目錄

1.介紹

2.理解

3.Linux早期的內核調度隊列

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1.介紹

這是32位的程序空間地址圖：

為了更好地理解這段圖，我們來寫一段代碼編譯運行：

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int g_val=100;int main()
{pid_t id = fork();int cnt=3;if(id == 0){while(1){printf("I am child, pid=%d, ppid=%d,g_val=%d &g_val=%p\n", getpid(), getppid(),g_val,&g_val);sleep(2);cnt--;if(cnt==0){g_val=500;printf("I am child,change pid=%d->%d\n", 100,500);}}}else {while(1){printf("I am father, pid=%d, ppid=%d,g_val=%d &g_val=%p\n", getpid(), getppid(),g_val,&g_val);sleep(2);}}return 0;
}

我們可以看見子進程修改 g_val 的地址后，父進程的地址和子進程的地址是一模一樣的，一個地址為什么會有兩個不同的值？

答案是這是個虛擬地址，不是物理內存地址，我們在用C/C++語言所看到的地址，全部都是虛擬地址！物理地址，用戶一概看不到，由OS統一管理，下面我們從操作系統來理解地址空間。

地址空間的本質是內核中的結構體對象。

未寫時拷貝（初始共享）

父進程 fork 創建子進程，虛擬地址空間、頁表 “邏輯復制” ：父子進程虛擬地址（如 g_val 地址 0x56ab5ceac010 ）一致，頁表均映射到物理內存同一塊數據頁（g_val = 100 ）。此時代碼、數據物理頁共享，不實際拷貝內存，快速創建進程，節省空間。

寫時拷貝（觸發拷貝）

當子 / 父進程嘗試修改共享數據（如子進程改 g_val值?），操作系統檢測到寫操作：
為寫操作進程（如子進程）新分配物理頁；
把原共享物理頁數據（100 ）拷貝到新頁；
更新寫操作進程頁表，使其指向新物理頁（此時子進程 g_val 改 500 ）。父進程頁表不變，仍訪問原物理頁（g_val 保持 100 ），實現 “寫時才真正拷貝內存”，避免冗余開銷。
核心邏輯：讀共享，寫拷貝，平衡進程創建效率與數據獨立性 。

2.理解

1.地址空間的本質是 struct 里面的一個結構體，內部很多屬性都是表示 start 和 end 的范圍。?

2.虛擬地址將無序變為有序，讓進程從統一的角度看待物理內存以及自己運行的各個區域。

3.進程管理模塊和內存管理模塊相互解耦。

在計算機系統（尤其是操作系統、分布式框架）中，進程管理模塊（負責進程的生命周期管理、調度、狀態維護、權限控制等）與內存管理模塊（負責內存分配、回收、地址映射、虛擬內存管理等）是核心功能模塊。

二者的 “相互解耦” 是指通過設計隔離模塊間的直接依賴，使它們能獨立完成各自功能，僅通過標準化接口協作，從而提升系統的可維護性、擴展性和容錯性。

虛擬地址頁表是實現兩者解耦的核心機制之一。

4.攔截非法請求。

虛擬地址頁表通過地址合法性驗證、權限檢查和進程地址空間隔離，構建了一層硬件級別的保護機制。它能有效攔截非法的內存訪問請求（如越界、權限違規、訪問未分配內存等），防止物理內存被錯誤或惡意操作破壞，是操作系統保障內存安全的核心手段之一。

之前我們介紹 Linux 進程的時候講過一段代碼

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>int main() {pid_t pid = fork();if (pid < 0) {perror("fork failed");return 1;} else if (pid == 0) {while(1){printf("Child process: ID=%d PID = %d, PPID = %d\n", pid , getpid(), getppid());sleep(2);}} else {while(1){printf("Parent process: ID=%d PID = %d, Child PID = %d\n",pid , getpid(), pid);sleep(2);}}return 0;
}

fork() 對子進程進行了寫時拷貝，所以才返回了兩個不同的值。

3.Linux早期的內核調度隊列

一個 CPU 擁有一個 runqueue

• 如果有多個 CPU 就要考慮進程個數的負載均衡問題

運行隊列優先級

queue[140]

之前我們介紹進程優先級的時候，我們介紹過進程默認優先級是 80，nice的范圍為 [20,-19]。

進程隊列的優先級為：

• 普通優先級：100～139
• 實時優先級：0～99

我們的進程值+40就能建立和進程隊列的映射

位圖：

long bitmap[ 5 ]

我們的隊列優先級有140個，要是一個個逐一檢測，會增加時間。

bitmap就是為了節約時間的 long bitmap[5]?有 32*5=160 足夠包含這么多的優先級,我們只要看位圖的數字就能找到哪個優先級還存在進程。

這就是大 O (1) 調度算法，大 O (1) 調度算法指的是無論輸入規模（比如進程數量、任務數量等）如何變化，算法執行所需的時間保持恒定，不隨輸入規模的增大而增加。

活動隊列（Active Queue）（只出不進）

• 作用：用于存放時間片尚未耗盡的進程，這些進程會依據優先級進行組織，系統優先調度優先級高的進程，以此保障系統能夠高效響應任務需求。
• 調度邏輯：利用 bitmap 快速查找出優先級最高的非空隊列，然后選取該隊列的隊首進程執行。不管系統中進程的總數是多少，查找和調度進程所花費的時間始終固定，其時間復雜度為?O(1)?，確保了調度過程高效、穩定。

過期隊列（Expired Queue）(只進不出)

• 作用：用來存放時間片已經耗盡的進程，它的結構和活動隊列完全一樣，可看作是進程時間片管理的 “過渡區域”。
• 特點：當活動隊列中的進程把自身時間片用完后，就會被轉移到過期隊列中。而當活動隊列為空（意味著所有進程的時間片都已耗盡 ）時，系統會交換 active 和? expired?指針，此時過期隊列就轉變為新的活動隊列，同時重新計算該隊列中進程的時間片，讓這些進程能夠再次參與到系統調度中，以此實現 “批次輪換” 的調度機制，保障進程獲取調度的公平性。

active 指針和 expired 指針

• active 指針：始終指向當前可供調度使用的?活動隊列，系統會從該隊列里選取進程來執行任務。
• expired 指針：始終指向?過期隊列，用于暫時存放那些時間片已經耗盡的進程。
• 核心機制：在系統運行過程中，活動隊列里的進程會因為時間片不斷消耗而逐漸減少，與之相對，過期隊列里的進程數量會相應增多。當活動隊列為空時，交換這兩個指針，過期隊列就 “變身” 為新的活動隊列，原本過期隊列中的進程會重新獲得時間片，繼續參與系統調度。這種方式無需實際去搬運進程，就能瞬間重置調度資源池，保障調度持續高效地進行。