【Linux】進程優先級 | 進程調度(三)

前言：

一、進程優先級：

1.通過nice值修改優先級：?

二、進程切換：

三、上下文數據

四、Linux真實調度算法：

五、bitmap位圖：

六、命令總結：

總結：

前言：

我們已經知道了進程的一些屬性，和進程的各種狀態及孤兒進程，那么接下來我們就需要知道進程的調度方法和優先級，少年，開始吧！

一、進程優先級：

進程優先級也就是獲取某種資源的先后順序。為什么存在？本質就是目標資源較少。

在task_struct中的優先級屬性是使用幾個int類型的變量表示的。優先級數字越小，優先級越高，也就和我們的排名一樣。

為了方便觀察，我們依舊寫一個死循環的程序：

當我們想查看一個進程的優先級信息，我們可以使用ps -l查看優先級信息：

如果你是新開的Xshell窗口，需要加上-a選項來查看全局的進程。

1.通過nice值修改優先級：?

我們一般是通過修改nice值對優先級進行修改的：

插一嘴：UID是什么？

我們平時文件的擁有者，所屬組都是一個字符串，系統做對比的時候所需時間就很多，所以OS會對每一個用戶維護一個叫做UID的東西。也就是用戶ID(USER identify)。我們可以使用ls -ln來查看。-n選項是把能顯示成數字的就顯示成數字，尤其是用戶。

所以操作系統使用UID來區分進程是誰啟動的，所有操作都是進程操作，進程會記錄誰啟動的我；而文件會記錄下擁有者，所屬組和對應權限。所以進程去啟動相關文件時，就會進行UID的對比，從而實現權限控制。

進程的優先級是為了競爭CPU資源做準備的。?接下來我們修改進程優先級，可以通過指令也可以通過代碼修改。

注意這里把nice拉到最大100(原來1767進程PRI為80，NI為0)：

之后我們再次把nice值拉到最低-100，并再次觀察結果：

可以看到并沒有從上次的99加上nice值(-20)得到79，而是從最開始的80加上(-20)得到60最終優先級。?

為什么nice在可控范圍以內呢？因為我們使用的是分時OS，在進程調度的時候要盡量公平。

優先級的存在是為了更合理競爭相關資源。

二、進程切換：

當一個進程的時間片到了，進程就要被切換；Linux是基于時間片，進行調度輪轉的。但是一個進程的時間片到了并不一定就跑完了，可在任何地方被重新調度切換。

三、上下文數據

當一個進程的時間片到了，OS要保留上下文數據；當其又被調度的時候，OS要恢復上下文數據。

進程在運行的時候，會有很多臨時數據，這些數據都在寄存器中保存。CPU內部的寄存器數據，是進程執行時的瞬時狀態信息。

我們需要來具體了解幾個寄存器，如果各位不知道寄存器是什么，可以先臨時了解，就是存放各種信息的東西可以是地址，也可以是數據，寄存器在CPU上。

其中指令指針寄存器(也稱IP、PC程序計數器)，它里面記錄下次要執行的命令的地址；IR(Instruction Register)即指令寄存器，存放的是當前執行代碼的地址。?

進程在運行的時候，會有很多臨時數據，這些數據都在寄存器中保存。CPU內部的寄存器數據，是進程執行時的瞬時狀態信息，只寫信息我們可以當做進程的上下文數據。

學過硬件的都知道，每個進程不是都需要用到寄存器嗎？IP寄存器即使這次存儲了進程A的下次執行地址，但是A的時間片到了，進程B執行，IP內的內容應該是B下次執行的地址；B的時間片到了，CPU調度進程A，有是怎么找進程A的執行地址呢？

我們之前已經講過PCB(task_struct)里面有一個屬性專門保存進程的上下文數據，所以在進程A執行完以后，寄存器中的內容會存放在PCB的上下文數據中，對于B也是，所以下次再次調度A就可以根據PBC來恢復上下文，繼續順序執行代碼。

我們找到第一版本的Linux內核代碼，其中tast_struct中的一個結構體屬性是tss(任務狀態段)，之后看里面的屬性：

可以看到PCB中包含tss_struct（可以理解為保存上下文數據的屬性）?

