Linux嵌入式 -- 内核 - 进程控制 和 调度

1. 进程四要素

1. 有一段程序供其执行。这段程序不一定是某个进程所专有，可以与其他进程共用。
2. 有进程专用的内核空间堆栈。
3. 在内核中有一个task_struct数据结构，即通常所说的“进程控制块PCB”。有了这个数据结构，进程才能成为内核调度的一个基本单位接受内核的调度。

4. 有独立的用户空间。

2. struct task_struct 进程描述

在Linux中，线程、进程都使用struct task_struct来表示，它包含了大量描述进程/线程的信息，其中比较重要的有（task_struct 结构成员）：

pid_t pid; 进程号，最大值10亿, 用户进程 用户线程 内核线程 都有！！

volatile long state   /* 进程状态 */   （三态： 就绪，执行，阻塞）
1. TASK_RUNNING 进程正在被CPU执行，或者已经准备就绪，随时可以执行。当一个进程刚被创建时，就处于TASK_RUNNING状态。 （执行，就绪）
2. TASK_INTERRUPTIBLE 处于等待中的进程，待等待条件为真时被唤醒，也可以被信号或者中断唤醒。 （阻塞,可唤醒）

3. TASK_UNINTERRUPTIBLE 处于等待中的进程，待资源有效时唤醒，但不可以由其它进程通过信号(signal)或中断唤醒。（阻塞，不可唤醒）
4. TASK_STOPPED 进程中止执行。当接收到SIGSTOP和SIGTSTP等信号时，进程进入该状态，接收到SIGCONT信号后，进程重新回到TASK_RUNNING。（阻塞）

5. TASK_KILLABLE Linux2.6.25新引入的进程睡眠状态，原理类似于TASK_UNINTERRUPTIBLE,但是可以被致命信号(SIGKILL)唤醒。
6. TASK_TRACED 正处于被调试状态的进程。（例如GDB调试）

7. TASK_DEAD  进程退出时(调用do_exit)，state字段被设置为该状态。

int exit_state  /*进程退出时的状态*/

EXIT_ZOMBIE(僵死进程) 表示进程的执行被终止，但是父进程还没有发布waitpid()系统调用来收集有关死亡的进程的信息。
EXIT_DEAD(僵死撤销状态) 表示进程的最终状态。父进程已经使用wait4()或waitpid()系统调用来收集了信息，因此进程将由系统删除。

struct mm_struct *mm 进程用户空间描述指针,内核线程该指针为空。
unsignedint policy该进程的调度策略。
int prio 优先级，相当于 2.4 中 goodness() 的计算结果，在0--(MAX_PRIO-1) 之间取值（MAX_PRIO 定义为 140），其中0—(MAX_RT_PRIO-1) （MAX_RT_PRIO 定义为100）属于实时进程范围，MAX_RT_PRIO-MX_PRIO-1 属于非实时进程。数值越大，表示进程优先级越小。

int static_prio 静态优先级，与 2.4 的 nice 值意义相同。nice 值仍沿用 Linux 的传统，在 -20 到 19 之间变动，数值越大，进程的优先级越小。nice 是用户可维护的，但仅影响非实时进程的优先级。进程初始时间片的大小仅决定于进程的静态优先级，这一点不论是实时进程还是非实时进程都一样，不过实时进程的static_prio 不参与优先级计算。nice 与static_prio 的关系如下：static_prio = MAX_RT_PRIO+ nice+ 20内核定义了两个宏用来完成这一转换：PRIO_TO_NICE()、NICE_TO_PRIO 

structsched_rt_entity rtrt->time_slice时间片,进程的缺省时间片与进程的静态优先级（在 2.4 中是 nice 值）相关，使用如下公式得出：MIN_TIMESLICE + ((MAX_TIMESLICE - MIN_TIMESLICE) * (MAX_PRIO-1 - (p)->static_prio)/ (MAX_USER_PRIO-1))内核将 100-139 的优先级映射到200ms-10ms 的时间片上去，优先级数值越大，则分配的时间片越小。

在Linux中用current指针指向当前正在运行的进程的task_struct。

3. 进程创建与销毁

4. 进程调度

什么是调度？从就绪的进程中选出最适合的一个来执行。 1、调度策略2、调度时机3、调度步骤。

调度策略 （和一个进程对应起来）

SCHED_NORMAL(SCHED_OTHER): 普通的分时进程

SCHED_BATCH:批处理进程

SCHED_IDLE: 只在系统空闲时才能够被调度执行的进程
SCHED_FIFO :先入先出的实时进程
SCHED_RR：时间片轮转的实时进程

调度类  （所有的实时调度类 都比 CFS 的优先级高）
调度类的引入增强了内核调度程序的可扩展性，这些类（调度程序模块）封装了调度策略，并将调度策略模块化。
CFS 调度类（在 kernel/sched_fair.c 中实现）用于以下调度策略：SCHED_NORMAL、SCHED_BATCH 和 SCHED_IDLE。
实时调度类（在 kernel/sched_rt.c 中实现）用于SCHED_RR 和 SCHED_FIFO 策略。

调度时机 调度什么时候发生？即：schedule()函数什么时候被调用？

调度的发生有两种方式：
1、主动式
在内核中直接调用schedule()。当进程需要等待资源等而暂时停止运行时，会把状态置于挂起（睡眠），并主动请求调度，让出CPU。

主动放弃cpu例:   1. current->state = TASK_INTERRUPTIBLE; 2. schedule();

2、被动式（抢占）用户抢占（Linux2.4、Linux2.6） 内核抢占(Linux2.6)

用户抢占发生在：从系统调用返回用户空间 或 从中断处理程序返回用户空间。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，此时就会发生用户抢占。

内核抢占
在不支持内核抢占的系统中，进程/线程一旦运行于内核空间，就可以一直执行，直到它主动放弃或时间片耗尽为止。这样一些非常紧急的进程或线程将长时间得不到运行。
在支持内核抢占的系统中，更高优先级的进程/线程可以抢占正在内核空间运行的低优先级进程/线程。

在支持内核抢占的系统中，某些特例下是不允许内核抢占的：
内核正进行中断处理。进程调度函数schedule()会对此作出判断，如果是在中断中调用，会打印出错信息。
内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断的底半部)处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。
进程正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等，当持有这些锁时，不应该被抢占，否则由于抢占将导致其他CPU长期不能获得锁而死等。

内核正在执行调度程序Scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。

为保证Linux内核在以上情况下不会被抢占，抢占式内核使用了一个变量preempt_count，称为内核抢占计数。这一变量被设置在进程的thread_info结构中。每当内核要进入以上几种状态时，变量preempt_count就加1，指示内核不允许抢占。每当内核从以上几种状态退出时，变量preempt_count就减1，同时进行可抢占的判断与调度。

内核抢占可能发生在：
中断处理程序完成，返回内核空间之前。
当内核代码再一次具有可抢占性的时候，如解锁及使能软中断等。

调度标志 TIF_NEED_RESCHED
作用：内核提供了一个need_resched标志来表明是否需要重新执行一次调度。
设置：当某个进程耗尽它的时间片时，会设置这个标志；当一个优先级更高的进程进入可执行状态的时候，也会设置这个标志。

调度步骤
Schedule函数工作流程如下：
1). 清理当前运行中的进程；
2). 选择下一个要运行的进程；（pick_next_task 分析)
3). 设置新进程的运行环境；
4). 进程上下文切换 。