简介： io_uring 作为一种新型高性能异步编程框架，代表着 Linux 内核将来的方向，以后仍处于疾速倒退中。阿里云联结 InfoQ 发动《io_uring 介绍及利用实际》的技术公开课，围绕 OpenAnolis 龙蜥社区 Anolis OS 8 全方位解析高性能存储场景。

写在后面

cgroup 作为容器底层技术的半壁江山，很多文章曾经介绍并总结得很好了，对于 cgroup 是什么、有什么用以及一些相干概念，这些内容并不是本文的重点所以也将不再赘述。

情谊揭示：以下内容默认读者曾经初步理解 task、cgroup、subsys、hierarchy 是什么及它们之间的关系。

咱们为啥关注 cgroup 管制立体性能？

云原生目前是云计算畛域的重点倒退方向，其中的函数计算场景中，函数执行的速度是重要的性能指标，要求可能疾速、高并发地创立和销毁实例。在此场景下的隔离个性广泛都会波及到大量 cgroup 的相干操作，而现有的cgroup框架设计并发性很差，或者在设计之初并未思考到大规模的管制立体操作（例如：创立和销毁）。而随着技术的演进，大规模的管制立体操作场景逐步增多，也促使咱们开始更加关注管制立体的性能。

本文的论述是基于4.19版本的内核源代码，旨在剖析cgroup提供给用户的接口背地的实现原理，并基于实现原理给出一些用户态应用cgroup的倡议，最初在文章的结尾分享了一些内核态优化的思路。

原理剖析


图一


图二

以上两张图，是4.19版本的内核中cgroup中最次要的几个数据结构之间的连贯关系和cgroup层次结构的连贯关系。

cgroup：字面意思

cgroup_root：hierarchy

cgroup_subsys: 子系统，缩写的变量个别为ss

cgroup_subsys_state: 当指向某个subsys时，代表该subsys在某个cgroup中一个实体

css_set、cset_cgrp_link：用于建设task_struct和cgroup之间多对多的关系

这些数据结构形象之后是这张图：


图三

其实也很好了解，实质上cgroup框架要解决的是：一个cgroup管哪些task，一个task归哪些cgroup管的问题，在实现上可通过cset作为中介来建设这层关系。相比于task和cgroup直连，这种做法能够简化简单的关系。这是因为在理论应用的场景中，task根本都以组为单位进行治理，对某一组task的资源管控计划都大概率是统一的。

对于cgroup的各类操作围绕着这三类实体开展：

  • 创立：在图二所示的树形构造中减少一个叶节点
  • 绑定：实质上是迁徙，子过程被fork进去时连贯父过程指向的cset，绑定即是从一个cset（如果不再有task指向则删除）迁徙到了另一个cset（如果指向的是新的cgroup汇合则新创建）
  • 删除：在图二所示的树形构造中删除一个不论控任何task的叶节点

对于cgroup的各类操作的访问控制也围绕这三类实体的开展：

  • task: cgroup_threadgroup_rwsem锁
  • cset: css_set_lock锁
  • cgroup: cgroup_mutex锁

具体的这三类锁有什么作用，将在优化思路里进行剖析。

优化计划

问题出在哪？

问题在于三个锁上：cgroup_mutex、cgroup_threadgroup_rwsem、css_set_lock。

cgroup_mutex爱护cgroup的整个层级构造。cgroup的层级构造是一个森林，咱们须要用这个一个锁来爱护整个森林。扭转层级构造比方常见的mount、mkdir、rmdir就不用多说了，必定是须要持有这个锁的；除此之外对cgroup的任何一个其余的操作也须要持有这个锁，比方attach task、以及其余的读或写cgroup提供的接口。同时，因为rmdir的操作是随时都有可能产生的，任何操作都须要与rmdir都互斥。

css_set_lock爱护和css_set相干的所有操作。任意过程随时都有可能exit，导致某个css_set开释，从而影响css_set的哈希表。除此之外，对cgroup的绝大多数的操作也会波及到css_set_lock，这是因为对cgroup的绝大多数的操作（创立除外）都会引起css_set的变动。

