性能分析_linux服务器CPU_CPU利用率

浏览数：27 / 时间：2015年06月20日

CPU度量

1. 指标范围

1.1 User mode CPU utilization+ System mode CPU utilization

合理值:60-85%，如果在一个多用户系统中us+sy时间超过85%，则进程可能要花时间在运行队列中等待，响应时间和业务吞吐量会受损害；us过大，说明有用户进程占用很多cpu时间，需要进一步的分析其它软硬件因素；sy过大，说明系统管理方面花了很多时间，说明该系统中某个子系统产生了瓶颈，需要进一步分析其它软硬件因素。

1.2 Wa（wait）

参考值：小于25%，超过25%的wa的值可以表示磁盘子系统可能没有被正确平衡，也可能是磁盘密集工作负载的结果，系统的磁盘或其它I/o可能有问题，可以通过iostat/SAR –C命令进一步分解分析

1.3 Id（idle）

参考值：大于40，如果r经常大于4，且id经常小于40，表示cpu的负荷很重

1.4 r

参考值：小于4，队列大于4时，表明系统的cpu或内存可能有问题，如果r经常大于4，且id经常少于40，表示cpu的负荷很重。当队列变长时，队列中进程在等待cpu调度执行时所花的时间会变长

1.5 判断cpu瓶颈的方法

很慢的响应时间（slow response time）

Cpu的空闲时间为零（zero percent idle cpu）

过高的用户占用cpu时间（high percent user cpu）

过高的系统占用cpu时间（high percent system cpu）

长时间的有很长的运行进程队列（large run queue size sustained over time）

2. 如何查看cpu利用率

2.1 使用top命令查看

数据来自/proc/stat文件

%us =(User time + Nice time)/CPU时间*100%

%sy=(System time + Hardirq time +Softirq time)/ CPU时间*100%

%id=(Idle time)/CPU时间*100%

%ni=(Nice time)/CPU时间*100%

%wa=(Waiting time)/CPU时间*100%

%hi=(Hardirq time)/CPU时间*100%

%si=(Softirq time)/CPU时间*100%

%st=(Steal time)/CPU时间*100%

备注： top 命令默认情况下，是每 3 秒刷新一次。也可以通过 top -d <刷新时间间隔> 来指定刷新频率，如top -d 0.1 或top -d 0.01 等。top 执行时，也可以按“s ”键，修改时间间隔。

2.2 使用vmstat查看

r表示运行队列的大小，b表示由于IO等待而block的线程数量，in表示中断的数量，cs表示上下文切换的数量。

2.3 其它查看方式

Iostat、sar -q、sar –u等

3. CPU介绍

3.1 内核中的时间

HZ是系统时钟在一秒内固定发出时钟中断的次数。HZ在编译内核前是可以进行配置的，因此通过下述命令就可以查看当前系统的时钟中断频率：cat /boot/config-`uname -r` | grep CONFIG_HZ

tick为系统时钟每“滴答“一次的时间，其值为(1/HZ)秒。也就是连续两次时钟中断之间的时间间隔。

jiffies用来计算自系统启动以来tick的次数，也就是说系统时钟每产生一次时钟中断，该变量的值就增加一次。

3.2 CPU时间组成

CPU的工作时间由三部分组成：用户态时间、系统态时间和空闲态时间。具体的组成为：

CPU时间包含User time、System time、Nice time、Idle time、Waiting time、Hardirq time、Softirq time、Steal time

空闲态时间==idle time

用户态时间==user time+ Nice time。

内核态时间==system time+ Hardirq time+ Softirq time。

user time。指CPU在用户态执行进程的时间。

system time。指CPU在内核运行的时间。

nice time。指系统花费在调整进程优先级上的时间。

idle time。系统处于空闲期，等待进程运行。

waiting time。指CPU花费在等待I/O操作上的总时间，与blocked相似。

steal time。指当前CPU被强制（involuntary wait ）等待另外虚拟的CPU处理完毕时花费的时间，此时 hypervisor 在为另一个虚拟处理器服务。

Softirq time 、Hardirq time。分别对应系统在处理软硬中断时候所花费的CPU时间。

3.3 User mode CPU utilization

%usr。显示了用户方式下所花费CPU时间的百分比，用户使用CPU的进程包括：cpu运行常规用户进程，cpu运行niced process，cpu运行实时进程。一个linux进程可以在用户方式下执行，也可以在系统（内核）方式下执行，当一个进程在内核代码中运行时，我们称其处于内核态；当一个进程正在执行用户自己的代码时，我们称其处于用户态，在用户方式下执行时，进程在它自己的应用程序代码中执行，不需要内核资源来进行计算、管理内存或设置变量

