课本第四章读书笔记
进程调度
进程调度程序是确保进程能有效工作的一个内核子系统。负责决定哪个进程投入运行，何时运行以及运行多长时间。
基本工作：最大限度的李颖处理器时间的原则，只要有可执行的进程就总有进程在执行，一旦某一给定时刻会有一些进程无法执行，这些进程等待运行，在一组可运行状态的进程中选择一个来执行
4.1 多任务
多任务操作系统就是能同时并发的执行多个进程的操作系统
在单处理器上：会产生多个进程同时运行的幻觉
在多处理器上：使多个进程真正同时并行的运行
多任务操作系统可以分为两类：抢占式多任务和非抢占式多任务
抢占：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
时间片：预先设计好的进程在被抢占之前能运行的时间
非抢占：除非进程自己主动停止运行（让步），否则他会一直执行
缺点：程序无法对每个进程该执行多次时间做出同一规定，所以进程独占处理器的时间难以预料
一个绝不做出让步的悬挂进程就能是系统崩溃
4.2 Linux的进程调度
从Linux2.5开发系列的内核中进程调度做了大的改进，采用了一种叫做O（1）调度程序的新调度程序，主要引入了今天时间片算法和针对每一处理器的运行队列
由于O（1）虽然对大服务器的工作负载很理想，但是在有很多交互程序要运行的桌面系统上则表现不佳，因为其缺少交互进程
从Linux2.6内核系统开发初期，为了解决这一缺陷引入了新的调度算法“反转楼梯最后期限法”，最终在2.6.23版本中代替了O（1）算法，此时被称为完全公平调度算法（CFS）
4.3 策略
策略决定调度程序在何时让什么程序运行。
调度器的策略往往决定整个系统的整体印象，并且要优化使用处理器时间
4.3.1 I/O消耗型和处理器消耗型的进程
● I/O消耗型
大部分时间用来提交I/O请求或者是等待I/O请求。因此这样的程序通常处于可运行状态
● 处理器消耗型
进程把时间大多数用在执行代码上，除非被抢占，否则一直执行
从响应速度考虑，调度策略往往降低他们的调度频率
这种划分并非绝对，进程可以同时展示这两种行为
调度策略往往要在两个矛盾的目标中间寻找平衡：进程响应迅速（时间短）和最大系统利用率（高吞吐量）
Unix系统的调度程序更倾向于I/O消耗型程序，以提供更好的程序响应速度
Linux为了保证交互式应用和桌面系统的性能，对进程的响应做了优化（缩短响应时间），但也未忽略处理器消耗型的进程
4.3.2 进程优先级
调度算法中最基本的一类就是基于优先级的调度：根据进程的价值和对处理器时间的需求来对程序分级
调度程序总是选择时间片未用尽且优先级最高的进程运行。用户和系统都可以通过设置进程的优先级来影响进系统的调度
Linux采用的两种不同的优先级范围
● nice值（范围-20~+19）：相比较高的nice值，低nice值的进程可以获得更多的处理器时间
可以通过ps-el命令插卡系统中的而进程列表，结果中标记NI的一列就是进程对应的nice值
● 实时优先级（范围0~99）：与nice值相反，越高的实时优先级数值意味着进程优先级越高。任何实时进程的优先级都高于普通进程
可以通过
pe-eo state,uid,pid,ppid,rtprio,time,coom.
