讀薄「Linux 內核設計與實現」(2) - 進程管理和調度

這篇文章是《讀薄「Linux 內核設計與實現」》系列文章的第 II 篇，本文主要講了以下問題：進程管理的任務、進程管理與其他模塊的依賴關系、進程描述符和任務隊列、進程的創建、線程的實現、進程的終止、進程調度。

0x00 進程管理的任務

進程能創建新的進程（通過復制現有進程）

確定哪個進程能擁有 CPU

接受中斷并將中斷導向相應的內核子系統

管理時鐘硬件

當一個進程結束時釋放其資源

動態裝載執行模塊

0x01 進程管理與其他模塊的依賴關系

I 進程模塊的內外界面

對用戶進程提供了一組簡單的系統調用接口

對內核的其他模塊提供了豐富的接口功能

II 進程模塊與其他模塊的依賴關系

內存管理模塊：當一個進程被調度時，為它建立內存映射

IPC 模塊：bottom-half 處理使用了其中的信號量隊列

文件系統模塊：在裝載 module 時為進程調度提供實際設備的訪問途徑

所有其他模塊都依賴于進程調度模塊，因為當要進行硬件訪問時，它們需要 CPU 掛起用戶進程，切換到系統態進行處理

0x02 進程描述符和任務隊列

I 進程描述符

task_struct （進程描述符）定義于

II 分配進程描述符

Linux 通過 slab 分配 task_struct 可以達到對象復用和緩存著色的目的，不需要頻繁調用內存管理相應功能，相當于一種高級緩存

III 進程描述符的存放

通過 PID 標識進程，最大值默認為32768

如何獲得當前運行的進程？

通過 current 宏（體系結構相關），current_thread_info()->task;

0x03 進程的創建

I 進程創建過程描述

Linux 中，進程的創建是通過拷貝已存在的進程來實現的

內核啟動的時候，start_kernel() 初始化各系統數據結構，同時生成了與系統共存亡的后臺進程：init

這些子進程通過 fork() 系統調用生成他們的子進程

進程的終止是通過系統調用 _exit() 實現的

II 進程創建函數

fork(): 進程復制自身產生子進程

exec(): 加載可執行代碼模塊覆蓋自身代碼

III 寫時拷貝(copy-on-write)

使地址空間上的頁的拷貝被推遲到實際發生寫入的時候才進行

0x04 線程的實現

Linux 沒有真正的線程，線程當做進程來實現（僅僅是進程間資源直接共享的一種機制）

通過 clone 時傳遞一些參數標志來實現：

clone(CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND, 0);

1

這些標志定義于

內核線程：獨立運行在內核的標準進程

0x05 進程的終止

刪除進程描述符

父進程得知進程終止的消息后才能刪除子進程的描述符

父進程 WAIT() （通過系統調用 wait4()實現），掛起父進程，直到其中一個子進程退出

之后，真正釋放描述符（release_task()）:

調用 _unhash_process()從 pidhash 上刪除該進程

_exit_signal() 釋放目前僵死進程所使用剩余資源

調用 put_task_struct 釋放描述符（內核棧、thread_info 所占的頁、slab 高速緩存）

若父進程異常終止，將發生什么情況？

如果父進程在子進程之前推出，這些成為孤兒的進程會處于僵死狀態，解決方案是給子線程在當前進程中找一個父親，如果不行，則以 init 進程為父親，過程：

do_exit() -> exit_notify() -> forget_original_parent() -> find_new_reaper()

