Linux-Linux内核-进程调度

Linux内核-进程调度

一、进程调度的原理

  最大限度的利用处理器时间，只要有可以执行的进程存在，那么就总会有进程正在执行。内核需要提供一种方法，在各个进程之间尽可能公平的去分配CPU时间，并且同时又要考虑不同的任务优先级。

（1）多任务分类

  非抢占式任务；
  抢占式任务；
  Linux系统是抢占式任务系统。CPU时间片(timeslice)还没用完，就将当前运行的进程挂起，运行其他进程，这就是抢占(preemption)。时间片是实际分配到每个可运行进程的使用处理器的时间，很多操作系统采用了动态时间片计算方法，时间片的长短是根据机器的负载情况来动态计算的，而不是一个常数。

（2）进程分类

  当涉及有关调度的问题的时候，会对参与调度的进程进行分类。如以下的分类：
【1】IO密集型和CPU密集型

  如果只存在这两种类型的进程，那么调度器只需要保证不让CPU受限型长时间运行就可以了。但是，实际上有很多进程不符合上面这两种类型，而是介于中间。比如word之类的办公软件，经常等待着键盘输入(等待IO操作的完成)，而且在任意时刻，又可能占用处理器疯狂处理着拼写检查和宏计算。
  那么，怎么让调度器在两个矛盾的目标中间寻找一个相对平衡：响应速度和最大系统利用率。不同的系统有着不同的解决策略，有着复杂的调度算法来解决，如linux的CFS算法就能基本解决这个问题(进程数量不会巨大的情况下)。
【2】交互式/批处理/实时

  前两个类型统称为普通进程。对于实时进程的调度策略比较简单，因为实时进程的要求是尽可能快的被响应，因此只要基于优先级，根据进程的重要程度赋予不同的优先级，在调度的时候，总是选择优先级高的程序来执行，低优先级的进程是不可能抢占高优先级的进程，因此，FIFO或者Round Robin的调度策略就可以满足实时进程的调度需求。
  但是，普通进程的调度策略就较为麻烦了，因为普通进程不会简单的只根据优先级来调度，而是要讲究对CPU的公平占平，否则很容易出现进程饥饿的情况，这种情况下会带给用户系统很卡，反应很慢的用户体验。具体的调度策略，在下面详述。
  另外，如果调度的程序中存在实时进程，则实时进程总是在普通进程之前被调度。

（3）优先级

根据进程的重要性和其对处理器的时间需求来对进程进行分级。Linux中采用了两种

  这里需要强调一点，nice值(静态优先级)不是PRI(priority，动态优先级)，但nice值会影响到进程PRI的变化，起到干预CPU时间分配的作用，但是实际的执行情况是由PRI决定的。PRI是进程的动态优先级指标，PRI越小，优先级越高，进程被执行的可能性越高。NI或者说nice，代表着进程可被执行的优先级修正值，PRI(new)=PRI(old)+nice。这样，当nice值为负值的时候，那么该程序将会优先级值将变小，即其优先级会变高，则其越快被执行。
  动态值PRI进程会被内核修改，而静态值NI则是一经设定就不会被内核修改了，直到被用户重新设定。使用ps -l的命令可以看到PRI和NI。

【1】修改将要执行进程的优先级命令——nice
语 法：nice [-n <优先等级>][–help][–version][执行指令]
补充说明：nice指令可以改变程序执行的优先权等级。
参 数：-n<优先等级>或-<优先等级>或–adjustment=<优先等级> 设置欲执行的指令的优先权等级。等级的范围从-20-19，其中-20最高，19最低，只有系统管理者可以设置负数的等级。

【2】调整已经存在进程的nice值——renice
功能说明：调整优先权。
语 法：renice [优先等级][-g <程序群组名称>…][-p <程序识别码>…][-u <用户名称>…]
补充说明：renice指令可重新调整程序执行的优先权等级。预设是以程序识别码指定程序调整其优先权，您亦可以指定程序群组或用户名称调整优先权等级，并修改所有隶属于该程序群组或用户的程序的优先权。等级范围从-20–19，只有系统管理者可以改变其他用户程序的优先权，也仅有系统管理者可以设置负数等级。
参 数：
-g <程序群组名称> 使用程序群组名称，修改所有隶属于该程序群组的程序的优先权。
-p <程序识别码> 改变该程序的优先权等级，此参数为预设值。
-u <用户名称> 指定用户名称，修改所有隶属于该用户的程序的优先权。

