Linux：进程（四）
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一、进程优先级
背景：在计算机中，软硬件资源是有限的，而进程想要访问某一种资源，就得通过排队来保证访问资源的过程是有条不紊的。
Linux下对优先级的定义。执行命令ps -la得到以下打印结果。
[euto@VM-4-13-centos 24921]$ ps -la
F S UID PID PPID C PRI NI ADDR SZ WCHAN TTY TIME CMD
0 S 1001 29067 28781 0 80 0 - 1054 hrtime pts/1 00:00:00 myprocess
1 S 1001 29068 29067 0 80 0 - 1054 hrtime pts/1 00:00:00 myprocess
0 R 1001 29078 28979 0 80 0 - 38332 - pts/2 00:00:00 ps
- UID：代表执行者的身份
- PRI：priority的缩写，代表这个进程的优先级，Linux下优先级就是一个整型变量，默认值为80，取值范围为
，值越小，优先级越高。
- NI：nice的缩写，用来代表相对默认值的增量。
Linux下进程的优先级可以人为手动修改，但是需要我们手动修改优先级的场景几乎没有。
下面演示如何修改优先级，首先可执行程序myprocess已经被运行了起来，执行ps -la查看。
[euto@VM-4-13-centos 24921]$ ps -la
F S UID PID PPID C PRI NI ADDR SZ WCHAN TTY TIME CMD
0 S 1001 2310 28781 0 80 0 - 1054 hrtime pts/1 00:00:00 myprocess
0 R 1001 2330 28979 0 80 0 - 38332 - pts/2 00:00:00 ps
执行top命令进入任务管理器。
进入任务管理器后，输入r。
得到一行提示，大致意思是“输入要重新设置nice值的PID”。
PID to renice [default pid = 5375]当前要修改优先级的程序myprocess的PID为2310，于是输入2310。
弹出一行提示，大致意思是“输入新的nice值”，我们暂时输入10。
Renice PID 2310 to value
退出任务管理器后，再执行ps -la命令查看。
[euto@VM-4-13-centos 24921]$ ps -la
F S UID PID PPID C PRI NI ADDR SZ WCHAN TTY TIME CMD
0 S 1001 2310 28781 0 90 10 - 1054 hrtime pts/1 00:00:00 myprocess
0 R 1001 7772 28979 0 80 0 - 38332 - pts/2 00:00:00 ps
我们发现myprocess的PRI值由80变成了90，而NI值由0变成了10。
因此，可以总结出来，Linux下修改优先级不能直接修改，而是通过加减某一个量来修正。
NI值是用来表示当前PRI值相对默认PRI值的增量，由于PRI的范围是，默认PRI值是80，故NI值的取值范围是
。
PRI = 默认PRI（80）+ NI。
- NI可以取范围外的值吗，如果可以，PRI会被修改为多少？
在top中修改NI值的时候，输入100。
执行ps -la查看结果。
[euto@VM-4-13-centos 24921]$ ps -la
F S UID PID PPID C PRI NI ADDR SZ WCHAN TTY TIME CMD
0 S 1001 2310 28781 0 99 19 - 1054 hrtime pts/1 00:00:00 myprocess
0 R 1001 13253 28979 0 80 0 - 38332 - pts/2 00:00:00 ps
可以总结出来，修改的NI值会被操作系统做检测，如果超出范围则修正到范围之内。
在上面结果的基础上，将NI值设置为-20，预期结果应该是99-20=79。
执行结果如下。
[euto@VM-4-13-centos ~]$ ps -la
F S UID PID PPID C PRI NI ADDR SZ WCHAN TTY TIME CMD
0 S 1001 16994 16006 0 60 -20 - 1054 hrtime pts/1 00:00:00 myprocess
0 R 1001 18523 16091 0 80 0 - 38332 - pts/2 00:00:00 ps
这里我中断进程后，重新启动了程序，所以PID发生了变化，但是前提条件是一样的，不难看出来，NI值变成了-20，说明NI值是覆盖原来的值，但是PRI并不是我们预期的79，而是60。原因是每次调整优先级的NI值，都是在默认的PRI值80上做加减。
- 为什么要让优先级的修改受限？
操作系统中，存在很多必要的常规进程，如果进程的优先级可以无限大，必然会造成多数用户进程的优先级比常规进程的优先级高，导致常规进程获取资源的优先度下降，造成系统卡顿。
而把一个进程获取资源优先度不高的情况称为进程饥饿。
二、Linux调度与切换
1.背景
- CPU在执行一个进程的时候，是直接一次性把代码跑完吗？
不是，现代操作系统设计的CPU执行代码，都是基于时间片轮转执行的。假设时间片大小是1ms，那么一个进程在CPU上执行1ms后，CPU会马上开始执行另外一个进程。
