linux进程调度

原文地址：http://blog.sina.com.cn/s/blog_682686610100qqi3.html
1. Linux进程调度概述

Linux系统支持用户态进程和内核线程，需要说明的是，Linux没有提供用户态线程支持，实现用户态线程需要引入第三方线程库。

操作系统进程调度是整个操作系统理论的核心，在设计进程调动机制需要考虑的具体问题主要有：

1）调度的时机：在什么情况下，什么时候进行调度。

2）调度的“政策”（policy）：根据什么准则挑选下一个进入运行的进程。

3）调度的方式：是“可剥夺”（preemptive）还是“不可剥夺”（nonpreemptive）。

图1.2.1给出了Linux进程状态转换关系：

图1 Linux进程状态转换图

Linux进程调度分为自愿调度和强制调度两种。1）在内核空间，一个进程可以通过schedule()启动一次调度，也可以在调用schedule()之前，将本进程状态设置为TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE，暂时放弃运行而进入睡眠。这通常发生在来自用户空间的系统调用被阻塞。在用户空间，用户进程可以通过系统调用nanosleep()达到目的。2）调度还可以是非自愿的。在一定条件下，内核会强制性剥夺当前进程运行而调度其他进程进入运行。

Linux调度政策基础是时间片轮转+优先级抢占的结合，为了满足不同应用的需要，内核提供了三种调度方法： 1）SCHED_FIFO实时调度策略，先到先服务2）SCHED_RR实时调度策略，时间片轮转3）SCHED_NORMAL 分时调度策略（在2.6内核以前为SCHED_OTHER）。用户进程可以通过系统调用sched_setscheduler（）设定自己的调度策略。SCHED_FIFO和SCHED_RR的区别是，前者只有在就绪队列中有优先级更高的进程，或进程被阻塞，或自愿调用阻塞原语（如sleep_on_interruptible）的情况下，才会放弃CPU，而如果调度策略是后者，当前进程与就绪队列里其他进程按Round Robin方式共享CPU。

 

2. Linux进程调度原理

基本的操作系统进程调度算法包括先来先服务（first come first serve），时间片轮转（round robin），多级反馈轮转法（round robin with multiple feedback），优先级法（静态优先级法/动态优先级法），短作业优先法（shortest job first），最高响应比优先法（highest response_ratio next）。不同调度算法应用场合不同，某些调度算法可能仅具有研究价值，实际中鲜有应用；而某些调度算法需要互补以完成设计需求。但是，无论哪种进程调度算法，都要面对以下实际问题：

1）调度器对实时进程的响应；

2）调度器的调度开销，以及系统进程负载对调度的影响；

3）在SMP环境下，当前CPU调度对其他CPU的影响；

Linux2.6.x内核进程调度算法为解决上述问题，设计了全新的数据结构和调度算法，但其基本策路仍是以优先级为基础的抢占式调度，与2.6以前内核版本不同，内核抢占可能发生在内核态（因此，2.6版本的内核代码必须考虑到重入问题）。

2.6版本的内核调度也是几度变迁，其基本思想是1）提高实时进程调度相应比2）普通进程调度体现“完全公平这个思想”。从2.6早期版本SD（Staircase Schedule）调度器，到2.6.23版本的RSDL（The Rotating Staircase Deadline Schedule）调度器，再至2.6.26版本CFS（Complete Fair Schedule）调度器，调度机制不断完善。2.6.26内核进程调度吸收了前期版本的精华，通过全新设计数据结构和算法，为实时进程（SCHED_FIFO/SCHED_RR）提供O（1）时间复杂度的调度算法，同时，为了兼顾“完全公平”这一设计思路，设计了CFS调度器，为普通进程提供满足公平性为原则的O（lgn）时间复杂度的调度算法。因此，准确地说，2.6.23以后的版本进程调度是基于O（1）+ O（lgn）时间复杂度的调度。基于这两部分的设计和Linux内核代码实现将在本文给与介绍。

 

2.1 基于实时进程调度

Linux2.4内核维护双向循环队列runqueue，一旦调度时机触发，内核重新计算当前队列中所有进程运行权值，并从中挑选出权值最高的进程作为当前进程投入运行。其弊端是显而易见的：

1）调度时机触发，重新计算runqueue中每个进程运行权值，复杂度为O(n)， 且调度性能与内核负载相关。

2）runqueue同时管理着实时进程与非实时进程（普通进程），内核通过进程属性，如实时或非实时、实时进程优先级、用户进程或内核线程相关因素来计算运行权值count，灵活性低，且不便于理解和维护。

从Linux2.6早期版本开始，内核进程对实时进程调度重新设计了O（1）调度器——SD/RSDL，RSDL调度器是在SD调度器基础上的改进。Linux2.6.26内核在早期2.6内核基础上简化了RSDL调度器，把就绪进程队列和过期进程队列合并为就绪队列。下面结合内核代码，给与实时进程O（1）调度器的实现（限于篇幅，本文给出核心数据结构关键成员的注释）。