【3】使用top命令更改已存在进程的nice

• top
• #进入top后按“r”–>输入进程PID–>输入nice值

二、进程状态

（1）三状态模型

（2）进程的切换

（3）状态字段定义

/* Used in tsk->state: /
#define TASK_RUNNING 0x0000
#define TASK_INTERRUPTIBLE 0x0001
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 0x0002
/ Used in tsk->exit_state: /
#define EXIT_DEAD 0x0010
#define EXIT_ZOMBIE 0x0020
#define EXIT_TRACE (EXIT_ZOMBIE | EXIT_DEAD)
/ Used in tsk->state again: /
#define TASK_PARKED 0x0040
#define TASK_DEAD 0x0080
#define TASK_WAKEKILL 0x0100
#define TASK_WAKING 0x0200
#define TASK_NOLOAD 0x0400
#define TASK_NEW 0x0800
#define TASK_STATE_MAX 0x1000
/ Convenience macros for the sake of set_current_state: */
#define TASK_KILLABLE (TASK_WAKEKILL | TASK_UNINTERRUPTIBLE)
#define TASK_STOPPED (TASK_WAKEKILL | __TASK_STOPPED)
#define TASK_TRACED (TASK_WAKEKILL | __TASK_TRACED)
#define TASK_IDLE (TASK_UNINTERRUPTIBLE | TASK_NOLOAD)

（4）ps aux中的stat

  Linux中的ps命令是process status的缩写，是用来列出系统中当前运行进程的命令。Linux上进程存在五种状态：运行、中断、不可中断、僵死、停止；对应的PS工具标识进程有以下的状态码：

D 不可中断睡眠 (通常是在IO操作) 收到信号不唤醒和不可运行, 进程必须等待直到有中断发生
R 正在运行或可运行（在运行队列排队中）
S 可中断睡眠 (休眠中, 受阻, 在等待某个条件的形成或接受到信号)
T 已停止的 进程收到SIGSTOP, SIGSTP, SIGTIN, SIGTOU信号后停止运行
W 正在换页(2.6.内核之前有效)
X 死进程 (未开启)
Z 僵尸进程 进程已终止, 但进程描述符存在, 直到父进程调用wait4()系统调用后释放BSD风格的
< 高优先级(not nice to other users)
N 低优先级(nice to other users)
L 页面锁定在内存（实时和定制的IO）
s 一个信息头，包含子进程
l 多线程（使用 CLONE_THREAD，像NPTL的pthreads的那样）

• 在前台进程组

三、调度器scheduler

（1）概述

  Linux调度器是以模块的方式提供的，这允许不同类型的进程可以针对型的选择调度算法。调度器类提供不同的调度算法，像CFS就是一个针对普通进程的调度器类（定义在kernel/sched_fair.c中），在Linux中称之为SCHED_NORMAL(在POSIX中称为SCHED_OTHER)。
  每个调度器都有一个优先级，内核会选择优先级最高的调度器，然后由该调度器调度进程并执行。

调度器主要解决两个问题：
  调度策略，即决定为每个进程分配多少运行时间，何时切换下一个进程，切换哪个进程；上下文切换，即从进程A切换到进程B的时候，要保证进程B的执行环境和上次被挂起的时候完全一致，比如寄存器中的内容，虚拟地址空间的各个数据结构；

（2）调度器类的演变

  一开始的调度器是复杂度为O(n)的始调度算法(实际上每次会遍历所有任务，所以复杂度为O(n)), 这个算法的缺点是当内核中有很多任务时，调度器本身就会耗费不少时间，所以，从linux2.5开始引入赫赫有名的O(1)调度器。 现代进程调度器有两个通用的概念： 进程优先级和时间片 ，时间片是指进程运行多少时间，进程创建之后就被赋予一个时间片，优先级更高的进程运行的更频繁，而且往往拥有更多的时间片，这就是 O(1) 调度算法的实质。
  很明显，除了让优先级更高的进程可以尽可能抢占之外，O(1) 调度算法还根据优先级来给时间片加权。但是，前面提到，传统的调度算法使用的 绝对的时间长度，这也引起了部分问题，比如有两个不同优先级的进程，一个 nice 值为 0，另一个为 1，那么他们经过加权的时间片长度分别是 100ms 和 95ms，他们的时间片非常接近，但是如果将 nice 值改为 18 和 19，这时他们的时间片变为了 10ms 和 5 ms，这时前者是后者两倍的运行时间，因此，尽管 nice 值只相差 1 但最后的结果却是差别巨大。因此 CFS 完全摒弃时间片的绝对分配，而是分配处理器的使用比重。
  CFS调度器Completely Fair Scheduler. 这个也是在2.6内核中引入的，具体为2.6.23，即从此版本开始，内核使用CFS作为它的默认调度器，O(1)调度器被抛弃了, 其实CFS的发展也是经历了很多阶段，最早期的楼梯算法(SD), 后来逐步对SD算法进行改进出RSDL(Rotating Staircase Deadline Scheduler), 这个算法已经是”完全公平”的雏形了， 直至CFS是最终被内核采纳的调度器, 它从RSDL/SD中吸取了完全公平的思想，不再跟踪进程的睡眠时间，也不再企图区分交互式进程。它将所有的进程都统一对待，这就是公平的含义。CFS的算法和实现都相当简单，众多的测试表明其性能也非常优越。

