Linux笔记---进程：进程切换与O(1)调度算法

1. 补充概念

1.1 并行与并发

• 竞争性：系统进程数目众多，而CPU资源只有少量，甚至只有1个，所以进程之间是具有竞争属性的。为了高效完成任务，更合理竞争相关资源，便具有了优先级。
• 独立性：多进程运行，需要独享各种资源，多进程运行期间互不干扰。
• 并行：多个进程在多个CPU下分别，同时进行运行，这称之为并行。
• 并发：多个进程在一个CPU下采用进程切换的方式，在一段时间之内，让多个进程都得以推进，称之为并发。

由于在一个操作系统中进程的数量通常是很多的，所以并发的调度方式必不可少，在这篇文章中，我们要详细探讨进程是如何切换的。

1.2 实时操作系统与分时操作系统

• 实时操作系统：是指系统能够及时响应外部事件的请求，在规定的时间范围完成对该事件的处理，并控制实时任务协调一致地运行。实时操作系统分为硬实时系统（如火箭和导弹控制）和软实时系统（如银行），需要具备实时时钟管理、过载防护和高可靠性等能力。
• 分时操作系统：是一种允许多个用户同时共享一台计算机资源的操作系统。它通过将计算机的处理能力划分为多个时间片，轮流分配给不同的用户进程，使得每个用户都能在短时间内得到系统的响应，就好像独占使用整个系统一样。
• 时间片：当代计算机都是分时操作系统，每个进程都有它合适的时间片(其实就是一个计数器)。时间片到达，进程就被操作系统从CPU中剥离下来，接着其他进程将占据CPU资源，该进程回到运行队列重新排队。

 进程的时间片用完就被CPU换下，让其他进程抢占CPU资源，这一点很好理解，但有两个问题：

1. 当一个程序再次获得CPU资源时，如何接着上次运行的进度来继续运行？
2. CPU是如何由优先级来决定谁该抢占CPU资源的？或者说优先级是如何实现的？

2. CPU上下文切换

在Linux操作系统中，CPU上下文切换是指在多任务处理时，CPU从一个任务切换到另一个任务的过程。这个过程包括保存当前任务的CPU寄存器和程序计数器的值，加载新任务的上下文到这些寄存器和程序计数器，然后跳转到程序计数器所指的新位置，开始运行新任务。

上下文切换的目的是为了让多个任务看起来像是同时运行，而实际上CPU在短时间内轮流执行这些任务。 

简单来说，每个进程在被换下时，会将当前CPU中寄存器的内容(上下文数据)保存到自己的PCB中维护起来，再将即将执行的进程的上下文数据加载到CPU中。

在task_struct中存在字段struct tss_struct tss，该结构体就用来保存进程的上下文数据。

struct tss_struct {
    struct x86_hw_tss x86_tss;
    unsigned long io_bitmap[IO_BITMAP_LONGS + 1];
    unsigned long stack[64];
} ____cacheline_aligned;

struct x86_hw_tss {
    unsigned short back_link, __blh;
    unsigned long sp0;
    unsigned short ss0, __ss0h;
    unsigned long sp1;
    unsigned short ss1, __ss1h;
    unsigned long sp2;
    unsigned short ss2, __ss2h;
    unsigned long __cr3;
    unsigned long ip;
    unsigned long flags;
    unsigned long ax;
    unsigned long cx;
    unsigned long dx;
    unsigned long bx;
    unsigned long sp;
    unsigned long bp;
    unsigned long si;
    unsigned long di;
    unsigned short es, __esh;
    unsigned short cs, __csh;
    unsigned short ss, __ssh;
    unsigned short ds, __dsh;
    unsigned short fs, __fsh;
    unsigned short gs, __gsh;
    unsigned short ldt, __ldth;
    unsigned short trace;
    unsigned short io_bitmap_base;
} __attribute__((packed));

1. x86_tss: 这是一个x86_hw_tss类型的结构体，它定义了硬件状态信息，包括寄存器的值、堆栈指针等。
2. io_bitmap: 这是一个unsigned long类型的数组，用于存储I/O权限位图。
3. stack: 这是一个unsigned long类型的数组，用于存储紧急内核堆栈。

