淘宝主站Cgroup资源控制
目录
项目背景:主站的现状
选型的过程
Cgroup/LinuxContainer介绍
定制和开发
存在的问题和对策
项目背景
主站:
- 跑在xen虚拟机上的Java应用
- 处理业务逻辑,本地无重要存储,无状态。
- 一台物理机部署3台虚拟机
- 双路Xeon,48GB内存
- 多数应用是非交易相关的
- 有1/3虚拟机峰值Load小于0.5
- 基本无磁盘IO,主要资源需求集中于cpu和内存
- 机器数量非常多
我们需要什么
- 一台物理机跑更多虚拟机
- 更好的组合应用,做到集群利用率均衡
- 消耗资源多的和少的部署在一起
- 核心应用和非核心部署在一起
- 如果某台虚拟机流量上升需要更多资源, 给它分配的内存和cpu也增加,反之亦然。
- 不增加监控、运维成本
OS层次上的虚拟化
- Operating system-level virtualization
- 各种称呼, “containers”, “jails”, 增强的chroot
- Container是安全容器与资源容器的组合
- 安全容器:chroot, UID/PID/IPC/Network Namespace
- 资源容器:Control Cgroup(Cgroup)
实现
- Linux ▪ OpenVZ, Linux-VServer, LinuXContainer(LXC)
Solaris Zones
FreeBSD Jails
Cgroup
- LXC = Namespace + Cgroup
- 基于进程组的资源管理
- 基础框架+ 子控制器
使用Cgroup的分组机制,对一组进程就某种系统资源实现资 源管理。
- cpuset子控制器
为进程组分配一组允许使用的CPU和内存结点
- memcg子控制器
限制进程组允许使用的物理内存
只限制匿名页和Page Cache,不包括内核自己使用的内存
内存紧张时使用与全局回收同样的算法在组内回收
- Blkio子控制器
限制进程组的磁盘IO带宽
实际控制的是磁盘为各进程组服务的时间片数量,和进程调 度器cfs针对cpu的分时服务原理相同
实际使用的方案
虚拟化方案比较
Contains的优势和劣势
优点
- 虚拟化开销小,一台物理机跑很多“小”虚拟机
- 通过Cgroup增减CPU/内存非常方便,调整速度很快
- 和本地环境相同的速度
缺点
- 不能热迁移-----调度流量,而不是调度机器
- 不能模拟不同体系结构、装不同os------不需要
- 安全隔离差-------内部集群,由运维操作
- ForkBomb、优先级反转、Cgroup实现缺陷
- 见招拆招 ▪ Memcg不能控制buffer和内核内存
- Proc下的多数文件不认识Container,top/sar/free/iostat 都用不了
- 自己按需求修改内核
性能监控
- /proc没有“虚拟化”
- 为每个Container计算Load和CPU利用率
社区已有部分Patch,但没被接受
Upstream内核中为了提高SMP伸缩性,计算Load变 得非常复杂—而且有Bug,幸好我们目前不需要
如何表示与自己共享CPU的其他Container占用的 CPU时间?借用半虚拟化中的steal time概念
- 为每个Container维护/proc/meminfo
社区已有部分Patch,但仍然不被接受
Buffer列只能显示零
内存总量即为Cgroup允许的该容器内存上限
弹性内存分配
- Cgroup可以动态调整内存上限,但Hotspot 的GC堆大小是启动时设定的
- 基本想法:在内存紧张时,“摘掉”GC堆 中垃圾对象所占的物理内存
内存紧张可能由于全局内存缺乏,也可能由于 cgroup组内内存不足
仍然不能让GC堆扩大,但可以一开始就设个比 较大的值(overcommit),在资源紧张时让其缩小
对GC堆上限(-Xmx)和memcg上限(hard limit)这 两个参数不再敏感
- 重新思考最基础的设计
- Hotspot 的GC堆大小(-Xmx)和memcgroup的上 限(hard limit)如何取值?堆内和堆外内存应该 给多少?
- 内存满了会发生什么?
匿名页被交换到磁盘上
Page cache页直接丢弃,脏页丢弃前先回写
部署大量Java应用时内存主要是GC堆的匿名页
垃圾所占匿名页从其失去最后一个引用之时起到下 次GC之时止不会被访问,被交换出去的概率相对更 大
把垃圾交换到磁盘上是一种浪费
很多细节
- 有许多Container,该回收谁的内存?
Shares: Container的权重,我们在这里使用其允许 使用的最大内存总量做为权重
Pages: Container实际使用的内存量 回收倾向= Shares / Page,越小越容易被选中
- 希望的行为
Container活跃时得到允许范围内尽可能多内存
Container的工作集缩小(不活跃)时剥夺它的内存
引入内存活跃程度百分比α,通过定期扫描页得到
引入不活跃内存惩罚系数idle_tax∈[1, +∞)
回收倾向= Shares / Pages * (α + idle_tax * (1 – α) )
- 算法来自Vmware ESX Server
遗留问题
- 内存还剩多少时触发?
Full GC时Young Gen中活对象先整体提升,所以内存使用量 可能出现先升后降的现象
Full GC用时远长于一次kswapd活动,内存用量在Full GC期间 可能继续上涨至direct reclaim
必须考虑和Page cache用量的平衡
- 目前只支持ParallelGC collector,不支持CMS
- numaaware
目前实现把每个numa结点视为单独的机器计算
然而ParallelGC collector不是numa-aware的,被某个内存紧 张的结点挑中的Container回收到的内存未必在这个结点上
- 内存压力有可能来自于应用内存持续泄露,此时oom比 触发GC来回收内存更好
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