（3）Linux的两个调度器
  可以用两种方法来激活调度

• 一种是直接的, 比如进程打算睡眠或出于其他原因放弃CPU
• 另一种是通过周期性的机制, 以固定的频率运行, 不时的检测是否有必要
  因此当前linux的调度程序由两个调度器组成：主调度器，周期性调度器(两者又统称为通用调度器(generic scheduler)或核心调度器(core scheduler))，并且每个调度器包括两个内容：调度框架(其实质就是两个函数框架)及调度器类。

（4）5个调度器类、6个调度策略（算法）、3个调度实体

【1】调度器类

  所谓调度，就是按照某种调度的算法，从进程的就绪队列中选取进程分配CPU，主要是协调对CPU等的资源使用。进程调度的目标是最大限度利用CPU时间。
  内核默认提供了5个调度器，Linux内核使用struct sched_class来对调度器进行抽象：
  -Stop调度器， stop_sched_class：优先级最高的调度类，可以抢占其他所有进程，不能被其他进程抢占；
  -Deadline调度器， dl_sched_class：使用红黑树，把进程按照绝对截止期限进行排序，选择最小进程进行调度运行；
  -RT调度器， rt_sched_class：实时调度器，为每个优先级维护一个队列；
  -CFS调度器， cfs_sched_class：完全公平调度器，采用完全公平调度算法，引入虚拟运行时间概念；
  -IDLE-Task调度器， idle_sched_class：空闲调度器，每个CPU都会有一个idle线程，当没有其他进程可以调度时，调度运行idle线程；

【2】调度算法
  Linux内核提供了一些调度策略供用户程序来选择调度器，其中Stop调度器和IDLE-Task调度器，仅由内核使用，用户无法进行选择：
  -SCHED_DEADLINE：限期进程调度策略，使task选择Deadline调度器来调度运行；
  -SCHED_RR：实时进程调度策略，时间片轮转，进程用完时间片后加入优先级对应运行队列的尾部，把CPU让给同优先级的其他进程；
  -SCHED_FIFO：实时进程调度策略，先进先出调度没有时间片，没有更高优先级的情况下，只能等待主动让出CPU；
  -SCHED_NORMAL：普通进程调度策略，使task选择CFS调度器来调度运行；
  -SCHED_BATCH：普通进程调度策略，批量处理，使task选择CFS调度器来调度运行；
  -SCHED_IDLE：普通进程调度策略，使task以最低优先级选择CFS调度器来调度运行；

【3】调度实体
  调度器不限于调度进程, 还可以调度更大的实体, 比如实现组调度: 可用的CPUI时间首先在一半的进程组(比如, 所有进程按照所有者分组)之间分配, 接下来分配的时间再在组内进行二次分配.
linux中针对当前可调度的实时和非实时进程, 定义了类型为seched_entity的3个调度实体

（5）调度器入口

  进程调度的统一入口是__schedule函数，它会选择一个最高优先级的调度类，每个调度类都有自己的可运行队列，然后可以知道下一个运行的进程。__schedule函数（源代码 | kernel/sched/core.c | v4.19 ）。
  pick_next_task主要功能是从发生调度的CPU运行队列中选择最高优先级的进程。系统中的调度顺序为：实时进程→普通进程→空闲进程。（rt_sched_class → fair_sched_class → idle_sched_class ）

