《Linux内核设计与实现》笔记——进程调度

进程调度的基本概念

• 抢占式多任务：
  
  • 由调度程序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机会。这个强制的挂起动作称为抢占。进程在被抢占之前能够运行的时间是预先设置好的，叫做时间片(就是分配给每个可运行进程的处理器时间段)
• 非抢占式多任务：
  
  • 除非进程自己主动停止运行，否则会一直执行。进程主动挂起自己的操作称为让步(yeild)

I/O消耗型：进程大部分时间用来提交I/O请求或是等待I/O请求。
处理器消耗型：把时间大多用在执行代码上，除非被抢占，通常会一直执行。

调度策略需要在两个矛盾的目标中寻找平衡 : 进程响应时间迅速和最大系统利用率/响应时间短，吞吐量高。

Linux采用两种不同的优先级范围

第一种：使用nice值，-20~+19，默认为0，值越大优先级越低。Linux系统中nice代表时间片的比例。第二种：实时优先级，其值可配置，默认是0~99。和nice值相反，这个值越高，优先级越高。任何实时进程的优先级都高于普通的进程。实时优先级和nice优先级处于互不相交的两个范畴。

O(1) 调度

从就绪队列选择下一个执行进程的时间为常数，在几十颗CPU时表现良好，但在几百颗CPU时，表现不佳

数据结构

struct prio_array_t{    int nr_active;//本进程组中的进程数    struct list_head queue[MAX_PRIO];//优先级为索引的hash表，140级    bitmap[BITMAP_SIZE];/*加速hash表访问的位图*/}

• prio_array_t中nr_actice表示本组进程组中的进程数
• queue则相当于优先级队列，queue的索引就是优先级，同优先级的进程位于queue[i]所指向的链表中
• Bitmap用于加速queue的访问，可用于迅速查找第一个不为空的链表置。
  其他相关变量
  timestamp_last_tick,pre_cpu_load,记录CPU当前状态，可用于负载平衡。

prio_array_t* active, *expired, arrays[2];
arrays二元数组是两类就绪队列的容器。
每个CPU维护自己的就绪队列

主要思路

active,expired分别指向一个队列
一般情况下active中的进程一旦用完自己的时间片，就被转移到expired中，并设置好新的初始时间片。
当active为空时，表示当前所有进程时间片都消耗完了，此时active和expired进行一次对调，重新开始下一轮的时间片递减过程。
而如果进程是交互式进程，调度器会让其保持在active队列上，以提高响应速度，但这个措施不能使其他就绪队列等待时间过长，当expired队列中进程已经等待足够长（时间限制）的时间，即使交互进程也要转移，排空active。

O(1)

选择最佳候选进程只需要在active中选择优先级最高的链表中的第一项，这个操作不超过140次，为O(1).

time_slice时间片的计算

值在变化，代表进程运行时间片剩余大小

• 基准值与静态优先级（2.4的nice值）相关。
  
  • MIN_TIMESLICE + ((MAX_TIMESLICE - MIN_TIMESLICE) * (MAX_PRIO-1 - (p)->static_prio) / (MAX_USER_PRIO-1))
• time_slice时间片的变化：
  
  • 创建时和父进程平分时间，运行过程中递减，归0后，按static_prio重新赋予基准值。
  • 进程的退出时(sched_exit()),根据first_time_slice判断自己是否重新分配过时间片，如果从未重新分配，将自己的剩余时间片还给父进程（不超过MAX_SLICE）,如果已经用完就没有必要返还了。

时间片的递减和重置在时钟中断sched_tick()中进行。

优先级的计算分散到各个时候：

由 effect_prio() 函数完成
非实时进程的优先级取决于静态优先级（static_prio）和进程的sleep_avg 值两个因素。
实时进程的优先级实际上是在 setscheduler() 中设置的，设置后就不再改变。

非实时进程的动态优先级为

• 【进程睡眠的bonus – 静态优先级】限制在MAX_RT_PRIO和MAX_PRIO sleep_avg 范围是 0~MAX_SLEEP_AVG
• 经过以下公式转MAX_BONUS/2~MAX_BONUS/2 之间
  (NS_TO_JIFFIES((p)->sleep_avg) *MAX_BONUS / MAX_SLEEP_AVG) - MAX_BONUS/2

优先级计算时机：不再集中在调度器选择候选进程的时候进行了，只要进程状态发生改变，核心就有可能计算并设置进程的动态优先级

完全公平调度 CFS： 普通进程的调度类

出发点基于一个简单的理念
进程的调度效果应该如同系统具备一个理想的完美多任务处理器。系统中有n个可运行进程，每个进程应该能获得1/n的处理器时间，就好像n个进程同时执行，每个进程拥有处理器1/n的处理能力。CFS为完美调度中的无限小调度周期的近似值设立了目标，称为“目标延迟”。
越小的调度周期交互性越好，也更接近完美多任务。但是进程切换代价高，系统吞吐量低。每个进程获取的时间片有个底线，称为最小粒度。
CFS做法是：允许每个进程运行一段时间，循环轮转，选择运行最少的进程作为下一个运行进程。CFS在所有可运行进程总数基础上计算一个进程应该运行多久，而不是依靠nice值来计算时间片。CFS中nice值作为进程获得的处理器运行比的权重：越高的nice，获得更低的CPU使用权重；越低的nice，获得更高的CPU使用权重。

• 时间记账

使用sched_entity结构体进行记账；vruntime存放进程的虚拟执行时间（ns,根据进程总数标准化过），记录程序到底运行了多长时间以及还需要运行多长时间。

• 进程选择

使用红黑树组织可运行进程队列，以vruntime为键，选择最小vrumtime的进程。
添加进程，删除进程，就是红黑树的插入，删除操作，不过这里缓存了最左叶子节点，提高选择最小vrumtime的进程的速度。

• 调度器入口

schedule()函数调用pick_next_task函数，以优先级为序，从高到低，依次检查每一个调度类，从最高优先级的调度类中，选择最高优先级的进程。

• 睡眠和唤醒

睡眠：进程标记为休眠状态，从可执行红黑树中移出，放入等待队列，调用schedule选择和执行一个其他进程。
唤醒：进程杯设置为可执行状态，从等待队列移到可执行红黑树中。

上下文切换

从一个可执行进程切换到另一个可执行进程。

<asm/mmu-contex.h> switch_mm()把虚拟内存从行一个进程切换到新进程
<asm/system.h> switch_to()从上一个处理器状态切换到新处理器状态，保存恢复栈寄存器信息

调用schedule的时机

• 某个进程应该被抢占，scheduer_tick设置need_resched;
• 一个优先级高的进程进入可执行状态,try_wake_up,设置need_resched；
• 从内核返回用户空间或从中断返回，内核检查need_resched.如果已经设置，内核会在继续执行之前调用调度程序。

抢占

（被抢占不一定是睡眠，不一定是在进程上下文）
用户抢占：从系统调用返回用户空间；从中断处理程序返回用户空间
内核抢占：内核中的任务显示调用schedule；内核中的任务睡眠；中断处理程序正在执行，返回到内核空间之前；内核代码具有可抢占性的时候（SMP中，没有锁，就是可以抢占的标志）

实时调度

SCHED_FIFO:不使用时间片，先入先出；有更高优先级的SCHED_FIFO,SCHED_RR进程到来时发生抢占
SCHED_RR：带有时间片的，实时轮流调度。时间片耗尽时，同以优先级的其他进程被轮流调度。

参考

《Linux内核设计与实现》
https://oakbytes.wordpress.com/linux-scheduler/