[ALSA] cmipci: clean up struct cmipci_pcm
[linux-2.6.git] / 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