命令查看系统中的进程列表，以对应的实时优先级（位于RTPRIO列下）
4.3.3 时间片
时间片是一个数值，表明进程在被抢占前佐能持续运行的时间
调度策略必须规定一个默认的时间片，
时间片过长：系统对交互的响应表现欠佳，让人觉得系统无法并发的执行应用程序
时间片过短：增大进程切换带来的处理器耗时
I/O消耗型和处理器消耗型的进程的矛盾显现：
I/O型长的时间片二处理器消耗型则希望越长越好
Linux的CFS调度器没有直接分配时间片到进程，而是将处理器的使用比划分给了进程，这样一来进程所获得的处理器时间其实是系统负载密切相关的。
这个比例进一步还会受到nice值的影响，nice值将作为权重来调整进程所使用的处理器时间使用比
在新的CFS调度器，其抢占的时间取决于新的可运行程序消耗了多少处理器使用比
4.4 Linux调度算法
4.4.1 调度器类
Linux调度器是以模块方式提供的，这样做的目的是允许不同类型的进程可以有针对的选择调度算法
这种模块化结构被称为调度器类，他允许多种不同的可动态添加的调度算法并存，调度属于自己范畴的进程
基础的调度器代码定义在kernel/sched.文件中
完全公平调度（CFS）是一个针对普通进程的调度类
CFS算法的实现定义在kernel/sched_fair.c中
4.2.2 Unix系统中的进程调度
在Unix系统中，优先级以nice值的形式输出给用户空间。听起来简单，但是在现实中会导致许多反常的问题
-
若要将nice的值映射到时间片。就必须将nice单位值对应到处理器的绝对时间，但这样导致进程切换无法最优化进行
事实上，给定高nice值的进程往往是后台进程，而且多是计算密集型；而普通优先级的进程则更多是前台用户任务 这种时间片分配方式显然是歌初衷背道而驰 -
设计相对nice值，同时和前面的nice值到时间片映射关系也脱不了关系
nice值通常都是使用相对值，也就是说把进程的nice值减小1所带来的效果极大的取决于其nice的初始值 -
如果执行nice值到时间片的映射，我们需要能分配一个必须能在内核的、测试范围内的绝对时间片
最小时间片必然是定时器节拍的整数倍 系统定时器限制了两个时间片的差异 时间片会随着定时器节拍改变 -
为了进程能更快的投入运行，而去对新要唤醒的进程提升优先级，即使他们的时间片已经用完了
实质问题：分配绝对的时间片引发固定的切换频率，给公平性造成很大的变数
4.4.3 公平调度
CFS的出发点基于一个简单的理念：进程调度的效果应如同系统具备一个理想中完美的多任务处理器（在一定时间内同时运行程序，分享使用处理器的能力），但现实并不能做到
CFS的做法是：
运行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
不在采用分配给每个进程时间片的做法
CFS在所有可运行进程总数基础上计算出一个进程该运行多久，而不是依靠nice值来计算时间片
nice值在CFS中作为进程获得处理器运行比的权重
每个进程按其权重在全部可运行进程中所占比例来运行
4.5 Linux调度的实现
CFS是如何得以实现的。相关代码位于kernel/sched_fair.c中
- 时间记账
- 进程选择
- 调度器入口
- 睡眠和唤醒
4.5.1 时间记账
所有的调度器都必须对进程运行时间做记账
1、调度器实体结构
CFS不在有时间片概念，但是他也必须维护每个进程运行的时间记账，确保每个进程只在公平分配给他的处理器时间内运行
2、虚拟实时
vruntime变量存放进程的虚拟运行时间，该运行时间的计算是经过了可运行进程总数的饿标准化
update_curr()计算了当前进程的执行时间，并且将其存放在变量delta_exec中
然后将运行时间传递给了__update_curr()
由此根据当前可运行进程数对运行时间进行加权计算
最终将上述的去那种与当前运行进程的vruntime相加
4.5.2 进程选择
当CFS需要选择下一个运行进程时，体会挑一个具有最小vruntime的任务——核心
红黑树：自平衡搜索二叉树，以树节点形式存储的数据都会对应一个键值，通过这些键值来快速检索节点上的数据
1、挑选下一个任务
从树的根节点沿着左边的子节点一直向下找，一直找到叶子节点
函数：__ pick _next _entity()
定义在：kernel/sched _fair.c
static struct sched_rntity *__pick_next_entity(struct cfs_rq *cfs_rq)
