一样的抢占(干扰)，同时还能避免优先级反转问题。达到(相对) 完美的效果。当然，不得不承认，这样的设计不那么 Generic，不那么 Graceful，因此 Upstream 也基本不太可能接受。
超线程干扰
至此，还漏了另一个关键问题：超线程干扰。这也是混部场景的顽疾，业界也一直没有针对性的解决方案。
具体的问题是，由于同一个物理 CPU 上的超线程共享核心的硬件资源，比如 Cache 和计算单元。当在线任务和离线任务同时运行在一对超线程上时，相互之间会因为硬件资源争抢，而出现相互干扰的情况。而 CFS 在设计时也完全没有考虑这个问题
导致结果是，在混部场景中，在线业务的性能受损。实际测试使用 CPU 密集型 benchmark，因超线程导致的性能干扰可达 40%+。
注：Intel 官方的数据：物理 core 性能差不多只能 1.2 倍左右的单核性能。
超线程干扰问题是混部场景中的关键问题，而 CFS 在最初设计时是 (几乎) 完全没有考虑过的，不能说是设计缺失，只能说是 CFS 并不是为混部场景而设计的，而是为更通用的、更宏观的场景而生。
Core scheduling
说到这，专业 (搞内核调度) 的同学可能又会冒出一个疑问：难道没听说过 Core scheduling 么，不能解决超线程干扰问题么？
听到这，不得不说这位同学确实很专业，Core Scheduling 是内核调度器模块 Maintainer Perter 在 2019 年提交的一个新 feature(基于更早之前的社区中曾提出的 coscheduling 概念)，主要的目标在于解决(应该是 mitigation 或者是 workaround) L1TF 漏洞(由于超线程之间共享 cache 导致数据泄露)，主要应用场景为：云主机场景中，避免不同的虚拟机进程运行于同一对超线程上，导致数据泄露。
其核心思想是：避免不同标记的进程运行于同一对超线程上。
这里直接抛 (个人) 观点(轻拍)：
Core scheduling 确实能用来解决超线程干扰问题。
Core scheduling 设计初衷是解决安全漏洞 (L1TF)，并非为混部超线程干扰而设计。由于需要保障安全，需要实现绝对隔离，需要复杂(开销大) 的同步原语(比如 core 级别的 rq lock)，重量级的 feature 实现，如 core 范围的 pick task，过重的 force idle。另外，还有配套的中断上下文的并发隔离等。
Core scheduling 的设计和实现太重、开销太大，开启后性能 regression 严重，并不能区分在线和离线。不太适合 (云原生) 混部场景。
本质还是：Core scheduling 亦非为云原生混部场景而设计。
“linux CPU 隔离方法是什么”的内容就介绍到这里了，感谢大家的阅读。如果想了解更多行业相关的知识可以关注丸趣 TV 网站，丸趣 TV 小编将为大家输出更多高质量的实用文章！
