读薄「Linux 内核设计与实现」 - 进程管理和调度
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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了读薄「Linux 内核设计与实现」 - 进程管理和调度相关的知识,希望对你有一定的参考价值。
这篇文章是《读薄「Linux 内核设计与实现」》系列文章的第 II 篇,本文主要讲了以下问题:进程管理的任务、进程管理与其他模块的依赖关系、进程描述符和任务队列、进程的创建、线程的实现、进程的终止、进程调度。
0x00 进程管理的任务
进程能创建新的进程(通过复制现有进程)
确定哪个进程能拥有 CPU
接受中断并将中断导向相应的内核子系统
管理时钟硬件
当一个进程结束时释放其资源
动态装载执行模块
0x01 进程管理与其他模块的依赖关系
I 进程模块的内外界面
对用户进程提供了一组简单的系统调用接口
对内核的其他模块提供了丰富的接口功能
II 进程模块与其他模块的依赖关系
内存管理模块:当一个进程被调度时,为它建立内存映射
IPC 模块:bottom-half 处理使用了其中的信号量队列
文件系统模块:在装载 module 时为进程调度提供实际设备的访问途径
所有其他模块都依赖于进程调度模块,因为当要进行硬件访问时,它们需要 CPU 挂起用户进程,切换到系统态进行处理
0x02 进程描述符和任务队列
I 进程描述符
task_struct
(进程描述符)定义于
II 分配进程描述符
- Linux 通过 slab 分配
task_struct
可以达到对象复用和缓存着色的目的,不需要频繁调用内存管理相应功能,相当于一种高级缓存
III 进程描述符的存放
通过 PID 标识进程,最大值默认为32768
如何获得当前运行的进程?
通过 current 宏(体系结构相关),current_thread_info()->task;
0x03 进程的创建
I 进程创建过程描述
Linux 中,进程的创建是通过拷贝已存在的进程来实现的
内核启动的时候,
start_kernel()
初始化各系统数据结构,同时生成了与系统共存亡的后台进程:init这些子进程通过
fork()
系统调用生成他们的子进程进程的终止是通过系统调用
_exit()
实现的
II 进程创建函数
fork(): 进程复制自身产生子进程
exec(): 加载可执行代码模块覆盖自身代码
III 写时拷贝(copy-on-write)
使地址空间上的页的拷贝被推迟到实际发生写入的时候才进行
0x04 线程的实现
Linux 没有真正的线程,线程当做进程来实现(仅仅是进程间资源直接共享的一种机制)
通过 clone 时传递一些参数标志来实现:
clone(CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND, 0);
这些标志定义于 <linux/sched.h>
- 内核线程:独立运行在内核的标准进程
0x05 进程的终止
删除进程描述符
父进程得知进程终止的消息后才能删除子进程的描述符
父进程 WAIT() (通过系统调用
wait4()
实现),挂起父进程,直到其中一个子进程退出之后,真正释放描述符(
release_task()
):- 调用
_unhash_process()
从 pidhash 上删除该进程 _exit_signal()
释放目前僵死进程所使用剩余资源- 调用
put_task_struct
释放描述符(内核栈、thread_info 所占的页、slab 高速缓存)
- 调用
若父进程异常终止,将发生什么情况?