（6）CFS调度器

【1】原理
  CFS 的出发点基于一个简单的理念： 进程调度的效果应该如同系统具备一个理想中的完美多任务处理器 。在这种系统中，每个进程将获得 1/n 的处理器时间（如果有 n 个进程）。比如我们有两个可运行进程，先运行其中一个 5ms，然后再运行另外一个进程 5ms，如果进程切换够快，那么在 10ms 内仿佛可以同时运行两个进程而且各自使用了处理器一半的能力。
  当然这并不现实，首先一个处理器无法真正的同时运行多个任务，而且进程间切换是有损耗的，也无法做到无限快的切换，CFS 采用了折中的做法：让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，而不再采用分配给每个进程时间片的做法。 CFS 在所有可以运行的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（nice 值只影响比重而不是绝对值）。
  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，为了准确的计算时间片，CFS 为完美多任务中的无限小调度周期的近似值设定了一个目标，称为：目标延迟。越小的调度周期带来越好的交互性，同时也越接近完美的多任务（但同时需要更多的切换开销）。举例我们将目标延迟定位 20ms，那么如果有两个同优先级的进程，那么每个进程在被抢占前只能运行 10ms，而如果有 5 个这样的任务，那每个任务只能允许 4ms。
  但是，上面这个例子中，如果进程数目非常多，比如超过 20 个，那么每个进程获得运行时间还不到 1ms，甚至可能小于进程切换所消耗的时间。当然，Linux 为了避免这种事情发生，设定了一个底线，被称为最小粒度（一般默认 1ms）。因此，只能说 CFS 在进程数目不巨大的情况下比较公平（一般系统中也就运行几百个进程，这种规模下 CFS 还是非常公平的）。而对于不同优先级的进程中，CFS 也是表现良好，比如目标延迟依然为 20ms，这两个进程一个 nice 为 0，另一个为 5，那么后者的权重将是前者的 1/3，即两个进程分别获得了 15ms（20 * 2/3） 和 5ms（20 * 1/3） 的处理器时间。而如果两个进程的 nice 值分别为 10 和 15，因为权重关系没有改变，因此两个进程依然分别获得 15ms 和 5ms 的处理器时间。所以，nice 值 不再影响调度决策，只有相对值才会影响处理器时间的分配比例。
  在 CFS 下，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 值的相对差值决定的。nice 值由算数加权变为了几何加权，正是将时间片的绝对值变为了使用比，使得在多进程环境下有了更低的调度延迟。

【2】CFS的实现
  相关的代码在 kernel/sched_fair.c 中，我们的关注点主要下面四个地方：

• 运行时间的记录
• 选择投入运行的进程
• 调度器的选择
• 睡眠与唤醒

<1>运行时间的记录
  CFS 的核心在于 CPU 的使用比，那么对于进程的运行时间的记录非常重要。多数 Unix 系统，分配一个绝对时间的时间片给进程，当每次系统时钟节拍发生时，时间片都会被减少一个节拍周期。每当一个进程的时间片被减少到 0，就会被尚未减少到 0 的进程抢占。
  但 CFS 并没有绝对的时间片，但它依然需要对每个进程的运行时间记账，以确保每个进程只在公平分配给它的处理器运行时间内运行。而记账的信息会保存其结构体指针 se (在进程的 task_struct 中)。
  在结构体中，有一个重要的成员变量 vruntime，即是记录了该进程的总运行时间（花在运行上的时间和），而且这个时间经过了加权（优先级、机器负载等因素）。虚拟时间是以 ns 为单位的，因此 vruntime 和系统定时器节拍不再相关。
内核通过定时调用 update_curr() 函数（定义在 kernel/sched_fair.c）来更新进程的 vruntime，该函数计算了当前进程的执行时间，并将调用 __update_curr() 获得根据机器负载（可运行的进程总数）对运行时间加权后的值，然后将该值与原有的 vruntime 相加获得新的 vruntime。update_curr函数是由系统定时器周期性调用的，无论进程在哪种状态。

<2>进程的选择
  在进程选择方面，CFS调度算法核心是选择最小vruntime的任务，CFS是通过红黑树来组织可运行进程队列，并利用其迅速找到最小的vruntime值的进程（红黑树最左侧的叶子节点）。

<3>调度器的选择
  正如前面讲到的，内核支持多种调度器，而 CFS 只不过是其中一种。进程调度的主要入口点是定义在 kernel/sched.c 下的函数 schedule()，它完成的事情就是选择一个进程，并将其投入运行，而它的逻辑非常简单：