{
struct rb_node *life = cfs_rq->rb_leftmost'
if(!left)
return NULL;
return br_entry(left,struct sched_entity,run_node);
}
2、向树中加入进程
发生在进程变为可运行状态或通过fork调用第一次创建进程时
函数：enqueue_entity
该函数更新运行时间和其他数据统计，然后调用__ enqueue_ entity进行繁重的插入操作。把数据插入到红黑树中
平衡二叉树的基本规则：
如果键值小于当前节点的键值，则需转向树的左分支。大于则右转；
一旦走过右分支说明插入的过程不会是新的最左节点，设置letfmost为0
如果一直左移，letfmost维持1
3、从树中删除进程
4.5.3 调度器入口
进程调度的主要入口点是函数schedule(),定义在kernel/sched.c中。是内核其他部分用于调用进程调度器的入口。他会调用pick_next_tast()函数以优先级为序，从高到低依次检查每一个调度类
每一个调度类都实现了pick _next _tast()函数，返回指向下一个可运行进程的指针或NULL
4.5.4 睡眠和唤醒
休眠（被阻塞）的进程处于一种特殊的不可执行状态
无论内种休眠原因，内核的操作都相同
进程把自己标志成休眠状态，从可执行红黑树中移出，放入等待队列
调用schedule()，选择一个执行的其他进程
1、等待队列
等待队列是由等待某些事件发生的进程组成的简单的链表
内核用wake _queue _head _t来代表等待队列
静态创建：DECLARE_WAITQUEUE()
动态创建：init_waitqueue_head()
针对休眠的接口
/*q是希望休眠的等待队列*/
DEFINE_WAIT(wait); //创建一个等待队列的项
add_wait_queue(q,&wait); //把自己加入到一个等待队列中
while(!condition){/*condition是我们等待的事件*/
prepare_to_wait(&q,&wait,TASK_INTERRUPTABLE);
//将进程的状态改变
if(signal_pending(corrnt))
/*处理信号，检查条件是否为真*/
schedule()
}
finish_wait(&q,&wait); //把自己移出等待队列
函数inotify_ read(),位于fs/notify/inotify/inotify_user.c中，负责从通知文件描述符中读取信息
2、唤醒
通过wake _ up函数进行，唤醒指定的等待队列上的所有进程。调用try-o-wake-up()
4.6 抢占和上下文切换
上下文切换：从一个可执行进程切换到另一个可执行进程，有context_ switch负责。完成以下两项基本工作：
调用声明在<asm/mmu_context.h>中的switch_mm()，该函数负责把虚拟内存从上一个进程映射切换到新进程中
调用声明在<asm/system.h>中的switch_to()，该函数负责从上一个进程的处理器状态新的进程的处理器状态
4.6.1 用户抢占
原因：内核即将返回用户空间的时候，如果need-resched标志被设置，会导致schedule被调用，此时就会发生抢占
用户抢占发生的情况：
从系统调用返回用户空间时
从中断处理程序返回用户空间时
4.6.2 内核抢占
只要重新调度室安全的，内核就可以在任何时间抢占正在执行的任务。即只要没有持有锁（非抢占区域的标志），内核就可以抢占进程
内核抢占发生的情况：
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示的调用schedule
如果内核中的任务阻塞
4.7 实时调度策略
SCHED_FIFO实现了一种简单的先入先出的调度算法
SCHED_RR进程在消耗事先分配给他的时间后就不能再执行了
这两种算法实现的都是静态优先级。内核补位实时进程计算动态优先级
软实时：内核调度进程尽力使进程在他的限定时间来到前运行，单内核不能总保证这些要求
硬实时：保证在一定条件下可以满足任何调度的要求
4.8 与调度相关的系统调用
4.9 总结
进程调度程序是内核的重要组成部分。Linux内核新的cfs调度程序尽量满足了各个方面的需求，并且以较完善的可伸缩性和新颖的方法提供了最佳的解决方案
