Linux进程管理和调度

Linux进程管理与调度•关于进程与线程•Linux进程实现•Linux进程调度策略•Linux进程调度实现1Linux进程与线程Linux进程Linux线程进程作为资源分配的基本单位而存在，线程作为调度的基本单位而存在我们都知道linux是不断发展的.在早期版本中,linux的基本调度单元是Task,只到现在,依然是它.在早期版本中,一个Task对应着一个进程,完全没有线程这个概念.随着时间的发展,线程的概念出现的,但是linux并没有马上接受这一概念,要知道,线程是现代操作系统的特征,向一个现有的操作系统内核引入线程是一件伤筋动骨的事情,更何况在线程概念的早期,受历史原因(UNIX)和硬件的限制(多核尚不是主流),线程的地位尚不确定.所以,linux并没有在内核中引入线程的概念.但是,linux提供了一个新的系统调用clone,通过该系统调用,内核中的多个进程可以共享一些信息,比如进程空间等.注意,此时linux内核的基础调度单元依然是Task,而且在内核看来,一个进程依然对应着一个Task.2Linux进程实现Linux进程描述符也称进程控制块PCB：shructtask_struct{unsignedlongstate;//进程的状态，在2.6.23已经有9个状态unsignedlongpolicy;//描述进程调度策略.判断是实时进程还是非实时进程structtask_struct*parent;//组织进程的层次关系，指向父进程structlist_headtasks;//通过list_head组织成双向链表pid_tpid;//每个进程唯一的标号......};…}Linux进程描述符在内核栈底创建新的结构structthread_infoStructthread_info{structtask_struct*task;structexec_domain*exec_domain;unsignedlongflags;unsignedlongstatus;_u32cpu;……};在linux内核中，进程被分为两部分，一部分是thread_info,保存在内核栈中，为了保持很小，因此只保存了必须的几个域，它有一个变量task，指向task_struct,这个结构保存了进程相关的所有信息。而对应的task_struct也保存了一个变量stack指向的就是一个thread_union的联合体Linux进程实现——相关的系统调用fork():创建普通进程,copyonwrite（要复制父进程的页表）创建后子进程和父进程指向同一内存区域，仅当子进程有write发生时候，才会把改动的区域copy到子进程新的地址空间vfork()：共享创建，完全无拷贝。（子进程作为父进程的一个单独线程在其地址空间运行，父进程阻塞）clone():介于fork()和vfork()之间，可以指定共享什么，拷贝什么。说明：vfork()与clone()可用于创建新的内核线程。Linux进程实现——相关的函数do_fork()：//kernel/fork.c被clone(),fork(),vfork()调用，执行步骤如下：检查父进程标志是否为空。调用alloc_task_struct()为新进程分配一段内存空间，并将父进程描述符的内容拷贝到子进程。检查进程是否得到所需资源及系统当前允许的最大进程数。如进程需要引用内核模块，则增加模块引用计数。更新从父进程拷贝来的信息。系统调用get_pid()，将获得的pid赋给新建的子进程。更新不能由父进程继承的域。为新进程的执行设置跟踪进程的相关内核数据结构，新进程入链表。置新进程状态为task_running,。向父进程返回pid。说明：创建进程的系统调用返回时（ret_from_sys_call），将根据存放系统调用返回值寄存器EAX的内容(pid)是0还是一个小正整数来决定是运行父进程还是子进程。在linux中第一个进程是内核进程，pid为0，它是所有的进程的父进程。这个进程也叫swapper，或者说是idle.Linux进程状态•TASK_RUNNING：进程在运行(是系统的当前进程)或者准备运行（等待被安排到系统的一个CPU上）。•TASK_INTERRUPTIBLE：进程处于某个等待队列中，它能够被信号（signal）唤醒。等待资源的请求满足时，也被唤醒。•TASK_UNINTERRUPTIBLE:进程处于某个等待队列中，不能被信号或中断唤醒，只有等待的资源被满足时才被唤醒。•TASK_ZOMBIE:进程已经停止，但还没有释放进程控制块。•TASK_STOPPED：可能是被特定的信号终止，也可能是受其它进程的跟踪调用而暂时将CPU交给跟踪它的进程。Linux状态转换TASK_RUNNINGTASK_INTERRUPTIBLETASK_UNINTERRUPTIBLE拥有CPUTASK_STOPPEDTASK_ZOMBIEdo_fork()schedule()时间片到schedule()interruptible_sleep_on()schedule()sleep_on()do_exit()syscall_trace()schedule()sys_exit()收到SIG_KILL或SIG_CONT后，执行wake_up()wake_up()wake_up_interruptible()scheduleranddispatcher线程的实现在Linux系统中，线程被当作与其他进程共享某些资源的进程.线程的创建：与普通进程相似，需要指明共享资源。如：clone(CLONE_VM|CLONE_FS|CLONE_FILES|CLONE_SIGHAND,0);对比：clone(SIGCHLD,0)//普通的fork()clone(CLONE_VFORK|CLONE_VM|SIGCHLD,0)内核线程：内核进程没有独立的地址空间，只在内核空间运行。