1. 调用 pick_next_task() 获得一个 task
2. 将这个 task 投入运行而真正和调度器相关的逻辑在 pick_next_task() 中，pick_next_task() 做了下面的事情：
3. 按照调度类的优先级遍历
4. 只有该调度类下有可运行进程，立马返回
     pick_next_task() 为 CFS 做了一个简单的优化，如果所有的可运行任务都在 CFS 调度器下，就不再遍历其他调度类，而是不停的从 CFS 调度器里拿任务。

<4>睡眠与唤醒
  休眠（阻塞）的进程处于一个特殊不可执行的状态，阻塞的原因可能很多，比如等待一个信号，或者等待用户键盘的输入等，无论哪种，内核的操作是相同的：进程把自己标记为休眠状态，从可执行红黑树中移除并放入等待队列，然后调用 schedule() 选择和执行一个其他进程。休眠有两种进程状态：TASK_INTERRUPTIBLE 和 TASK_UNINTERRUPTIBLE，无论哪种状态，休眠的进程都在同一个等待队列上。
  等待队列 是由等待某些事件发生的进程组成的简单链表，当与等待队列相关的事件发生时，队列上的进程会被唤醒，为了避免产生竞争条件，休眠和唤醒的实现不能有批量。但如果简单的实现，有可能导致在判定条件为真后，进程却开始了休眠，那么就会使进程无限期地休眠下去，因此进程按以下处理加入等待队列：

  1.调用宏 DEFINE_WAIT() 创建一个等待队列的项
  2.调用 add_wait_queue() 把自己加入到队列中
  3.调用 prepare_to_wait() 将进程的状态变为 TASK_INTERRUPTIBLE 或 TASK_UNINTERRUPTIBLE
  4.如果状态被设置的是 TASK_INTERRUPTIBLE 则信号唤醒（伪唤醒），以检查并处理信号
  5.唤醒之后检查等待条件是否为真，是则跳出循环，否则再次调用 schedule() 并一直重复
  6.跳出循环（条件满足）后，进程将自己设置为 TASK_RUNNING 并调用 finish_wait() 方法把自己移除等待队列，唤醒操作通过 wake_up() 完成，它会唤醒指定的等待队列上的所有进程，wake_up() 的主要逻辑在调用的 try_to_wake_up() 中：
  7.将进程设置为 TASK_RUNNING
  8.调用 enqueue_task() 将此进程放入红黑树中
  9.如果唤醒的进程比当前执行的进程优先级高则立马抢占
  10.设置 need_resched 标记（标记是否触发重新调度）
  不过如上面提到的，因为有伪唤醒，所以进程被唤醒不一定都是因为等待的条件达成。

四、抢占和上下文切换

（1）上下文切换

  上下文切换指的是一个可执行进程切换到另一个可执行进程。上下文切换函数context_switch() 定义在 kernel/sched.c，他基本完成了两件事情：

• 调用 switch_mm() 把虚拟内存从上一个进程映射切换到新进程中
• 调用 switch_to() 从上一个进程处理器状态切换到新进程的处理器状态（包含栈信息、寄存器信息等）

（2）抢占

  内核即将返回用户空间的时候，如果 need_resched 被标记，则会导致 schedule() 被调用，此时就会发生用户抢占。因为从内核返回到用户空间的进程知道自己是安全的，它既可以继续执行，也可以选择一个新进程去执行，所以无论是系统调用后还是中断后，进程都可以检查 need_resched 被标记，来判断是否需要重新调用 schedule()。总之，一般用户抢占发生在：

• 从系统调用返回用户空间
• 从中断处理程序返回用户空间
    因为 Linux 完整的支持内核抢占，所以只要调度是安全的（没有持有锁），内核就可以在任何时间抢占正在执行的任务。Linux 的锁的判断是通过计数实现的，在 thread_info 中引入了 preempt_count 来记录持有的锁，当该值为 0 的时候，则该进程是安全的，而恰好该新进程设置了 need_resched 标记，那么当前进程可以被抢占。
    如果内核中的进程被阻塞了，或显式调用了 schedule()，则内核会发生显式的抢占。显式的抢占从来都是受支持的，因为如果一个函数显式的调用 schedule()，说明它自己是清楚可以被安全的抢占。
  内核的抢占一般发生在：
• 中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前
• 内核代码再一次具有可抢占性的时候
• 如果内核中的任务显式调用 schedule() 的时候
• 内核中的任务阻塞时

五、与调度相关的系统调用

  Linux提供了一个系统调用族，用于管理与调度程序的相关参数。这些系统调用可以用来操作和处理进程优先级、调度策略及处理器绑定，同时还提供了显式地将处理器交给其他进程的机制。