内存回收导致关键业务抖动案例分析-论云原生OS内存QoS保障

导语

云原生场景，相比于传统的IDC场景，业务更加复杂多样，而原生 Linux kernel 在面对云原生的各种复杂场景时，时常显得有些力不从心。本文基于一个腾讯云原生场景中的一个实际案例，展现针对类似问题的一些排查思路，并希望借此透视Linux kernel的相关底层逻辑以及可能的优化方向。

背景

腾讯云客户某关键业务容器所在节点，偶发CPU sys(内核态CPU占用)冲高的问题，导致业务抖动，复现无规律。节点使用内核为upstream 3.x版本。

现象

在业务负载正常的情况下，监控可见明显的CPU占用率毛刺，最高可达100%，同时节点load飙升，此时业务会随之出现抖动。

捕获数据

思路

故障现象为CPU sys冲高，即CPU在内核态持续运行导致，分析思路很简单，需要确认sys冲高时，具体的执行上下文信息，可以是堆栈，也可以是热点。

难点：
由于故障出现随机，持续时间比较短(秒级)，而且由于是内核态CPU冲高，当故障复现时，常规排查工具无法得到调度运行，登录终端也会hung住(由于无法正常调度)，所以常规监控(通常粒度为分钟级)和排查工具均无法及时抓到现场数据。

具体操作

秒级监控

通过部署秒级监控(基于atop)，在故障复现时能抓到故障发生时的系统级别的上下文信息，示例如下：

从图中我们可以看到如下现象：

1. sys很高，usr比较低
2. 触发了页面回收（PAG行），且非常频繁
3. 比如ps之类的进程普遍内核态CPU使用率较高，而用户态CPU使用率较低，且处于退出状态

至此，抓到了系统级别的上下文信息，可以看到故障当时，系统中正在运行的、CPU占用较高的进程和状态，也有一些系统级别的统计信息，但仍无从知晓故障当时，sys具体消耗在了什么地方，需要通过其他方法/工具继续抓现场。

故障现场

如前面所说，这里说的现场，可以是故障当时的瞬时堆栈信息，也可以是热点信息。
对于堆栈的采集，直接能想到的简单方式：

1. pstack
2. cat /proc//stack

当然这两种方式都依赖：

1. 故障当时CPU占用高的进程的pid
2. 故障时采集进程能及时执行，并得到及时调度、处理

显然这些对于当前的问题来说，都是难以操作的。

对于热点的采集，最直接的方式就是perf工具，简单、直接、易用。但也存在问题：

1. 开销较大，难以常态化部署；如果常态化部署，采集数据量巨大，解析困难
2. 故障时不能保证能及时触发执行

perf本质上是通过pmu硬件进行周期性采样，实现时采用NMI(x86)进行采样，所以，一旦触发采集，就不会受到调度、中断、软中断等因素的干扰。但由于执行perf命令的动作本身必须是在进程上下文中触发(通过命令行、程序等)，所以在故障发生时，由于内核态CPU使用率较高，并不能保证perf命令执行的进程能得到正常调度，从而及时采样。

因此针对此问题的热点采集，必须提前部署(常态化部署)。通过两种方式可解决(缓解)前面提到的开销大和数据解析困难的问题：

1. 降低perf采样频率，通常降低到99次/s，实测对真实业务影响可控
2. Perf数据切片。通过对perf采集的数据按时间段进行切片，结合云监控中的故障时间点(段)，可以准确定位到相应的数据片，然后做针对性的统计分析。

具体方法：
采集：

`.``/perf` `record -F99 -g -a`

分析：

#查看header里面的captured on时间，应该表示结束时间，time of last sample最后采集时间戳，单位是秒，可往前追溯现场时间
./perf report --header-only
#根据时间戳索引
./perf report --time start_tsc,end_tsc

按此思路，通过提前部署perf工具采集到了一个现场，热点分析如下：

可以看到，主要的热点在于 shrink_dentry_list 中的一把 spinlock。

分析

现场分析

根据 perf 的结果，我们找到内核中的热点函数 dentry_lru_del，简单看下代码：

// dentry_lru_del()函数：
static void dentry_lru_del(struct dentry *dentry) {
    if (!list_empty(&dentry->d_lru)) {
    	spin_lock(&dcache_lru_lock);
        __dentry_lru_del(dentry);
        spin_unlock(&dcache_lru_lock);
    }
}