3.4 System mode CPU utilization

显示了系统方式下所花费cpu时间的百分比，包括内核进程（kprocs）和其他需要访问内核资源的进程所消耗的cpu资源，系统使用cpu的进程包括：用于系统调用，用于I/O管理（中断和驱动），用于内存管理（paging and swapping），用于进程管理（context switch and process start），如果一个进程需要内核资源，它必须执行一个系统调用，并由此切换到系统方式从而使该资源可用。

3.5 %wa（wait）

显示了暂挂本地磁盘I/O和NFS加载的磁盘的cpu空闲百分比，是由于进程等待I/O而使cpu处于空闲状态的比率，I/O主要包括：block I/O，raw I/O，VM-paging/swapins。如果在wait运行时至少有一个未完成的磁盘I/O，该事件就归为I/O等待时间，对磁盘的I/O请求会导致调用的进程阻塞（或睡眠），直到请求完成为止，一旦进程的I/O请求完成，该进程就放入运行队列中。如果I/O很快完成，该进程可以使用更多的cpu时间。

3.6 %id（idle）

除了上面的WIO以外的空闲情况，显示了没有本地磁盘I/O时cpu空闲或等待的时间百分比。如果没有线程可以执行（运行队列为空），系统分派一个叫做wait的线程，可称为idle kproc。如果ps报告显示这个线程的总计时间较高，这表明存在时间段，其中没有其它线程准备在cpu上运行或等待执行。系统因此大部分时间空闲或等待新任务。

3.7 r（runq-sz）

运行进程队列的长度。对于可运行状态的进程个数的大小，这些进程在内存中准备就绪

4. 概念介绍

4.1 用户模式+内核模式

一般说来，一个进程在CPU上运行可以有两种运行模式，既可在用户模式下运行，又可在内核模式下运行（即进程分别工作在用户态和内核态，在内核态工作仍旧是这个进程，除非进行了进程的切换）。通常操作系统把虚拟地址空间划分为用户空间和内核空间，例如x86平台的Linux系统虚拟地址空间是0x00000000~0xffffffff，前3GB（0x00000000~0xbfffffff）是用户空间，后1GB（0xc0000000~0xffffffff）是内核空间。用户程序加载到用户空间，在用户模式下执行，不能访问内核中的数据，也不能跳转到内核代码中执行。这样可以保护内核，如果一个进程访问了非法地址，顶多这一个进程崩溃，而不会影响到内核和整个系统的稳定性。Cpu在产生中断或异常时不仅会跳转到中断或异常服务城西，还会自动切换模式，从用户模式切换到特权模式，因此从中断或异常服务器程序可以跳转到内核代码中执行。事实上，整个内核就是由各种中断和异常处理程序组成的。即，正常情况下处理器在用户模式执行用户程序，在中断或异常情况下处理器切换到特权模式执行内核程序，处理完中断或异常之后再返回用户模式继续执行用户程序，例如，用户进程A调用了内核系统调用来获取当前的时钟滴答数，在执行用户进程A中的系统调用指令时会保存当前用户进程的IP，CS等当前寄存器状态，然后再跳转到内核空间（即内核代码区域）去执行像应的系统调用函数，获取当前的时钟滴答数。执行完后再通过IRET指令返回到进程A中（就是将进入时保存的信息再复位到相应的寄存器中），再接着从CS：EIP地址开始执行A进程的指令

进程在创建的时候除了创建进程的控制块之外，在内核里还创建了进程的内核栈，进程通过系统调用（例如fopen()或者open()）进入内核后，此时处理器处于特权级最高的（0级）内核代码中执行，当进程处于内核态时，执行的内核代码会使用当前进程的内核栈，是指向在进程的上下文上的，

内核模式的权限高于用户模式的权限。

用户级。系统用户可以与操作系统进行交互操作，如运行应用和系统命令，用户级通过系统调用接口访问内核级；内核级。操作系统自动运行一些功能，它们主要对硬件进行操作

4.2 进程调度

任何进程要想占有CPU，从而真正处于执行状态，就必须经由进程调度。进程调度机制主要涉及到调度方式、调度时机和调度策略。

1．调度方式

Linux内核的调度方式基本上采用“抢占式优先级”方式，即当进程在用户模式下运行时，不管是否自愿，在一定条件下(如时间片用完或等待I/O)，核心就可以暂时剥夺其运行而调度其它进程进入运行。但是，一旦进程切换到内核模式下运行，就不受以上限制而一直运行下去，直至又回到用户模式之前才会发生进程调度。

