(笔记)Linux内核学习(三)之进程调度
进程调度：
在可运行态进程之间分配有限处理器时间资源的内核子系统。
一 调度策略
1 进程类型
I/O消耗型进程：大部分时间用来提交I/O请求或是等待I/O请求，经常处于可运行状态，但运行时间短，等待请求过程时处于阻塞状态。如交互式程序。
处理器消耗型进程：时间大都用在执行代码上，除非被抢占否则一直不停的运行。
综合型：既是I/O消耗型又是处理器消耗型。
调度策略要在：进程响应迅速（响应时间短）和最大系统利用率（高吞吐量）之间寻找平衡。
2 调度概念
优先级：基于进程价值和对处理器时间需求进行进程分级的调度。
时间片：表明进程被抢占前所能持续运行的时间，规定一个默认的时间片。时间片过长导致系统交互性的响应不好，
程序并行性效果差；时间片太短增大进程切换带来的处理器耗时。矛盾！
时间片耗尽进程运行到期，暂时不可运行状态。直到所有进程时间片都耗尽，重新计算进程时间片。
Linux调度程序提高交互式程序优先级，提供较长时间片；实现动态调整优先级和时间片长度机制。
进程抢占：Linux系统是抢占式，始终运行优先级高的进程。
3 调度算法
可执行队列：runqueue；给定处理器上可执行进程的链表，每个处理器一个。每个可执行进程都唯一归属于一个可执行队列。
运行队列是调度程序中最基本的数据结构：
struct runqueue {
spinlock_t lock; /* 保护运行队列的自旋锁*/
unsigned long nr_running; /* 可运行任务数目*/
unsigned long nr_switches; /* 上下文切换数目*/
unsigned long expired_timestamp; /* 队列最后被换出时间*/
unsigned long nr_uninterruptible; /* 处于不可中断睡眠状态的任务数目*/
unsigned long long timestamp_last_tick; /* 最后一个调度程序的节拍*/
struct task_struct *curr; /* 当前运行任务*/
struct task_struct *idle; /* 该处理器的空任务*/
struct mm_struct *prev_mm; /* 最后运行任务的mm_struct结构体*/
struct prio_array *active; /* 活动优先级队列*/
atomic_t nr_iowait; /* 等待I/O操作的任务数目*/
……
};
提供了一组宏来获取给定CPU的进程执行队列：
#define cpu_rq(cpu) //返回给定处理器可执行队列的指针
#define this_rq() //返回当前处理器的可执行队列
#define task_rq(p) //返回给定任务所在的队列指针
在操作处理器任务队列时候要用锁：
__task_rq_lock
……
__task_rq_unlock
4 schedule
系统要选定下一个执行的进程通过调用schedule函数完成。
调度时机：
l 进程状态转换的时刻：进程终止、进程睡眠；
l 当前进程的时间片用完时（current->counter=0）；
l 设备驱动程序调用；
l 进程从中断、异常及系统调用返回到用户态时；
睡眠和唤醒：
休眠（被阻塞）的进程处于一个特殊的不可执行状态。休眠有两种进程状态：
TASK_INTERRUPTIBLE：接收到信号就被唤醒
TASK_UNINTERRUPTIBLE：忽略信号
两种状态进程位于同一个等待队列上，等待某些事件，不能够运行。
进程休眠策略：
//q是我们希望睡眠的等待队列
DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);
add_wait_queue(q, &wait);
//condition 是我们在等待的事件
while (!condition)
{
//将进程状态设为不可执行休眠状态 or TASK_UNINTERRUPTIBLE
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
if(signal_pending(current))
//调度进程
schedule();
}
//进程被唤醒条件满足 进程可执行状态
set_current_state(TASK_RUNNING);
//将进程等待队列中移除
remove_wait_queue(q, &wait);
进程通过执行下面几个步骤将自己加入到一个等待队列中：
1) 调用DECLARE_WAITQUEUE()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。该队列会在进程等待的条件满足时唤醒它。
当然我们必须在其他地方撰写相关代码，在事件发生时，对等待队列执行wake_up()操作。
3) 将进程的状态变更为 TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE。
4) 如果状态被置为TASK_INTERRUPTIBLE,则信号唤醒进程。这就是所谓的伪唤醒（唤醒不是因为事件的发生），因此检查并处理信号。
5) 检查条件是否为真；如果是的话，就没必要休眠了。如果条件不为真，调用schedule()。
6) 当进程被唤醒的时候，它会再次检查条件是否为真。如果是，它就退出循环，如果不是，它再次调用schedule()并一直重复这步操作。
7) 当条件满足后，进程将自己设置为TASK_RUNNING并调用remove_wait_queue()把自己移出等待队列。
二 抢占和上下文切换
进程切换schedule函数调用context_switch()函数完成以下工作：
l 调用定义在
l 调用定义在
这包括保存、恢复栈信息和寄存器信息。在前面看到schedule函数调用有很多种情况，完全依靠用户来调用不能达到
很好的效果。内核需要判断什么时候调用schedule，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：
l 当某个进程耗尽它的时间片时，scheduler_tick()就会设置这个标志；
l 当一个优先级高的进程进入可执行状态的时候，try_to_wake_up()也会设置这个标志。
每个进程都包含一个need_resched标志，这是因为访问进程描述符内的数值要比访问一个全局变量快
（因为current宏速度很快并且描述符通常都在高速缓存中）。
1 用户抢占
内核即将返回用户空间时候，如果need_resched标志被设置，会导致schedule函数被调用，此时发生用户抢占。
用户抢占在以下情况时产生：
l 从系统调返回用户空间。
l 从中断处理程序返回用户空间。
2 内核抢占
只要重新调度是安全的，那么内核就可以在任何时间抢占正在执行的任务。
什么时候重新调度才是安全的呢？只要没有持有锁，内核就可以进行抢占。锁是非抢占区域的标志。由于内核是支持SMP的，
所以，如果没有持有锁，那么正在执行的代码就是可重新导入的，也就是可以抢占的。
为了支持内核抢占所作的第一处变动就是为每个进程的thread_info引入了preempt_count计数器。该计数器初始值为0，
每当使用锁的时候数值加1，释放锁的时候数值减1。当数值为0的时候，内核就可执行抢占。从中断返回内核空间的时候，
内核会检查need_resched和preempt_count的值。如果need_resched被设置，并且preempt_count为0的话，这说明
有一个更为重要的任务需要执行并且可以安全地抢占，此时，调度程序就会被调用。
内核抢占会发生在：
l 当从中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前。
l 当内核代码再一次具有可抢占性的时候。
l 如果内核中的任务显式的调用schedule()。
l 如果内核中的任务阻塞（这同样也会导致调用schedule()）。