《Linux内核设计与实现》——进程调度

一、多任务

 1、进程调度负责决定将那个进程投入运行，何时运行以及运行多长时间。

 2、最大限度地利用处理器的原则是，只要有可以执行的进程，那么就总会有进程正在执行。但是只要系统中可运行的进程的数目比处理器的个数多，就注定某一给定时刻会有一

       些进程进程不能执行。

 3、多任务操作系统就是能同时并发的交互执行多个进程的操作系统。

 4、多任务系统可以划分为两类：非抢占式多任务和抢占式多任务。

 

 5、在抢占式多任务模式下，由调度来决定什么时候停止一个进程的运行，以便其他进程能够得到执行的机会，这个强制的挂起动作就叫做抢占。

 6、进程被抢占之前能够运行能够运行的时间是预先设置好的，而且有一个专门的名字，叫进程的时间片。时间片实际上就是分配给每个可运行进程的处理器时间段。

 7、在抢占多任务模式下，除非自己主动停止运行，否则它会一直执行。进程主动挂起自己的操作称为让步。

二、Linux的进程调度

 1、O(1)调度程序。

 2、完全公平调度算法（CFS）

三、策略

 1、策略决定调度程序在何时让什么程序运行。调度器的策略往往就决定系统的整体印象，并且，还要负责优化使用处理器时间。

 2、I/O消耗型和处理器消耗型的进程

   1）、进程可以被分为I/O消耗型和处理器消耗型。

   2）、I/O消耗型指进程的大部分时间用来提交I/O请求或是等待I/O请求。

   3）、处理器消耗型进程把时间大多用在执行代码上。除非被抢占，否则它会不停地运行。从系统响应速度考虑，调度器不应该经常让它们运行。对于处理器消耗型的进程，

             调度策略往往是尽量降低它们的调度频率，而延长其运行时间。

   4）、I/O消耗型和处理器消耗型划分并不是绝对的。有的进程既是I/O消耗型，也是处理器消耗型。还有些进程可以是I/O消耗型，但属于处理器消耗型活动范围。

   5）、调度策略通要在两个矛盾的目标中间寻找平衡：进程响应迅速（响应时间短）和最大系统利用率（高吞吐量）。

   6）、Llinux为了保证交互式应用和桌面系统的性能，所以对进程的影响做了优化，更趋向于优先调度I/O消耗型进程。

 3、进程优先级

   1）、对进程分级的通常做法是（其并未被Linux系统完全采用）优先级高的进程先运行，低的后运行，相同优先级的进程按轮转方式进行调度。

   2）、Linux采用两种不同的优先级范围：

        I、第一种是nice值，它的范围是从-20到+19，默认值为0；越大的nice意味着更低的优先级。相比搞nice值得进程，低nice值得进程可以获得更多的处理器时间。

        II、第二种是实时优先级，其值是可配置的，默认情况下它的变化范围是0-99。与nice相反，越高的实时优先级数代表进程优先级越高。

        III、任何实时优先级进程的优先级都高于普通的进程，也就是说实时优先级和nice优先级处于互不相交的两个范畴。

 4、时间片

   1）、时间片是一个数值，它表明进程在被抢占前所能持续运行的时间。

   2）、Linux的CFS调度器并没有直接分配时间片到进程，它是将处理器的使用比划分给了进程。Linux中的1抢占时机取决于新的可运行程序消耗了多少处理器使用比。如果消

             耗的使用比比当前进程小，则新进程立刻投入运行，抢占当前进程。否则，将推迟其运行。

 5、调度策略的活动

   1）、Linux操作系统对多进程的处理方法：不再给定的时间片和优先级，而是分配一个给定的处理器使用比。

四、Linux调度算法

 1、Linux调度器是以模块方式提供的，这样做的目的是允许不同类型的进程可以有针对性地选择调度算法。这种模块1化的结构被称为调度器类，它允许多种不同的可动态添加

       的调度算法并存，调度属于自己范畴的进程。

 2、完全公平调度（CFS）是一个针对普通进程的调度类，在Linux中称为SCHED_NORMAL。

 3、Unix系统中的进程调度

   1）、传统Unix系统的调度过程问题

 