- 竞争性：系统进程数目众多，而CPU资源少量，甚至只有一个，所以进程之间是具有竞争性的，为了高效完成任务，合理竞争相关资源，便有了优先级。而为了保证优先级，便设计了调度器基于时间片轮转执行每一个进程。
- 独立性：进程之间具备独立性，多个进程运行期间互不影响，这种不影响指的是一个进程不影响另一个进程的执行。
- 并行：多个进程在多个CPU下，同时运行，称为并行。
- 并发：多个进程在一个CPU下，通过高频进程切换的方式，让多个进程都得以推进运行，称为并发。
如今多数人的个人电脑都只有一个CPU，因此多个进程之间是并发运行，如果把时间精确到CPU的一个时间单元上，那么CPU在这个时间单元上执行的指令是确定的只有一条，而用户感知到的是我们的电脑可以打游戏的同时听音乐，原因就在于我们的CPU非常快！！！（多核其实就是CPU内部有一个控制器，多个运算器）
2.进程切换
CPU有一个运行队列，CPU要轮转切换多个进程。
- CPU内部有大量寄存器，这些寄存器的种类不一。
- 进程A正在CPU上被执行时，该时间片内，寄存器上会产生许多临时数据，这些临时数据是和当前的进程A相关的，这些大量临时数据称为进程的硬件上下文。
- 时间片结束，CPU要执行下一个进程B，在此之前，要把寄存器的数据拷贝到进程A的PCB内部（也有部分数据拷贝到了其他地方），这个过程称为保护上下文。
- CPU开始执行进程B，那么就有两种情况，如果进程B是首次被调度，那么进程B直接开始执行，在执行期间所产生大量临时数据直接覆盖寄存器原来的数据。如果进程B是非首次被调度，那么进程B会先把PCB保存的数据恢复到寄存器中，然后开始执行。这个过程称为恢复上下文。
CPU的寄存器只有一套，但是寄存器要处理的数据有多套，这些大量临时数据不属于寄存器，而是属于进程！！！
3.Linux调度
在操作系统理论部分，大部分人了解到操作系统对进程的调度都是类似FIFO的处理方法。下面以Linux系统的调度作详细说明。
概括性的总结一句话就是，Linux实现的调度算法，考虑了进程的优先级，考虑了进程饥饿问题，考虑了效率。
上面这张图是Linux系统中对CPU运行队列的实现，其中，有两个定义一模一样的结构，大致结构内容如下。
struct Qq
{
int nr_active;
int bitmap[5];
struct task_struct* queue[140];
}先来介绍queue，这是一个PCB指针数组，一共有140个地址，但是【0，99】是用来给实时操作系统调度的，而【100，139】一共40个地址刚好对应进程的40个优先级，是给分时操作系统调度用的。
这里要简单介绍一下调度上对操作系统的分类。
调度上把操作系统分为实时操作系统和分时操作系统两种，区别仅仅在于CPU调度的时候。正常情况下，计算机只有一个CPU，CPU的执行都是轮转时间片，这是分时操作系统。但是，在有些特殊场景下，不需要轮转这个动作，CPU执行进程必须是实时、立刻、马上，因此Linux也考虑了实时操作系统的设计而定义了【0，99】这100个空间。
【100，139】对应40个优先级。
这里的设计采用了类似哈希桶的设计，优先级相同的进程会被链接在一起，如下所示。
那么，CPU在轮转进程的时候，是从优先级为60的位置一个个向后遍历吗？
不是的，为了解决遍历的低效率，便设计了bitmap[5]，这是一个整型数组，利用了位图这种数据结构的思想，STL位图，用比特位来表示是与否的两种状态，一个整型类型有32个比特位，5个整型就是有160个比特位。
queue的一个位置就映射着bitmap的一个比特位，如果比特位为0，表示对应数组的某一个位置没有进程，如果比特位为1，表示对应数组的某个位置有进程。
nr_active用来表示queue中有多少个位置是有进程的。
Linux设计了这样的一种结构后，发现解决了进程优先级和效率问题，但是进程饥饿问题还没有解决。因此，为了解决进程饥饿问题，Linux把这种结构再复制了一份，并且其中一份叫活跃进程队列，一份叫过期进程队列。
进程在被执行的时候，CPU在一个时间片内轮转一个进程，轮转结束后，把这个进程放在过期进程队列里，于是，活跃进程队列里面的进程数量不断减少，过期进程队列里面的数量不断增加。
CPU只在活跃进程队列里面执行进程，一个时间片轮转一个进程，在CPU轮转活跃进程队列的时候，如果有一个进程优先级设置的更高需要被执行，那么可能造成进程饥饿问题。因此，当CPU轮转进程的时候，操作系统又把其他进程放进来时，是放在了过期进程队列里面，不影响CPU轮转当前进程，这就解决了进程饥饿问题。
那么，直到活跃进程队列里面的进程全部被执行完，此时过期进程队列里面有着许许多多需要被CPU执行的进程。
Linux又设计了两个指针，这两个指针的内容如下。
struct Qq array[2];//结构体数组，内有两个进程队列
struct Qq* active = array[0];
struct Qq* expired = array[1];array是结构体数组，用来存放Linux设计的两个一模一样的结构体。而这两个指针分别指向array数组的两个元素。
本质上，active指向活跃队列，expired指向过期队列，当活跃队列为空，此时过期队列“满满当当”，于是active就和expired交换指针内容。
结果就是，CPU执行时只会去轮转active指向的队列，因为当active指向的队列为空的时候，操作系统会让它去指向另外一个“满满当当”的队列。
Linux调度算法的设计，完美解决了CPU轮转进程的不足！！！
原文地址：https://blog.csdn.net/weixin_74098337/article/details/142416895
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