cgroup_threadgroup_rwsem爱护和cgroup相干的线程组操作，事实中随时都有可能的fork和exit操作导致线程组发生变化。这里用读写锁的起因是，过程本身的行为可能包含扭转线程组的组成和持有读锁，这是能够并行的；当过程attach的时候，须要一个稳固的线程组视图，此时如果过程在fork或者exit的话会导致线程组的扭转，而attach又是能够以线程组为单位的，不可并行。这里用读写锁并不是说是真的在读什么或写什么，只是恰好合乎读者并行，写者需与其余写者互斥这个个性而已。也就是说，fork、exec、exit之间能够并行，相似于读者；attach与其余的都互斥，相似于写者。

这三个锁会受到过程fork和exit的影响，并且也会导致对cgroup的任何操作之间简直不可并行。笔者在对cgroup进行深刻的钻研前，感觉是最开始的设计者偷懒，应用如此大粒度的锁，直到把cgroup的框架摸索明确后才发现，临界区就是有这么大，各种会异步产生的事件都须要操作这些数据，所以这些锁被设计成这样也很正当。

这里试着对问题进行形象，思考一下问题的实质在哪。

对于cgroup_mutex，问题实质是树形（节点是cgroup）构造的并发拜访。

对于css_set_lock，问题其实是二部图（一边是css_set，一边是cgroup）构造的并发拜访。

对于cgroup_threadgroup_rwsem，问题其实是汇合（线程组作为汇合的元素）构造的并发拜访。

问题的定义曾经分明了，怎么解决呢？以我目前的能力，我没法解。

是的，剖析了这么多给的论断是此题无解，或者说临时无解，能够有的解法也会对cgroup的框架造成刮骨疗毒式的改变。这背地的危险、稳定性的影响、投入产出比的痛能不能接受的住，我给不出一个确定的论断。如果读者有什么想法，欢送在留言区提出，一起交换。

尽管治标难治，但治本还是能够有点想法的。

用户态优化：缩小cgroup操作

这个计划很好了解，提前把cgroup创立和配置好，等须要用的时候间接取就行。这个计划成果极好，几乎是降维打击。这里贴一下试验数据，这里的测试模仿袋鼠容器启动时的创立与读写——


这个计划达到了90%以上的优化率，将原本须要创立配置后attach过程最初删除的状况变成了只须要attach，工作量少了，天然也就变快了。

但这个计划存在一些弊病。一方面，池子里不必的cgroup对于零碎来讲仍然是可见的，须要进行治理，因而会存在肯定的负载；另一方面是数据残留问题，并不是所有的subsys都提供相似于clear的操作接口，如果对监控数据有要求的话cgroup就是用一次就废，须要对池子进行补充，减少管制逻辑的同时又呈现了竞争，成果会打折扣。最初便是须要明确cgroup的层次结构，毕竟要提前创立和配置，如果对运行时的层次结构无奈掌控的话，池子都没法建设。

缩小cgroup数量

systemd在默认状况下会把大多数subsys都挂在独立的一个hierarchy下，如果业务的过程都须要受同一些subsys管控的话，能够把这些subsys都挂载在同一个hierarchy下，比方把cpu、memory、blkio挂载在一起。

这时候可能有同学要问了，本来在cpu、memory、blkio下各创立一个cgroup，和在cpu_memory_blkio下创立一个cgroup能有多少区别？该有的逻辑都得有，一个都跑不了，最多就是少了几个cgroup本身这个构造体，能有多少区别？

这里要回归到最开始的场景，cgroup的问题出在场景是高并发，而实质上各类操作却是串行的。咱们晓得，掂量性能有次要的两个维度：吞吐和提早。cgroup实质的串行无奈间接进步吞吐，各个subsys独立在hierarchy下等于是被拆解成子工作，反而进步了提早。