如果父进程在子进程之前推出,这些成为孤儿的进程会处于僵死状态,解决方案是给子线程在当前进程中找一个父亲,如果不行,则以 init 进程为父亲,过程:
do_exit() -> exit_notify() -> forget_original_parent() -> find_new_reaper()
开始寻父。
0x06 进程调度
I 多任务系统分类
抢占式:由调度程序决定一个进程的运行与挂起,挂起的动作就叫做抢占(Linux 为抢占式内核),进程在被抢占之前的运行时间是预先设置好的,叫做时间片
非抢占式:除非进程自己停止,否则它会一直运行,它主动挂起自己的动作叫让步(yielding)
II 调度策略
I/O 消耗型和 CPU 消耗型进程
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
CPU 消耗型:进程把时间大多用在执行代码上
UNIX 系列倾向于 I/O 消耗型
进程优先级(Linux 采用2种不同的优先级范围)
nice 值:从 -20~+19,默认为0,nice 越大,优先级越低
实时优先级:从 0~99,越高的实时优先级越高,它的值可以配置
时间片
时间片分配多大?:时间片过长使得系统交互性不好;时间片过短会导致大部分 CPU 时间浪费在进程的切换上。
Linux 采用可变长的时间片
III Linux 调度算法
O(1) 调度
优先级数组
O(1)调度算法中的一个核心数据结构即为prio_array
结构体,该结构体中有一个用来表示进程动态优先级的 queue,它其中的每一项都是一种优先级形成的进程的链表,即每一条链表中的进程都有相同优先级
struct prio_array{
unsigned int nr_active;
unsigned long bitmap[BITMAP_SIZE];
struct list_head queue[MAX_PRIO];
}
另外,该结构体中还包含一个优先级位图 bitmap,该位图使用1位来表示1种优先级,开始时,所有位置都置0,一旦有进程处于可运行状态时,该进程所在优先级对应位图中的相应位被置1.
因此,在 O(1)调度中查找最高的优先级就转化为查找优先级位图中第一个被置1的位
确定了最高优先级之后,选取下一个进程就是在 queue 对应的链表中取一个进程即可
活动进程和过期进程
在 O(1)调度中,对可运行态的进程分了两类:一类为活动进程,即时间片还未用完的进程;另一类为过期进程,即时间片已经用完的进程,但进程还未结束,它们没有机会得到执行。
在可运行队列结构中(runqueue)的 arrays 的两个元素分别来表示上述两个集合,active
和 expire
两个指针分别指向这2个集合
时间片的计算
active
中的进程一旦时间片使用完毕就会放入expire
中,并设置好新的时间片;当active
为空时,说明所有进程时间片已耗尽,此时,将active
和expire
对调,重新开始下一轮时间片的递减过程。
O(1)算法中的两个核心
选择下一个进程
时间片的重新分配
CFS 调度(公平调度)
O(1)算法是根据进程的优先级进行调度的;CFS 是根据进程的虚拟进程运行时间来进行调度的
如何选择进程?
CFS 提出了虚拟运行时间的概念(vruntime),vruntime 记录了一个可执行进程到当前时刻为止执行的总时间,vruntime 越大,它被调度的可能性越小,因此每次选择 vruntime 越小的进程进行调度(在 Linux 中使用红黑树来找出 vruntime 最小的进程)
调度进程的运行时间
现在已经知道了进程是如何调度的,那么当进程运行时,它的运行时间是多少呢?
CFS 的运行时间是由当前所有可调度进程优先级比重来确定的
例:3个进程优先级为5,15,20,它们时间片大小分配为:5/40, 15/40, 20/40
IV 抢占和上下文切换
上下文切换表示从一个可执行进程切换到另一个可执行进程(定义在 sched.h 中的 context_switch())
调用
switch_mm()
:把虚拟进程从一个进程切换到新进程调用
switch_to()
:保存和恢复栈信息、寄存器信息need_resched
标志:每个进程都包含该标志,为了让内核知道在什么时候调用schedule()
.当某进程应该被抢占时,设置该标志;当一个优先级高的进程进入可执行态时,也会设置该标志。
用户抢占的发生
从系统调用返回用户空间时
从中断处理程序返回用户空间时
当内核返回用户空间时,如果 need_resched
被设置,会导致 schedule()
被调用,此时发生用户抢占
内核抢占的发生
从中断程序返回内核空间时
内核代码再一次具有可抢占性时
如果内核中的任务显示调用
schedule()
如果内核中的任务阻塞(同样也会调用
schedule()
)
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