Linux系统中的调度策略基本上继承了Unix的以优先级为基础的调度。就是说，核心为系统中每个进程计算出一个优先权，该优先权反映了一个进程获得CPU使用权的资格，即高优先权的进程优先得到运行。核心从进程就绪队列中挑选一个优先权最高的进程，为其分配一个CPU时间片，令其投入运行。在运行过程中，当前进程的优先权随时间递减，这样就实现了“负反馈”作用：经过一段时间之后，原来级别较低的进程就相对“提升”了级别，从而有机会得到运行。当所有进程的优先权都变为0时，就重新计算一次所有进程的优先权。

2．调度策略

Linux系统针对不同类别的进程提供了三种不同的调度策略，即SCHED_FIFO、SCHED_RR及SCHED_OTHER。

SCHED_FIFO适合于实时进程，它们对时间性要求比较强，而每次运行所需的时间比较短，一旦这种进程被调度开始运行后，就要一直运行到自愿让出CPU，或者被优先权更高的进程抢占其执行权为止。

SCHED_RR对应“时间片轮转法”，适合于每次运行需要较长时间的实时进程。一个运行进程分配一个时间片(如200毫秒)，当时间片用完后，CPU被另外进程抢占，而该进程被送回相同优先级队列的末尾。SCHED_OTHER是传统的Unix调度策略，适合于交互式的分时进程。这类进程的优先权取决于两个因素，一个因素是进程剩余时间配额，如果进程用完了配给的时间，则相应优先权为0；另一个是进程的优先数nice，这是从Unix系统沿袭下来的方法，优先数越小，其优先级越高。

nice的取值范围是19－20。用户可以利用nice命令设定进程的nice值。但一般用户只能设定正值，从而主动降低其优先级；只有特权用户才能把nice的值置为负数。进程的优先权就是以上二者之和。核心动态调整用户态进程的优先级。这样，一个进程从创建到完成任务后终止，需要经历多次反馈循环。当进程再次被调度运行时，它就从上次断点处开始继续执行。对于实时进程，其优先权的值是(1000＋设定的正值)，因此，至少是1000。所以，实时进程的优先权高于其它类型进程的优先权。另外，时间配额及nice值与实时进程的优先权无关。如果系统中有实时进程处于就绪状态，则非实时进程就不能被调度运行，直至所有实时进程都完成了，非实时进程才有机会占用CPU。

后台命令（在命令末尾有&符号，如gcc f1.c& )对应后台进程（又称后台作业），后台进程的优先级低于任何交互（前台）进程的优先级。所以，只有当系统中当前不存在可运行的交互进程时，才调度后台进程运行。后台进程往往按批处理方式调度运行。

3．调度时机

核心进行进程调度的时机有以下几种情况：

(1)当前进程调用系统调用nanosleep( )或pause( )使自己进入睡眠状态，主动让出一段时间的CPU使用权；

(2)进程终止，永久地放弃对CPU的使用；

(3)在时钟中断处理程序执行过程中，发现当前进程连续运行的时间过长；

(4)当唤醒一个睡眠进程时，发现被唤醒的进程比当前进程更有资格运行；

(5)一个进程通过执行系统调用来改变调度策略或降低自身的优先权(如nice命令)，从而引起立即调度。

4．调度算法

进程调度的算法应该比较简单，以便减少频繁调度时的系统开销。Linux执行进程调度时，首先查找所有在就绪队列中的进程，从中选出优先级最高且在内存的一个进程。如果队列中有实时进程，那么实时进程将优先运行。如果最需要运行的进程不是当前进程，那么当前进程就被挂起，并且保存它的现场所涉及的一切机器状态，包括程序计数器和CPU寄存器等，然后为选中的进程恢复运行现场。

4.3 用户级线程与内核级线程

在许多类Unix系统中，如Linux、FreeBSD、Solaris等，进程一直都是操作系统内核调用的最小单位，程序开发也都采用多进程模型。后来引入了线程概念，有以下两种概念的线程：

用户级线程(User-Level Thread，ULT)。由应用进程利用线程库创建和管理，不在内核中实现线程，只在用户态中模拟出多线程，不依赖于操作系统核心，操作系统内核完全不知道多线程的存在。

内核线线程(Kernel-Level Thread，KLT)，又称为内核支持的线程或轻量级进程。是在核心空间实现的，内核为每个线程在核心空间中设置了一个线程控制块，用来登记该线程的线程标识符、寄存器值、状态、优先级等信息，所有对线程的操作，如创建、撤销和切换都是通过系统功能调用由内核中的相应处理程序完成，内核维护进程及线程的上下文切换以及线程切换，类unix系统中一般通过修改进程的实现方式来实现，可以使用不完全的进程创建方式创建共享数据空间的进程，在 Linux下这种系统调用为clone()，而在FreeBSD下它为rfork()。