• (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

    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。

    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。

    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:    

    复制代码
    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*/ 
    
      ……
    
    };
    复制代码

     

     

    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:  

    复制代码
    //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);
    复制代码

     

     

    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<asm/mmu_context.h>中的switch_mm(),该函数负责把虚拟内存从上一个进程映射切换到新进程中。

        l  调用定义在<asm/system.h>中的switch_to(),该函数负责从上一个进程的处理器状态切换到新进程的处理器状态。

          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)。

    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。

    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())。

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