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文章目录
- 一、进程优先级前置知识1
- 1.什么是优先级？
- 2.为什么存在优先级？
- 3.优先级的实现
- 3.1优先级在内核里面的体现
- 3.2优先级公式
- 3.3代码
- 3.4优先级范围
- 二、进程的性质前置知识2
- 1.进程四大性质
- 2.寄存器
- 👍三、内核进行O(1)进程调度——O(1)调度算法
- requeue
- 1.queue[140]优先级
- 2.bitmap位图
- 3.进程饥饿问题——acitve/expired queue 活跃队列/过期队列
- 4.nr_active
- 5.*active *expired
- nice延迟修正优先级的妙处
- 整个调度过程
本章着重介绍 内核调度进行的核心算法O(1)调度算法。 再次基础上我们需要先补充一些优先级的前置知识。以此来引出PRI(新) = PRI(旧)+NIC 这个公式。然后重点学习 CPU里面的requeue 的结构和组成。并学习requeue每一部分组成存在的必要性和价值。 以此来彻底弄懂 内核进行调度 ——O(1)调度算法整个工作过程。
一、进程优先级前置知识1
1.什么是优先级？
进程得到某种资源的先后顺序就叫做优先级
- 优先级和权限的区别？
优先级是进程得到某种资源的先后顺序，权限是进程能不能得到某种资源
2.为什么存在优先级？
这一点我们在后面 如何实现 分布操作系统具有相对的公平性的时候具体讲解
3.优先级的实现
3.1优先级在内核里面的体现
- 优先级在内核里面的体现
进程优先级，本质上是task_struck里面的整数 - 优先级核心公式
3.2优先级公式
PRI(新) = PRI(旧)+NIC
NIC:nice:进程优先级修正数据
用户无法直接修改PRI 只能通过修改NIC以此来实现修改PRI的目的。
3.3代码
优先级修改方法
- top的使用 着重掌握top！
top -> r ->输入pid -> 输入要修改的NIC
修改前与修改后的对比
[root@VM-0-12-centos ~]# ps -alF SUIDPIDPPIDC PRI NI ADDR SZ WCHAN TTY TIME CMD0S100120323157530800-3307hrtime pts/0 00:00:00 proc.exe4R020343156530800-38332- pts/1 00:00:00ps[root@VM-0-12-centos ~]# ps -alF SUIDPIDPPIDC PRI NI ADDR SZ WCHAN TTY TIME CMD0S1001203231575309010-3307hrtime pts/0 00:00:00 proc.exe4R020417156530800-38332- pts/1 00:00:00ps- nice使用代码
nice-n10./test.sh#1. 基础用法：默认优先级启动程序sudonice-n -5 python3 server.py#2. 高优先级启动（需 root 权限）nice./app.exe#3. 默认优先级（省略 -n 0）- renice使用方法
renice81234#1. 按 PID 调整单个进程sudorenice15-u username#2. 调高新进程优先级（root 权限）sudorenice15-u username#3. 批量调整同一用户的所有进程3.4优先级范围
细节：linux是一种分时操作系统（与之相对的是实时操作系统）
分时操作系统尽可能保证公平（多线程）
不能让用户随意设置优先级
因此 NIC的取值范围[-20,19]
PRI[60,99]
一共40个数字
二、进程的性质前置知识2
1.进程四大性质
进程具有四大特性
1.竞争性
2.独立性
3.并行性：进程在多个CPU下分别同时运行称之为并行性（一般大型服务器都存在多个CPU）
4.并发性：多个进程在一个CPU下采用进程切换的方式，在一段时间内，让多个进程的以推进称之为并发性。
- 小问题：进程不断切换 为什么我们的电脑感受不到卡顿呢？
因为每个进程切换的周期特别特别短，短到甚至可能到微妙 纳秒的级别。
时间片：每个进程拥有CPU的市场叫做时间片。在task_struct里——int counter
- 小问题：CPU是频繁切换进程的，那假如进程a被切走、下一次再切回到进程a。是如何保证能正常访问到进程a想要的数据呢》
2.寄存器
CPU里面存在着寄存器。这些寄存器用来保存正在执行的临时数据。方便再次切换到原来的进程可以直接访问这也是为什么 我们return 一个局部变量的时候。即使局部变量出作用域被销毁 也能正常return 它的值。本质return的不是局部变量而是存储再寄存器里的临时数据！
结论：寄存器！=寄存器内部的数据
寄存器内部的数据被叫做当前进程硬件的上下文
当前进程的硬件上下文保存再任务状态段里面，任务状态段再PCB内部。
👍三、内核进行O(1)进程调度——O(1)调度算法
requeue
每个CPU都拥有一个requeue
1.queue[140]优先级
queue[MAX_PRIO]最大就是140
每一个queue[i] 都是一个队列
后40个是针对于分时操作系统
前100针对于实时操作系统
我们现在着重讲解后40个
40个队列：我们可以把不同的进程放到不同的队列中。一个队列可以拥有多个进程。但是一个队列里的优先级都是一样的。
对相同优先级进程中选择FIFO的做法
2.bitmap位图
标记 “存在 / 不存在”（经典场景：去重、判重）
比如要记录 “1000 万个整数是否出现过”：
不用位图：用数组 / 哈希表，至少占 1000 万 × 4 字节 = 40MB 内存。
用位图：仅需 1000 万 ÷ 8 = 约 1.2MB 内存（1 个 bit 对应 1 个整数的 “是否存在”）。
3.进程饥饿问题——acitve/expired queue 活跃队列/过期队列
我们都知道 进程是按照 优先级来调度的
那么如果队列a的优先级高于 队列b的优先级。那队列b 不久永远不会被调用了吗？
- 活跃队列/过期队列
再runqueue里面存在2个[140]d的队列
分别是active queue——活跃队列 和 expired queue——过期队列
如果一个进程被调度过 那么他就会被放在过期队列。过期队列不会被调用。 与此对应 过期队列里的一个进程进入到活跃队列里面来 （通过swap实现）
4.nr_active
记录活跃进程的个数
5.*active *expired
保证能够从 avtive queue ——> expired queue 持续时间片轮转
nice延迟修正优先级的妙处
假如我们想要修改一个进程a优先级80->90，那么正常情况下 我们需要先修改优先级 然后再把这个进程 从80队列里面抽离出来 然后再放到90队列里面。 这本质上是一个非常浪费时间和空间的行为。
因此我们使用nice 延迟修正。先修改优先级，不进行原队列抽离。 等活跃队列和过期队列进行swap交时进行 两个进程的交换。这样就大大节省了时间效率。
整个调度过程
*acitve ——> avtivequeue ——> 查看nr_avtive 不为0 ——> bitmap[]查数组下标存在 ——> 选择进程 ——> 拿去active queue 头一个