函数中使用到的 spinlock 为 dentry_lru_lock，在3.x内核代码中，这是一把超大锁(全局锁)。单个文件系统的所有的 dentry 都放入同一个lru链表(位于superblock)中，对该链表的几乎所有操作(dentry_lru_(add|del|prune|move_tail))都需要拿这把锁，而且所有的文件系统共用了同一把全局锁(3.x内核代码)，参考 add 流程：

static void dentry_lru_add(struct dentry *dentry) {
    if (list_empty(&dentry->d_lru)) {
        // 拿全局锁
        spin_lock(&dcache_lru_lock);
       // 把dentry放入sb的lru链表中
       list_add(&dentry->d_lru, &dentry->d_sb->s_dentry_lru);
       dentry->d_sb->s_nr_dentry_unused++;
       dentry_stat.nr_unused++;
       spin_unlock(&dcache_lru_lock);
    }
}

由于 dentry_lru_lock 是全局大锁，可以想到的一些典型场景中都会持这把锁：

1. 文件系统 umount 流程
2. rmdir 流程
3. 内存回收 shrink_slab 流程
4. 进程退出清理/proc目录流程(proc_flush_task)-前面抓到的现场

其中，文件系统 umount 时，会清理掉对应 superblock 中的所有 dentry，则会遍历整个 dentry 的lru链表，如果 dentry 数量过多，将直接导致 sys 冲高，而且其他依赖于 dentry_lru_lock 的流程也会产生严重的锁竞争，由于是 spinlock，也会导致其他上下文 sys 冲高。
接下来，再回过头看之前的秒级监控日志，就会发现故障是系统的 slab 占用近60G，非常大：

而dentry cache(位于slab中)很可能是罪魁祸首，确认slab中的对象的具体分布的最简便的方法：Slabtop，在相同业务集群其他节点找到类似环境，可见确实dentry占用率绝大部分：

我们接下来可以使用 crash 工具在线解析对应文件系统的 superblock 的 dentry lru 链表，可见 unused entry 数量高达2亿+

另一方面，根据业务的上下文日志，可以确认其中一类故障时，业务有删除 pod 的操作，而删除pod过程中，会 umount overlayfs，然后会触发文件系统 umount 操作，然后就出现这样的现象，场景完全吻合！
进一步，在有 2亿+dentry 环境中，手工drop slab并通过time计时，接近40s，阻塞时间也能吻合。

`time` `echo` `2 > ``/proc/sys/vm/drop_caches`

至此，基本能解释：sys 冲高的直接原因为dentry数量太多。

亿级 Dentry 从何而来

接下来的疑问：为何会有这么多dentry？
直接的解答方法，找到这些dentry的绝对路径，然后根据路径反推业务即可。那么2亿+dentry如何解析？

两种办法：

方法1：在线解析

通过crash工具在线解析(手工操练)，
基本思路：

1. 找到sb中的dentry lru list位置
2. List所有的node地址，结果存档
3. 由于entry数量过多，可以进行切片，分批保存至单独文档，后续可以批量解析。
4. Vim列编辑存档文件，批量插入命令(file)，保存为批量执行命令的文件
5. crash -i批量执行命令文件，结果存档
6. 对批量执行结果进行文本处理，统计文件路径和数量

结果示例：

其中：

1. db为后面提及的类似xxxxx_dOeSnotExist_.db文件，占大部分。
2. session为systemd为每个session创建的临时文件

db文件分析如下：

文件名称有几个明显特征：

1. 有统一的计数，可能是某一个容器产生
2. 名称中包含字符串“dOeSnotExist“
3. 都拥有.db的后缀

对应的绝对路径示例如下(用于确认所在容器)

如此可以通过继续通过 overlayfs id 继续查找对应的容器(docker inspect)，确认业务。

方法2：动态跟踪

通过编写 systemtap 脚本，追踪 dentry 分配请求，可抓到对应进程(在可复现的前提下)，脚本示例如下:

probe kernel.function("d_alloc") {
    printf("[%d] %s(pid:%d ppid:%d) %s %s\n", gettimeofday_ms(), execname(), pid(), ppid(), ppfunc(), kernel_string_n($name->name, $name->len));
}

按进程维度统计：

Xxx_dOeSnotExist_.db文件分析

通过前面抓取到的路径可以判断该文件与nss库（证书/密钥相关）相关，https 服务时，需要使用到底层nss密码库，访问web服务的工具如 curl 都使用到了这个库，而nss库存在bug：
https://bugzilla.mozilla.org/show_bug.cgi?id=956082
https://bugzilla.redhat.com/show_bug.cgi?id=1779325