 4、公平调度

   1）、CFS多进程实现：允许每个进程运行一段时间、循环轮转、选择运行最少额进程作为下一个运行的进程，而不再采用分配给每个进程时间片的做法，CFS在所有可运行

              进 程总数基础上计算出一个进程应该运行多久，而不是依靠nice值来计算时间片。

   2）、nice值在CFS中被作为进程获得的处理器运行比权重：越高的nice值进程获得更低的处理器使用权重，这是相对默认nice值进程的进程而言的；相反，更低的nice值得进

             程获得更高的处理器使用权重。

   3）、每个进程都按其权重在全部可运行进程中所占比例的“时间片”来运行，为了计算准确的时间片，CFS为完美多任务中的无限小调度周期的近似值设立了一个目标。而这个

             目标称作“目标延迟”，越小的调度周期将带来越好的交互性，同时也更接近完美的多任务。但是必须承受更高的切换代价和更差的系统总吞吐能力。

   4）、CFS引入每个进程获得的时间片底线，这个底线称为最小粒度。默认情况下这个值是1ms。

   5）、任何进程所获得的处理器时间是由它自己和其他所有可运行进程nice值得相对值决定的。nice值ui时间片的作用不再是算数加权，而是集合加权。任何nice值对应的绝对

             时间不再是一个绝对值，而是处理器的使用比。

五、Linux调度的实现

 1、时间记账

   1）、调度器实体结构

       I、CFS使用调度器实体结构来追踪进程运行记账：

       struct  sched_entity {

       struct  loa_weight  load;

       struct  rb_node  run_node;

       struct  list_head  group_node;

       unsigned  int  on_rq;

       u64  exec_start;

       u64  sum_exec_runtime;

       u64  vruntime;

       u64  prev_sum_exec_yuntime;

       u64  last_wakeup;

       u64  avg_overlap;

       u64  nr_migrations;

       u64  start_runtime;

       u64  avg_wakeup;

       };

       II、调度器实体结构作为一个名为se的成员变量，嵌入在进程描述符struct  task_struct内。

 2、虚拟实时

   1）、vruntime变量存放进程的虚拟运行时间，该运行时间的计算是经过了所有可运行总数的标准化。虚拟时间是以ns为单位的，所以vruntime和定时器节拍不再相关。

   2）、CFS使用vruntime变量来记录一个程序到底运行了多长时间以及它还应该再运行多久。

   3）、定义在kernel/sched_fair.c文件中的update_curr()函数实现了该记账功能。

        I、update_curr()计算了当前进程的执行时间，并且将其存放在变量delta_exec中然后他又将运行时间传递给了_ _update_curr()。由后者在根据当前可运行进程总数对时间

             进行加权计算。最终将上述的权重值与当前运行进程的vruntime相加。

        II、update_curr()是由系统定时器周期性调用的，无论是在进程处于可运行状态，还是被堵塞处于不可运行状态。根据这种方式，vrumtime可以准确地测量给定进程的运行

              时间，而且可知道谁应该是下一个被运行的进程。

 3、进程选择

    I、当CFS需要选择下一个运行进程时，它会挑一个具有最小vrumtime的进程。这其实就是CFS算法的核心：选择具有最小vruntime的任务。

    II、CFS利用红黑树来组织可运行进程队列，并利用其迅速找到最小vruntime值得进程。

    III、在Linux中，红黑树被称为rbtree，它是一个自平衡二叉搜索树。

   1）、挑选下一个任务

       I、CFS的进程选择算法可简单总结为“运行rbtree树中最左边叶子点所代表的那个进程”。实现这一过程的函数是_ _pick_next_entity()。（P45）

