【Linux】进程优先级 | 进程调度(三)

前言：

一、进程优先级：

1.通过nice值修改优先级：

二、进程切换：

三、上下文数据

四、Linux真实调度算法：

五、bitmap位图：

六、命令总结：

总结：

前言：

我们已经知道了进程的一些属性，和进程的各种状态及孤儿进程，那么接下来我们就需要知道进程的调度方法和优先级，少年，开始吧！

一、进程优先级：

进程优先级也就是获取某种资源的先后顺序。为什么存在？本质就是目标资源较少。

在task_struct中的优先级属性是使用几个int类型的变量表示的。优先级数字越小，优先级越高，也就和我们的排名一样。

为了方便观察，我们依旧写一个死循环的程序：

当我们想查看一个进程的优先级信息，我们可以使用ps -l查看优先级信息：

如果你是新开的Xshell窗口，需要加上-a选项来查看全局的进程。

1.通过nice值修改优先级：

我们一般是通过修改nice值对优先级进行修改的：

插一嘴：UID是什么？

我们平时文件的拥有者，所属组都是一个字符串，系统做对比的时候所需时间就很多，所以OS会对每一个用户维护一个叫做UID的东西。也就是用户ID(USER identify)。我们可以使用ls -ln来查看。-n选项是把能显示成数字的就显示成数字，尤其是用户。

所以操作系统使用UID来区分进程是谁启动的，所有操作都是进程操作，进程会记录谁启动的我；而文件会记录下拥有者，所属组和对应权限。所以进程去启动相关文件时，就会进行UID的对比，从而实现权限控制。

进程的优先级是为了竞争CPU资源做准备的。接下来我们修改进程优先级，可以通过指令也可以通过代码修改。

注意这里把nice拉到最大100(原来1767进程PRI为80，NI为0)：

之后我们再次把nice值拉到最低-100，并再次观察结果：

可以看到并没有从上次的99加上nice值(-20)得到79，而是从最开始的80加上(-20)得到60最终优先级。

为什么nice在可控范围以内呢？因为我们使用的是分时OS，在进程调度的时候要尽量公平。

优先级的存在是为了更合理竞争相关资源。

二、进程切换：

当一个进程的时间片到了，进程就要被切换；Linux是基于时间片，进行调度轮转的。但是一个进程的时间片到了并不一定就跑完了，可在任何地方被重新调度切换。

三、上下文数据

当一个进程的时间片到了，OS要保留上下文数据；当其又被调度的时候，OS要恢复上下文数据。

进程在运行的时候，会有很多临时数据，这些数据都在寄存器中保存。CPU内部的寄存器数据，是进程执行时的瞬时状态信息。

我们需要来具体了解几个寄存器，如果各位不知道寄存器是什么，可以先临时了解，就是存放各种信息的东西可以是地址，也可以是数据，寄存器在CPU上。

其中指令指针寄存器(也称IP、PC程序计数器)，它里面记录下次要执行的命令的地址；IR(Instruction Register)即指令寄存器，存放的是当前执行代码的地址。

进程在运行的时候，会有很多临时数据，这些数据都在寄存器中保存。CPU内部的寄存器数据，是进程执行时的瞬时状态信息，只写信息我们可以当做进程的上下文数据。

学过硬件的都知道，每个进程不是都需要用到寄存器吗？IP寄存器即使这次存储了进程A的下次执行地址，但是A的时间片到了，进程B执行，IP内的内容应该是B下次执行的地址；B的时间片到了，CPU调度进程A，有是怎么找进程A的执行地址呢？

我们之前已经讲过PCB(task_struct)里面有一个属性专门保存进程的上下文数据，所以在进程A执行完以后，寄存器中的内容会存放在PCB的上下文数据中，对于B也是，所以下次再次调度A就可以根据PBC来恢复上下文，继续顺序执行代码。

我们找到第一版本的Linux内核代码，其中tast_struct中的一个结构体属性是tss(任务状态段)，之后看里面的属性：

可以看到PCB中包含tss_struct（可以理解为保存上下文数据的属性）

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

我们之前讲到过，进程是通过runqueue的task_struct*head找到第一个进程并让CPU调度，当时间片结束就放在队尾，也就是FIFO(先进先出)的方式。但是我们又讲到了优先级，所以实际上，进程调度并不是FIFO，而是尽量的公平调度。

四、Linux真实调度算法：

所以我们来讲解Linux的真实调度算法：

runqueue队列中，有两个指针维护调度的进程列表。*active活跃的进程列表，*expired过期的进程列表。

进程列表是一个指针数组，前100个是实时进程，我们无法对其改变优先级；后40个是分时进程，我们可以改变优先级。这也就解释了之前的nice值为什么只有40个。

进程真正的优先级范围为[60,99]，而优先级为60对应的数组下标为100。

比如此时有一个优先级为61的进程要放入queue中，会61 - 60(startpri) + 100 = 101

如果再来一个进程优先级为61进程，则会连接在第一个进程后面：

这也就是一个哈希桶，但是其实runqueue中包含两个哈希桶，维护两个，接下来我们来具体了解。

为什么要这样设计？比如此时active哈希桶中有一个进程：

调度一般分为三种情况：

1.运行退出
2.不退出但时间片到了
3.有新进程产生了

第一种情况进程退出程序就释放掉了，我们不做讨论。

我们首先讨论有新进程产生。此时有一个问题，如果一直有新的进程产生，并且创建的新进程优先级一直都是最高的，是不是会和之前讲的调度器要非常均衡的进行进程调度所矛盾？优先级很高，表示一定要一直优先吗？优先级很低，表示要一直等待吗？

这样的话优先级低的进程就永远不会被调度，这叫做进程饥饿问题。

所以新进程会放入expired(过期)哈希桶中，而且时间片到了的进程，也会被放入expired哈希桶中。

所以active哈希桶中，进程只会越来越少，不会增多。因为时间片会到，进程会退出。

当active为空时，OS会将active和expired指针指向的内容交换(swap(&active, &expired))，之后使用相同的调度算法，轮转执行。

注意：实时进程(0-99)不收调度影响

回到之前queue定义中的nr_active是代表对应当前哈希桶中有多少进程，它决定要不要交换，当nr_active为0就需要交换。

五、bitmap位图：

而其中的bitmap[5]，注意这是一个整形。5个整形也就有5*32=160个bit位，刚好覆盖140。因为实际上还是从上到下进行遍历看桶是否为空，这样还是很慢的。而bitmap就可以快速定位，一次查找32个bit位看是否为空。这是位图的概念。

类似这样：

for(int i = 0; i < 5; ++i) 
{if (bitmap[i] == 0) {continue;}else {//确定在32个比特位那个位置有进程}
}

这就是Linux的进程O(1)算法，所有的进程都要有链表连接，而且进程可以在调度队列中，阻塞队列中。

Linux中的链式结构为双链表结构。但是它并不是我们想象的那样将数据和指针都放在一个节点中；其实内核中只有链接字段，没有属性字段。

所以一个进程既可以在全局链表中，也可以在任何一个其他数据结构中，只要加上节点字段即可。

我们进程其实只知道task_struct中的link字段地址，那么它是如何找到结构体的起始地址呢？这其实就是结构体部分的内容。

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)));//这是作者自己实现的OFFSETOF宏，各位可以直接使用offsetof宏来求偏移量//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;
}