1）就绪进程队列struct rq

struct rq {

              

              

              spinlock_t lock;

 

              unsigned long nr_running;

 

              

       struct cfs_rq cfs;

 

       struct rt_rq rt;

       

       

       u64 clock;

       

       

       struct task_struct *migration_thread;

       struct list_head migration_queue;

       

}

内核为系统中每个CPU维护独立的struct rq数据结构，在SMP环境下，CPU之间互不影响。实时进程调度的核心数据结构是struct rt_rq，定义如下：

2）实时进程就绪队列struct rt_rq

struct rt_rq {

 

struct rt_prio_array active;

 

unsigned long rt_nr_running;

 

 

u64 rt_time;

 

};

rt_rq中关键的数据结构在于prio_array_active，定义如下：

3）优先级队列struct rt_prio_array

struct rt_prio_array {

 

       DECLARE_BITMAP(bitmap, MAX_RT_PRIO+1);

       

       struct list_head queue[MAX_RT_PRIO];

};

4）进程运行信息结构sched_info

struct sched_info {

       

       unsigned long pcount;          

       unsigned long long cpu_time,  

       run_delay;

 

       

       unsigned long long last_arrival,

   last_queued;                          

};

       sched_info维护进程运行时的实时信息，代码作者的注释已比较详细，该结构数据在schedule进程切换发生时被更新。

       struct rt_prio_array成员bitmap是进程优先级队列位图，其大小是MAX_RT_PRIO + 1，如果某优先级就绪进程队列不空，那么bitmap相应的位置1，否则为0。queue为进程优先级队列数组，每个进程优先级队列用双端循环链表来描述。内核寻找优先级最高的任务需要两个简单的BSFS汇编指令，查询优先级队列位图，然后从优先级队列数组中取出对应的优先级队列的对头所指向的进程，即为下一个投入运行的进程。当进程用完了自己的时间片后，被加入active数组优先级队列的末尾，调度任务从当前实时任务优先级队列中取出队首任务投入运行。实时进程调度核心数据结构之间的关系如图2：

 

图2

2.2 基于普通进程调度

       Linux2.6.23内核进程调度支持CFS调度器，它从RSDL/SD中吸取了完全公平的思想，不再跟踪进程的睡眠时间，也不再企图区分交互式进程。它将所有的进程（普通进程）都统一对待，这就是公平的含义。CFS调度器使用红黑树管理就绪进程，所有状态为TASK_RUNNING的进程都被插入红黑树。在每个调度点，CFS调度器都会选择红黑树的最左边的叶子节点作为下一个将获得CPU的进程。由于红黑树是平衡树，因此采用CFS调度器调度时间复杂度是O(lgn)。在CFS中，tick中断首先更新调度信息。然后调整当前进程在红黑树中的位置。调整完成后如果发现当前进程不再是最左边的叶子，就标记need_resched标志，中断返回时就会调用scheduler()完成进程切换。否则当前进程继续占用CPU。从这里可以看到CFS调度器带来的两点变换：1）抛弃了传统的时间片概念，进程运行权值的计算分散到tick中断发生时。tick中断只需更新红黑树，以前的所有调度器都在tick中断中递减时间片，当时间片或者配额被用完时才触发优先级调整并重新调度（参见函数update_curr()调用时机）。2）CFS为内核抢占调度提供完美支持。

理解CFS的关键就是了解红黑树键值的计算方法。该键值由三个因子计算而得：一是进程已经占用的CPU时间；二是当前进程的nice值；三是当前的cpu负载。CFS调度器维护CPU级变量min_vruntime；同时，每个进程维护进程级变量vruntime。其中，min_vruntime = max (min_vruntime, vruntime)，即调度前min_vruntime的数值和备选进程运行时间权值的大者。进程插入红黑树的键值为vruntime - min_vruntime。它们的差值代表了一个进程的公平程度。该值越大，代表当前进程相对于其它进程越不公平。因此该值越大，键值越大，从而使得当前进程向红黑树的右侧移动，越晚被选中。

       以上，介绍了Linux2.6.26内核两种主流调度器，2.6.26内核还为idle进程提供了专门的调度器（idle_sched_class）。需要指出的是，进程调度首先选择实时进程调度器，即进程总是以保证实时进程最高运行权限，如果系统中没有实时进程，那么才会选择CFS调度器进行进程调度。

       Additions notes：

1）2.6.26内核对实时进程队列运行时间进行了限制，如果某一实时进程队列运行时间超过最大限制，内核将限制此实时进程队列继续占用CPU（详见update_curr_rt函数）。

2）2.6.26内核进程运行时间权值的分散计算点：

a.定时器中断调用调度器计算进程调度权值

b.schedule中进程调度点