   2）、向树中加入进程

       I、enqueue_entity()函数实现，该函数更新运行时间和其他一些统计数据。

       II、然后调用_ _enqueue_entity()进行繁重的插入操作，把数据真正插入到红黑树中。

       III、平和二叉树的基本规则是，如果键值小于当前节点的键值，则需转向蜀的左分支；相反如果大于当前节点的键值，则转向右分支。

   3）、从树中删除进程

       I、删除工作发生在进程堵塞获知终止时：dequeue_entity()函数。

       II、从树中删除进程：_ _dequeue_entity()。

 4、调度器入口

   1）、进程调度的主要入口点是函数schedule()，它正是内核其他部分用于调用进程调度器入口：选择哪个进程可以运行，合适将其投入运行。

   2）、schedule()通常都需要和一个具体的调度类相关联，它会找到一个最高优先级的调度类——后者需要有自己的可运行队列，然后问后者谁才是下一个该运行的进程。

 5、睡眠和唤醒

   1）、休眠（被堵塞）的进程处于一个特殊的不可执行状态。

        I、休眠有两种相关的进程状态：TASK_INTERRUPTIBLE和TASK_UNINTERRUPTIBLE。

        II、处于TASK_UNINTERRUPTIBLE的进程会忽略信号，而处于TASK_INTERRUPTIBLE状态的进程如果接收到一个信号。会被提前唤醒并响应该信号。

        III、两种状态的进程位于同一个等待队列，等待某些事件，不能够运行。

   2）、等待队列

        I、休眠通过等待队列进行处理。等待队列是由等待某些事件发生的进程组成的简单链表。

        II、内核用wake_queue_head_t来代表等待队列。

        III、等待队列可以通过DECLRE_WAITQUEUE()静态创建，也可以通过init_waitqueue_head()动态创建。

   3）、唤醒

        I、唤醒操作通过函数wake_up()进行，它会唤醒指定的等待队列上的所有进程。

        II、关于休眠有一点需要注意，存在虚假的唤醒。

六、抢占和上下文切换

 1、上下文切换，也就是从一个可执行进程切换到另一个可执行进程，由定义在kernel/sched.g中的context_switch()函数负责处理。

 2、内核提供了一个need_resched标志来表明是否需要重新执行一次调度（表4-1）。

   1）、该标志对于内核来讲是一个信息，它表示有其他进程应当被运行们要尽快调用调度程序。

   2）、再返回用户空间以及中断返回的时候，内核也会检查need_resched标志。如果已经设置，内核会在继续执行之前调用调度程序。

 3、用户抢占

   1）、内核即将返回用户空间的时候，如果need_resched标志被设置，会导致schedule()被调用，此时就会发生用户抢占。

   2）、用户抢占在以下情况时产生：

       I、从系统调返回用户空间时。

       II、从中断处理程序返回用户空间时。

 4、内核抢占

   1）、内核抢占会发生在：

       I、中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前。

       II、内核代码再一次具有可抢占性的时候。

       III、如果内核中的人物显式地调用schedule()。

       IV、如果内核中的人物堵塞。

七、实时调度策略

 1、Linux提供了两种实时调度策略：SCHED_FIFO和SCHE_RR。而普通的、非实时的调度策略是SCHED_NORMAL。

   1）、SCHED_FIFO实现了一种简单的、先入先出的调度算法：它不使用时间片。处于可运行状态的SCHED_FIFO级的进程回避任何SCHED_NORMAL级的进程都先等到调

              度。

   2）、SCHE_RR与SCHED_FIFO大体相同，只是SCHE_RR级的进程在耗尽事先分配给它的时间后就不能在继续执行。SCHE_RR是带时间片的SCHED_FIFO——这是一种

              实时轮流调度算法。

 2、软实时的含义是，内核调度进程，尽量使进程在它的限定时间到来前运行，但内核不保证总能满足这些进程的要求。相反，硬实时系统保证在一定条件下，可以满足任何调

       度的要求。

八、与调度相关的系统调用（P55  表4-2）

 1、与调度策略和优先级相关的系统调用

 2、与处理器绑定有关的系统调用

 3、放弃处理器时间