大量访问不存在的路径这个行为，是为了检测是否在网络文件系统上访问 nss db, 如果访问临时目录比访问数据库目录快很多，会开启cache。这个探测过程会尝试 33ms 内循环 stat 不存在的文件(最大1万次), 这个行为导致了大量的 negative dentry。
使用curl工具可模拟这个bug，在测试机中执行如下命令：

`strace` `-f -e trace=access curl ``'https://baidu.com'`

规避方法：设置环境变量 NSS_SDB_USE_CACHE=yes
解决方法：升级 pod 内的 nss 服务
至此，问题分析近乎完成。看起来就是一个由平平无奇的用户态组件的bug引发的血案，分析方法和手段也平平无奇，但后面的分析才是我们关注的重点。

另一种现象

回想前面讲到的 dentry_lru_lock 大锁竞争的场景，仔细分析其他几例出现 sys 冲高的秒级监控现场，发现这种场景中并无删除pod动作(也就是没有 umount 动作)，也就意味着没有遍历 dentry lru 的动作，按理不应该有反复持有 dentry_lru_lock 的情况，而且同时会出现sys冲高的现象。

可以看到，故障前后的 cache 回收了2G+，但实际的 free 内存并没有增加，反而减少了，说明此时，业务应该正在大量分配新内存，导致内存不足，从而导致内存一直处于回收状态(scan 数量增加很多)。

而在内存紧张进入直接回收后时，会(可能)shrink_slab，以至于需要持 dentry_lru_lock，这里的具体逻辑和算法不分析了：)。当回收内存压力持续时，可能会反复/并发进入直接回收流程，导致 dentry_lru_lock 锁竞争，同时，在出现问题的业务场景中，单pod进程拥有2400+线程，批量退出时调用 proc_flush_task 释放/proc目录下的进程目录项，从而也会批量/并发获取 dcache_lru_lock 锁，加剧锁竞争，从而导致sys冲高。

两种现象都能基本解释了。其中，第二种现象相比于第一种，更复杂，原因在于其中涉及到了内存紧张时的并发处理逻辑。

解决 & 思考

直接解决/规避

基于前面的分析，可以看出，最直接的解决方式为：
升级 pod nss 服务，或者设置设置环境变量规避
但如果再思考下：如果nss没有 bug，但其他组件也做了类似可能产生大量 dentry 的动作，比如执行类似这样的脚本：

#!/bin/bash
i=0
while (( i < 1000000 )) ; do
  if test -e ./$i; then
    echo $i > ./$i
  fi
  ((i++))
done

本质上也会不停的产生 dentry(slab)，面对这种场景该怎么办？可能的简便的解决/规避方法是：周期性 drop cache/slab，虽然可能引发偶尔的性能小波动，但基本能解决问题。

锁优化

前面分析指出，导致 sys 冲高的直接原因是 dcache_lru_lock 锁的竞争，那这把锁是否有优化空间呢？
答案是：有
看看3.x内核代码中的锁使用：

static void dentry_lru_add(struct dentry *dentry) {
    if (list_empty(&dentry->d_lru)) {
        //全局锁
        spin_lock(&dcache_lru_lock);
        list_add(&dentry->d_lru, &dentry->d_sb->s_dentry_lru);
        dentry->d_sb->s_nr_dentry_unused++;
        dentry_stat.nr_unused++;
        spin_unlock(&dcache_lru_lock);
    }
}

可以明显看出这是个全局变量，即所有文件系统公用的全局锁。而实际的 dentry_lru 是放在 superblock 中的，显然这把锁的范围跟lru是不一致的。
于是，新内核版本中，果真把这把锁放入了 superblock 中：

static void d_lru_del(struct dentry *dentry) {
    D_FLAG_VERIFY(dentry, DCACHE_LRU_LIST);
    dentry->d_flags &= ~DCACHE_LRU_LIST;
    this_cpu_dec(nr_dentry_unused);
    if (d_is_negative(dentry)) this_cpu_dec(nr_dentry_negative);
    //不再加单独的锁，使用list_lru_del原语中自带的per list的lock
    WARN_ON_ONCE(!list_lru_del(&dentry->d_sb->s_dentry_lru, &dentry->d_lru));
 }
bool list_lru_add(struct list_lru *lru, struct list_head *item) {
    int nid = page_to_nid(virt_to_page(item));
    struct list_lru_node *nlru = &lru->node[nid];
    struct mem_cgroup *memcg;
    struct list_lru_one *l;
    //使用per lru list的lock
    spin_lock(&nlru->lock);
    if (list_empty(item)) {
        // …
    }
    spin_unlock(&nlru->lock);
    return false;
}
`