開始尋父。

0x06 進程調度

I 多任務系統分類

搶占式：由調度程序決定一個進程的運行與掛起，掛起的動作就叫做搶占（Linux 為搶占式內核），進程在被搶占之前的運行時間是預先設置好的，叫做時間片

非搶占式：除非進程自己停止，否則它會一直運行，它主動掛起自己的動作叫讓步（yielding）

II 調度策略

I/O 消耗型和 CPU 消耗型進程

I/O 消耗型：進程大部分時間用來提交 I/O 請求或是等待 I/O 請求

CPU 消耗型：進程把時間大多用在執行代碼上

UNIX 系列傾向于 I/O 消耗型

進程優先級(Linux 采用2種不同的優先級范圍)

nice 值：從 -20~+19，默認為0，nice 越大，優先級越低

實時優先級：從 0~99，越高的實時優先級越高，它的值可以配置

時間片

時間片分配多大？：時間片過長使得系統交互性不好；時間片過短會導致大部分 CPU 時間浪費在進程的切換上。

Linux 采用可變長的時間片

III Linux 調度算法

O(1) 調度

O(1)調度算法中的一個核心數據結構即為prio_array結構體，該結構體中有一個用來表示進程動態優先級的 queue，它其中的每一項都是一種優先級形成的進程的鏈表，即每一條鏈表中的進程都有相同優先級

struct prio_array{ unsigned int nr_active; unsigned long bitmap[BITMAP_SIZE]; struct list_head queue[MAX_PRIO]; }

1

2

3

4

5

另外，該結構體中還包含一個優先級位圖 bitmap，該位圖使用1位來表示1種優先級，開始時，所有位置都置0，一旦有進程處于可運行狀態時，該進程所在優先級對應位圖中的相應位被置1.

因此，在 O(1)調度中查找最高的優先級就轉化為查找優先級位圖中第一個被置1的位

確定了最高優先級之后，選取下一個進程就是在 queue 對應的鏈表中取一個進程即可

在 O(1)調度中，對可運行態的進程分了兩類：一類為活動進程，即時間片還未用完的進程；另一類為過期進程，即時間片已經用完的進程，但進程還未結束，它們沒有機會得到執行。

在可運行隊列結構中（runqueue）的 arrays 的兩個元素分別來表示上述兩個集合，active 和 expire 兩個指針分別指向這2個集合

active中的進程一旦時間片使用完畢就會放入expire中，并設置好新的時間片；當active為空時，說明所有進程時間片已耗盡，此時，將active和expire對調，重新開始下一輪時間片的遞減過程。

選擇下一個進程

時間片的重新分配

CFS 調度（公平調度）

O(1)算法是根據進程的優先級進行調度的；CFS 是根據進程的虛擬進程運行時間來進行調度的

CFS 提出了虛擬運行時間的概念（vruntime），vruntime 記錄了一個可執行進程到當前時刻為止執行的總時間，vruntime 越大，它被調度的可能性越小，因此每次選擇 vruntime 越小的進程進行調度（在 Linux 中使用紅黑樹來找出 vruntime 最小的進程）

現在已經知道了進程是如何調度的，那么當進程運行時，它的運行時間是多少呢？

CFS 的運行時間是由當前所有可調度進程優先級比重來確定的

例：3個進程優先級為5，15，20，它們時間片大小分配為：5/40, 15/40, 20/40

IV 搶占和上下文切換

上下文切換表示從一個可執行進程切換到另一個可執行進程（定義在 sched.h 中的 context_switch()）

調用 switch_mm()：把虛擬進程從一個進程切換到新進程

調用 switch_to()：保存和恢復棧信息、寄存器信息

need_resched 標志：每個進程都包含該標志，為了讓內核知道在什么時候調用schedule().當某進程應該被搶占時，設置該標志；當一個優先級高的進程進入可執行態時，也會設置該標志。

用戶搶占的發生

從系統調用返回用戶空間時

從中斷處理程序返回用戶空間時

當內核返回用戶空間時，如果 need_resched 被設置，會導致 schedule() 被調用，此時發生用戶搶占

內核搶占的發生

從中斷程序返回內核空間時

內核代碼再一次具有可搶占性時

如果內核中的任務顯示調用 schedule()

如果內核中的任務阻塞（同樣也會調用schedule()）

Linux 任務調度

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