上面是测试数据：

内核态优化

对上述三把锁动不了，只能对临界区内的那局部内容下手了。想要放大临界区，那就须要找出临界区内耗时的局部进行优化。

下图是各个子系统创立cgroup时各个局部的耗时：

这里简略解释下各个局部做了些什么：

  • cgroup：创立和初始化cgroup构造体
  • kernfs：创立cgroup的目录
  • populoate：创立cgroup管制用的文件接口
  • cssalloc：调配css
  • cssonline：css在各个子系统中的online逻辑
  • csspopulate：创立子系统管制用的文件接口

从图中能够发现cpu、cpuacct、memory的耗时绝对于其余的子系统提早高很多，其中css alloc和css populate占大头。上面咱们将钻研一下这个“主要矛盾“到底在做些什么。

通过剖析咱们发现，css alloc上提早高是因为给一些percpu的成员分配内存，这一过程比拟耗时。css populate上是因为局部子系统的接口文件比拟多，须要顺次一个个地创立从而耗费更多的工夫。

剖析过后发现，这些逻辑都是必须没有冗余，怎么优化？做缓存呗。percpu成员变量记录下地址不开释下次重复使用，子系统接口文件在开释时以文件夹为单位移到一个指定的中央，须要时再移回来，只波及目录文件上一个目录项的读写，开销低且是常数。

通过这两种形式，各个创立cgroup的延时优化后果如下：

cpu子系统css alloc局部仍然比拟耗时的起因在于初始化操作比拟多，但相比于原先的160us，延时曾经降到了50us。

放大临界区后尽管并不能对并发度有什么影响，但至多提早降下来了，上面是测试数据。

t个线程并发，每个线程在cpu、cpuacct、cpuset、memory、blkio下创立n个cgroup：

一些假想

如果忽视各种限度因素，摈弃现有的框架，不思考向下兼容，实现一个用于管控过程资源且反对高并发的框架，能够怎么设计？

当初cgroup的机制提供了相当高的灵活性，子系统之间的关系能够随便绑定，task能够随便绑在任意一个cgroup上，如果就义一下这些灵活性，对问题的解释是不是就能够变得简略点，上面谈谈我的几个想法。

第一，前文提到的为了缩小cgroup数量，把所有的子系统都绑定在一起的想法，是否能够固化在内核当中，或者说不提供子系统独立挂载和绑定挂载的个性？这样，过程组与cgroup变成了一一对应的关系，cset就没有了存在的意义，css_set_lock带来的问题也不攻自破。然而对应的弊病是，一个过程组内的所有过程在每个子系统上资源管制都是统一的。

第二，cgroup层级构造是否有存在的必要？当初cgroup以树形构造组织，的确在逻辑上更加合乎事实。比方，在第一层给业务调配总资源，在第二层给业务的各个组件分配资源。但在操作系统分配资源的视角上，以及业务过程具体取得资源的视角上，第一层的存在并没什么作用，只是给用户提供了逻辑更清晰的运维治理。如果把cgroup v2提出的no internal process个性也利用上，能够把cgroup层级扁平化到只有一层。

cgroup只有一层的益处是，能够很不便地把cgroup_mutex粒度细化，细化到每个cgroup一把锁，不会存在好几层的树形构造——改变一个cgroup须要从先人开始持锁的问题。锁的粒度细化后，在并发启动容器实例的时候，因为对应不同的cgroup，也就不会存在竞争的问题。

第三，cgroup的删除是否加以限度？当初是用户异步手动删除空的cgroup，如果能够在cgroup不再治理过程（exit，move）时暗藏，后续找个机会触发删除，便能够少一个竞争场景。这种办法会造成空的cgroup没法再利用，当初有对空cgroup再利用的需要吗？

最初，绑定过程是否加以限度？task绑定cgroup的实质是挪动，从一个cgroup到另一个cgroup。cgroup_mutex粒度细化后会存在ABBA的死锁问题。有一个问题是，task存在绑定到一个cgroup后再绑定的需要吗？现实状况是绑定一个后顺利运行而后退出。基于这种假如就能够做一个限度，只容许task在绑定时，src与dst内必须蕴含default cgroup、default cgroup起一个跳板作用。

下面这些都是我一些不成熟的想法，欢送探讨。

原文链接
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