新内核中，弃用了全局锁，而改用了 list_lru 原语中自带的 lock，而由于 list_lru 自身位于 superblock 中，所以，锁变成了per list(superblock)的锁，虽然还是有点大，但相比之前减小了许多。

所以，新内核中，对锁做了优化，但未必能完全解决问题。

继续思考1

为什么访问不存在的文件/目录(nss cache和上述脚本)也会产生 dentry cache 呢？一个不存在的文件/目录的 dentry cache 有何用处呢？为何需要保留？表面看，看似没有必要为一个不存在的文件/目录保留 dentry cache。其实，这样的 dentry cache(后文简称dcache)在内核中有标准的定义：Negative dentry

`A special form of dcache entry gets created ``if` `a process attempts to access a non-existent ``file``. Such an entry is known as a negative dentry.`

Negative dentry 具体有何用途？由于 dcache 的主要作用是：用于加快文件系统中的文件查找速度，设想如下场景：如果一个应用总是从一些预先配置好的路径列表中去查找指定文件(类似于 PATH 环境变量)，而且该文件仅存在与这些路径中的一个，这种情况下，如果存在 negative dcache，则能加速失败路径的查找，整体提升文件查找的性能。

继续思考2

是否能单独限制 negative dcache 的数量呢？
答案是：可以。

Rhel7.8版本内核中(3.10.0-1127.el7)，合入了一个 feature：negative-dentry-limit，专门用来限制 negative dcache 的数量，关于这个 feature 的说明请参考：
https://access.redhat.com/solutions/4982351

关于 feature 的具体实现，请参考：
https://lwn.net/Articles/813353/
具体原理就不解释了:)

残酷的现实是：rhel8和upstream kernel都没有合入这个feature，为啥呢？

请参考：
Redhat 的官方解释(其实并没有解释清楚)
https://access.redhat.com/solutions/5777081

再看看社区的激烈讨论：
https://lore.kernel.org/patchwork/cover/960253/

Linus 也亲自站出来反对。整体基调是：现有的 cache reclaim 机制已经够用(够复杂了),再结合 memcg 的 low 水线等保护措施(cgroup v2才有哦)，能处理好 cache reclaim 的活，如果限制的话，可能会涉及到同步回收等，引入新阻塞、问题和不必要的复杂，negative dache 相比于普通的 pagecache 没有特别之处，不应该被区别对待(被优待)，而且 negative dcache 本身回收很快，balabala。

结果是，还是不能进社区，尽管这个功能看起来是如此“实用”。

继续思考3

还有其他方式能限制 dcache 吗？
答案是：还有
文件系统层，提供了 unused_dentry_hard_limit 参数，可以控制 dcache 的整体数量，整体控制逻辑类似。具体代码原理也不赘述了，欢迎大家查阅代码。
遗憾的是，该参数依赖于各文件系统自身实现，3.x内核中只看到 overlayfs 有实现，其他文件系统没有。所以，通用性有所限制，具体效果未知(未实际验证)。
至此，看似真的已经分析清楚了？

Think More

能否再思考一下：为什么 dentry 数量这么多，而没有被及时回收呢？
当前案例表面上看似一个有应用(nss)bug引发的内核抖动问题，但如果仔细思考，你会发现这其实还是内核自身面对类似场景的能力不足，其本质问题还在于：

1. 回收不及时
2. cache 无限制

回收不及时

由于内核中会将访问过的所有文件(目录)对应的 dentry 都缓存起来存于slab中(除非有特性标记)，用于下次访问时提示效率，可以看到出问题的环境中，slab占用都高达60G，其中绝大部分都是 dentry 占用。
而内核中，仅(绝大部分场景)当内存紧张时(到达内存水线)才会触发主动回收cache(主要包括slab和pagecache)，而问题环境中，内存通常很充足，实际使用较少，绝大部分为缓存(slab和pagecache)。
当系统free内存低于low水线时，触发异步回收(kswapd)；当 free 内存低于 min 水线是触发同步回收。也就是说仅当free内存低到一定程度(水线)时才能开始回收 dentry，而由于水线通常较低，导致回收时机较晚，而当业务有突发内存申请时，可能导致短期内处于内存反复回收状态。
注：水线(全局)由内核默认根据内存大小计算的，upstream内核中默认的水线比较低。在部分容器场景确实不太合理，新版本内核中有部分优化(可以设置min和low之间的距离)，但也不完美。

Memcg async reclaim
在云原生(容器)场景中，针对cache的有效、及时回收，内核提供了标准异步回收方式：到达low水线后的 kswapd 回收，但 kswapd 是per-node粒度(全局)，即使在调大 min 和 low 水线之间的 distance 之后(高版本内核支持)，仍存在如下不足：