上下文切换的性能影响

上下文切换是有一定开销的，每次上下文切换都需要几十纳秒到数微秒的CPU时间。特别是在进程上下文切换次数较多的情况下，很容易导致CPU将大量时间耗费在寄存器、内核栈以及虚拟内存等资源的保存和恢复上，进而大大缩短了真正运行进程的时间

3. O(1)调度算法

接下来的问题就是，操作系统如何根据优先级决定下一个接手CPU资源的进程是哪一个。

加入依次检查调度队列中的进程的优先级并从中选择的话，时间复杂度会达到O(n)。

O(1)调度算法是Linux内核中的一种进程调度算法，其名称中的“O(1)”表示该算法的时间复杂度是常数级别的，与系统中的进程数量无关。这种算法的设计目的是为了解决O(n)调度算法在处理大量进程时效率低下的问题。

下图是Linux中运行队列的结构示意图：

 我们要讨论的核心在于：

3.1 prio_array结构体

在runqueue中有一个只含两个元素的结构体数组字段，即图中的array[0]和array[1]：

struct prio_array {
    unsigned int nr_active; /* 本组中待处理进程的总数 */
    unsigned long bitmap[BITMAP_SIZE]; /* 用位图的方式表示某个优先级上有没有待处理的进程队列 */
    struct list_head queue[MAX_PRIO]; /* 与bitmap对应，存储所有待运行的进程 */
};

// #define 5 BITMAP_SIZE
// #define 140 MAX_PRIO

1. nr_active：表示本组中待处理进程的总数。
2. bitmap：这是一个位图，用于表示某个优先级上是否有待处理的进程队列。位图中的每一位对应一个优先级，1表示该优先级上有待处理的进程队列，0表示没有。
3. queue：这是一个队列数组，用于存储所有待运行的进程。数组的下标对应进程的优先级，每个元素都是一个队列，队列中的节点是具有相同优先级的进程。例如，优先级为124的进程会被放到下标为124的队列中排队。

 根据上面的信息可以知道，整个操作系统中的优先级范围为[0，140），共140种：

• 普通优先级：100〜139(对应nice值可取的40种优先级)。
• 实时优先级：0〜99(不关心)。

通过让不同优先级的进程到不同的队列中排队，并按下标从低到高地调度每个队列，就保证了优先级高的进程先被执行。

bitmap是一个位图，包含5个整形元素，共160个比特位，前140个比特位依次对应140个优先级的队列 。通过这个bitmap就可以快速定位到非空的队列，而不用依次查找每个队列。

效率以及优先级如何保证的问题解决了，但是，被调度过后需要重新排队的进程以及新加入的进程应该被添加到哪里呢？假设重新添加到当前的queue中，那么在优先级高的进程被完全执行完毕之前，优先级较低的进程都不会被执行。

为了解决这个问题，我们提出了活跃队列和过期队列的概念。

3.2 活跃队列与过期队列

O(1)调度算法通过维护两个运行队列来实现：活动队列（active queue）和过期队列（expired queue）。活动队列中的进程是有资格获取CPU时间片的进程，而过期队列中的进程是已经用完时间片的进程。操作系统始终只会调度活动队列中的进程。

活动队列中的进程的时间片被用完之后会被添加到过期队列中，重新排队的同时，防止其一直占用CPU资源。

array[0]和array[1]轮流成为活动队列和过期队列，当活动队列中所有的进程都用完时间片，也就是活动队列中没有可运行的进程时，活动队列和过期队列进行交换。此时原来的过期队列变为活动队列，而原来的活动队列变为过期队列，新的活动队列中的进程又可以开始竞争CPU资源。

谁是活动队列，谁是过期队列，取决于active指针和expired指针的指向。

3.3 O(1)调度算法的优点

• 高效性：由于查找下一个要运行的进程的时间复杂度为O(1)，无论系统中有多少个进程都能快速地做出调度决策，提高了系统的响应速度和整体性能。
• 公平性：保证了分时操作系统调度进程的公平性，每个进程都有机会运行。

原文地址：https://blog.csdn.net/2302_80372340/article/details/144007625

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