這里面可以看到很多熟悉的寄存器。?所以上下文保存在PCB中，也就是內存中，而不是寄存器中。

我們之前講到過，進程是通過runqueue的task_struct*head找到第一個進程并讓CPU調度，當時間片結束就放在隊尾，也就是FIFO(先進先出)的方式。但是我們又講到了優先級，所以實際上，進程調度并不是FIFO，而是盡量的公平調度。

四、Linux真實調度算法：

所以我們來講解Linux的真實調度算法：

runqueue隊列中，有兩個指針維護調度的進程列表。*active活躍的進程列表，*expired過期的進程列表。

進程列表是一個指針數組，前100個是實時進程，我們無法對其改變優先級；后40個是分時進程，我們可以改變優先級。這也就解釋了之前的nice值為什么只有40個。

進程真正的優先級范圍為[60,99]，而優先級為60對應的數組下標為100。

比如此時有一個優先級為61的進程要放入queue中，會61 - 60(startpri) + 100 = 101

如果再來一個進程優先級為61進程，則會連接在第一個進程后面：

這也就是一個哈希桶，但是其實runqueue中包含兩個哈希桶，維護兩個，接下來我們來具體了解。

為什么要這樣設計？比如此時active哈希桶中有一個進程：?

調度一般分為三種情況：

1.運行退出
2.不退出但時間片到了
3.有新進程產生了

第一種情況進程退出程序就釋放掉了，我們不做討論。

我們首先討論有新進程產生。此時有一個問題，如果一直有新的進程產生，并且創建的新進程優先級一直都是最高的，是不是會和之前講的調度器要非常均衡的進行進程調度所矛盾？優先級很高，表示一定要一直優先嗎？優先級很低，表示要一直等待嗎？

這樣的話優先級低的進程就永遠不會被調度，這叫做進程饑餓問題。

所以新進程會放入expired(過期)哈希桶中，而且時間片到了的進程，也會被放入expired哈希桶中。

所以active哈希桶中，進程只會越來越少，不會增多。?因為時間片會到，進程會退出。

當active為空時，OS會將active和expired指針指向的內容交換(swap(&active, &expired))，之后使用相同的調度算法，輪轉執行。

注意：實時進程(0-99)不收調度影響

回到之前queue定義中的nr_active是代表對應當前哈希桶中有多少進程，?它決定要不要交換，當nr_active為0就需要交換。

五、bitmap位圖：

而其中的bitmap[5]，注意這是一個整形。5個整形也就有5*32=160個bit位，剛好覆蓋140。因為實際上還是從上到下進行遍歷看桶是否為空，這樣還是很慢的。而bitmap就可以快速定位，一次查找32個bit位看是否為空。這是位圖的概念。

類似這樣：

for(int i = 0; i < 5; ++i) 
{if (bitmap[i] == 0) {continue;}else {//確定在32個比特位那個位置有進程}
}

這就是Linux的進程O(1)算法，?所有的進程都要有鏈表連接，而且進程可以在調度隊列中，阻塞隊列中。

Linux中的鏈式結構為雙鏈表結構。但是它并不是我們想象的那樣將數據和指針都放在一個節點中；其實內核中只有鏈接字段，沒有屬性字段。

所以一個進程既可以在全局鏈表中，也可以在任何一個其他數據結構中，只要加上節點字段即可。?

我們進程其實只知道task_struct中的link字段地址，那么它是如何找到結構體的起始地址呢？這其實就是結構體部分的內容。

struct S
{char c1;int a;char c2;
};#define OFFSETOF(struct_name,member_name) (int)&(((struct_name*)0)->member_name)int main()
{struct S s = { 'a', 10, 'b' };//printf("%d\n", OFFSETOF(struct S, c1));//printf("%d\n", OFFSETOF(struct S, a));//printf("%d\n", OFFSETOF(struct S, c2));printf("%p\n", &s);printf("%p\n", (struct S*)( (char*) & s.a - OFFSETOF(struct S, a)));//這是作者自己實現的OFFSETOF宏，各位可以直接使用offsetof宏來求偏移量//使用offsetof要引用stddef.h同文件printf("%p\n", (struct S*)((char*)&s.a - offsetof(struct S, a)));return 0;
}