1. distance 参数难以通用，难以控制
2. 全局扫描开销较大，比较笨重
3. 单线程(per-node)回收，仍可能较慢，不及时

在实际应用中，也常见因为内存回收不及时导致水线被击穿，从而出现业务抖动的问题。针对类似场景的问题，社区在多年前有人提交了 memcg async relaim 的想法和补丁(相对原始)，基本原理为：为每个 pod (memcg)创建一个类似 kswapd 这样的内存异步回收线程，当pod级别的 async low 水线达到后，触发 per-cgroup 基本的异步内存回收。理论上也能比较好的解决/优化类似场景的问题。但最终经过长时间讨论后，社区最终没有接受，主要原因还是出于容器资源开销和 Isolation 的考虑：

1. 如果为每个 cgroup 创建一个内核线程，当容器数量较多时，内存线程数量增多，开销难以控制。
2. 后续优化版本去除了 per-cgroup 的内核回收线程，而借用于内核自带的 workqueue 来做，由于 workqueue 的池化能力，可以合并请求，减少线程线程创建数量，控制开销。但随之而来的是隔离性(Isolation)的问题，问题在于新提交的 workqueue 请求无法 account 到具体的 pod(cgroup)，破坏了容器的隔离性。

从Maintainer的角度看，拒绝的理由很充分。但从(云原生)用户的角度看，只能是再次的失落，毕竟实际的问题并未得到真正充分解决。
虽然 memcg async reclaim 功能最终未能被社区接受，但仍有少数厂商坚持在自己的版本分支中合入了相应功能，其中的典型代表如 Google，另外还包括我们的 TencentOS Server (原TLinux)，我们不仅合入/增强了原有的 memcg async reclaim 功能，还将其整体融入了我们的云原生资源 QoS 框架，整体为保证业务的内存服务质量提供底层支撑。

cache 无限制

Linux 倾向于尽可能将空闲内存利用起来，用做cache(主要是page cache和slab)，用于提升性能(主要是文件访问)。意味着系统中 cache 可以几乎不限制(只要有free内存)的增长。在现实场景中带来不少的问题，本案例中的问题就是其中一种典型。如果有 cache limit 能力，理论上能很大程度解决类似问题。

Cache limit
而关于page cache limit话题，多年前曾在 Kernel upstream 社区中持续争论了很长一段时间，但最终还是未能进入upstream，主要原因还在于违背了尽量利用内存的初衷。尽管在一些场景中确实存在一些问题，社区仍建议通过其他方式解决(业务或者其他内核手段)。
虽然社区未接受，但少部分厂商还是坚持在自己的版本分支中合入了 page cache limit 功能，其中典型代表如SUSE，另外还包括我们的 TencentOS Server(原TLinux)，我们不仅合入/增强了 page cache limit 功能，支持同步/异步回收，同时还增强了 slab limit 的限制，可以同时限制 page cache 和 slab 的用量。该功能在很多场景中起到了关键作用。

结论

1. 在如下多个条件同时发生时，可能出现 dentry list 相关的锁竞争，导致sys高：
   • 系统中存在大量dentry缓存(容器访问过的大量文件/目录，不停累积)
   • 业务突发内存申请，导致free内存突破水线，触发内存回收(反复)
   • 业务进程退出，退出时需要清理/proc 文件，期间依赖于 dentry list 的大锁，出现 spinlock race。
2. 用户态应用 nss bug 导致 dcache 过多，是事故的直接原因。
3. 深层次思考，可以发现，upstream kernel 为考虑通用性、架构优雅等因素，放弃了很多实用功能和设计，在云原生场景中，难以满足极致需求，要成为云原生OS的核心底座，还需要深度hack。
4. TencentOS Server 为云原生海量场景做了大量深度定制和优化，能自如应对复杂、极端云原生业务带来各种挑战(包括本案例中涉及的问题)。此外，TencentOS Server 还设计实现了云原生资源 QoS 保障特性(RUE)，为不同优先级的容器提供了各种关键资源的 QoS 保障能力。敬请期待相关分享。

结语

在云原生场景中，upstream kerne l难以满足极端场景的极致需求，要成为云原生OS的底座，还需要深度hack。而 TencentOS Server 正为之不懈努力！

【注：案例素材取自腾讯云虚拟化团队和云技术运营团队】

作者:腾讯云原生
出处：https://www.cnblogs.com/tencent-cloud-native/p/14749994.html