通常是一些后台执行的任务。通过clone()的参数，新创建的进程，也称为LWP(Lightweightprocess)与父进程共享内存空间，文件句柄，信号处理等，从而达到创建线程相同的目的。5Linux进程调度策略1)抢占式调度策略当一个进程进入TASK_RUNNING状态，内核检查其优先级是否高于当前进程。当一个进程的时间片为0时，也会被抢占。抢占：用户抢占：need_resched标志设置即发生，包括从系统调用返回用户空间、从中断处理程序返回用户空间的情况。内核抢占：为每个进程的thread_info引入了preempt_count计数器，该计数器初值为0，加锁时，其值加1，其数值为0时，内核可执行抢占。中断返回内核空间时产生。Linux进程调度策略2)时间片调度策略内核根据时间片是否耗尽为标准，将就绪进程分为active,expired两类。新创建的子进程和父进程均分父进程的剩余时间片时间片的计算以静态优先级为基础，即由task_timeslice()函数根据静态优先级按照比例缩放。时间片的递减和重置在时钟中断中进行，sheduler_tick()时间片计算：MIN_TIMESLICE+((MAX_TIMESLICE–MIN_TIMESLICE)*(MAX_PRIO-1-(p)-static_prio)/(MAX_USER_PRIO-1))即：将100——139的优先级映射到200ms——10ms的时间片上5Linux进程调度策略3)优先级调度策略基于动态优先级的调度策略进程优先级取值范围：0..139，动态优先级prio根据静态优先级static_prio变化，由effective_prio()函数取得，该函数根据进程实际的睡眠平均时间分级成-5…0…+5奖罚优先级值范围。用户赋予优先级nice转换为静态优先级：static_prio=120+nice动态优先级设置时机：1）进程创建时2）唤醒休眠进程时，会修正进程的优先级3）在时钟中断中的schedule_tick()中4）其他：IDLE进程初始化、负载平衡、修改nice值、修改调度策略effective_prio()函数：计算非实时进程的优先级，主要步骤如下：算出当前进程平均睡眠时间。得到进程的动态优先级。staticinteffective_prio(task_t*p){if(rt_task(p))returnp-prio;bonus=CURRENT_BONUS(p)–MAX_BONUS/2;prio=p-static_prio–bonus;………returnprio;}说明：系统通过一系列宏计算出bonus.bonus=（进程睡眠jiffers/HZ)*10-5effective_prio()函数：计算非实时进程的优先级，主要步骤如下：算出当前进程平均睡眠时间。得到进程的动态优先级。staticinteffective_prio(task_t*p){if(rt_task(p))returnp-prio;bonus=CURRENT_BONUS(p)–MAX_BONUS/2;prio=p-static_prio–bonus;………returnprio;}说明：系统通过一系列宏计算出bonus.bonus=（进程睡眠jiffers/HZ)*10-56Linux进程调度实现可执行队列基本数据结构：runqueue定义在kernel/sched.c中structrunqueue{spinlock_tlock;//运行队列自旋锁unsignedlongru_running;//任务数目……structprio_array*active;//活动优先级队列structprio_array*expired;//超时优先级队列structprio_arrayarrays[2];//实际优先级数组……}Linux进程调度实现优先级数组structprio_array{intnr_active;//任务数目unsignedlongbitmap[BITMAP_SIZE];//优先级位图structlist_headqueue[MAX_PRIO];//优先级队列}说明：每个运行队列有2个优先级数组，一个活跃的，一个过期的。能够提供O(1)级算法复杂度的数据结构。Linux进程调度实现优先级数组的重置通过维护2个优先级数组,active,expired,active数组上的进程还有剩余时间片，expired数组上的进程全部耗尽了时间片。当一个进程时间片到了会从active数组移到expired数组，而时间片事先计算好了，这里的重新计算时间片只需在两个数组之间切换即可。调度的实现每个进程的进程描述符中与进程调度相关的域如下：volatilelongneed_resched；确定是否需要重新调度的标志。unsignedlongpolicy；确定调度策略SCHED_FIFO//先进先出的实时调度SCHED_RR//基于优先级的循环轮转实时调度SCHED_NORMAL//普通分时调度rt_priority；实时进程的优先级（0——99）nice：用户可控制的进程优先级因子。（-20——19）prio:进程的动态优先级static_prio:进程的静态优先级sleep_avg:进程的平均睡眠时间static_prio=MAX_RT_PRIO+nice+20直接启动调度：发生在当前进程因等待资源而需要进入被阻塞状态时。把当前进程放到适当的等待队列中把当前进程的state设为TASK_INTERRUPTIBEL或者TASK_UNINTERRUPTIBEL;调用schedule(),准备让新的进程使用CPU；检查当前进程所需的资源是否可用，如果是，把当前进程从等待队列里删除，否则回到第2步；被动调度：need_resched标志为1时执行，每次调入一个用户态进程之前，该变量的值均会被检查，来决定是否调用sched