【av68676164（p38-p40)】进程调度

6.1 进程调度概念

进程调度

在合适的时候以一定策略选择一个就绪进程运行

进程调度的目标

1. 响应速度尽可能快
2. 进程处理的时间尽可能短
3. 系统吞吐量尽可能大
4. 资源利用率尽可能高
5. 对所有进程要公平
6. 避免饥饿
7. 避免死锁

上述部分原则之间存在自相矛盾

进程调度的目标（两个可以量化的衡量指标）

周转时间/平均周转时间

周转时间：进程提交给计算机到最终完成花费的时间（\(t\)）

\(t_s\)：进程的提交时间（start）

\(t_c\)：进程的完成时间（complete）

\[t=t_c-t_s
\]

意义：说明进程在系统中停留时间长短

平均周转时间：

\[t=\frac {t_1+t_2+\cdots + t_n} {n}
\]

意义：平均周转时间越短，意味着这些进程在系统内停留的时间越短，因而系统的吞吐量也就越大，资源利用率也越高

带权周转时间/平均带权周转时间

带权周转时间：

\(t\)：进程的周转时间

\(t_r\)：进程的运行时间（run）

\[w=\frac t {t_r}
\]

意义：进程在系统相对停留时间、

平均带权周转时间：

\[w=\frac {w_1+w_2+\cdots+w_n} {n}
\]

6.2 典型调度算法

1. 先来先服务调度（First Come First Serve）

算法

按照作业进入系统的时间先后来挑选作业，先进入系统的作业优先被运行。

特点

• 容易实现，效率不高
• 只考虑作业的等候时间，而没考虑运行时间的长短。因此一个晚来但是很短的作业可能需要等待很长时间才能被运行，因为本算法不利于短作业。

2. 短作业优先调度算法（Short Job First）

算法

参考运行时间，选取运行时间最短的作业投入运行

特点

• 易于实现，效率不高
• 忽略了作业等待时间，一个早来但是很长的作业将会在很长时间得不到调度，易出现资源“饥饿”的现象。

3. 响应比高者优先调度算法

响应比定义

作业的响应时间和运行时间的比值

\[响应比=\frac {响应时间}{运行时间}=\frac {等待时间+运行时间}{运行时间}=1+\frac{等待时间}{运行时间}
\]

算法

计算每个作业的响应比，选择响应比最高的作业优先投入运行。

特点

• \(响应比=1+\frac{等待时间}{运行时间}\)
• 如果作业的等待时间相同，则运行时间越短的作业，其响应比越高，因此越容易被调度，因而有利于短作业。
• 如果作业的运行时间相同，则等待时间越长的作业，其响应比越高，因此越容易被调度。因而有利于等候长的作业。
• 对于运行时间长的作业，其优先级可以随等候时间的增加而提高，当其等待足够久的时候，也有可能获得CPU。

4. 优先数调度算法

算法

• 根据进程优先数，把CPU分配给最高的进程
• 进程优先数=静态优先数+动态优先数

静态优先数

进程创建时确立，在整个进程运行期间不再改变

动态优先数

动态优先数再进程运行期间可以改变

静态优先数的确立

• 基于进程所需资源的多少
• 基于程序运行时间的长短
• 基于进程的类型（IO/CPU，前台/后台，核心/用户）

动态优先数的确立

• 当使用CPU超过一定时常时
• 当进行I/O操作后
• 当进程等待超过一定时长时

5. 循环轮转调度法（Round-Robin）

概念

• 把所有就绪进程按先进先出的原则拍成队列。新来的进程加到队列末尾。
• 进程以时间片q为单位轮流使用CPU。刚刚运行一个时间片的进程排到队列末尾，等候下一轮运行。
• 队列逻辑上是环形的。

优点：

• 公平性：每个就绪进程有平等机会获得CPU
• 交互性：每个进程等待\((N-1)\cdot q\)的时间就可以重新获得CPU

时间片q的大小

1. 如果q太大
   • 交互性差
   • 甚至退化为FCFS调度算法
2. 如果q太小
   • 进程切换频繁，系统开销增加

改进

• 时间片的大小可变
• 组织多个就绪队列

6.3 Linux进程调度

Linux进程类型

普通进程

• 采用动态优先级来调度
• 调度程序周期性地修改优先级（避免饥饿）

实时进程

• 采用静态优先级来调度
• 由用户预先指定，以后不会改变

Linux进程的优先级

静态优先级

• 进程创建时指定或由用户修改

动态优先级

• 在进程运行期间可以按照调度策略改变
• 非实时进程采用动态优先级，由调度程序计算
• 只要进程占用CPU，优先级就随着时间流逝而不断减小
• task_struct的counter表示动态优先级

调度策略（结合task_struct）

task_struct->policy指明进程调度策略

实时进程

• SCHED_FIFO（先进先出）
  • 当前实时进程一直占用CPU直至退出或阻塞或被抢占
  • 阻塞后再就绪时被添加到同优先级队列的末尾
• SCHED_RR（时间片轮转）
  • 与其他实时进程以Round-Robin方式共同使用CPU
  • 确保同优先级的多个进程能共享CPU

非实时进程

• SCHED_OTHER（动态优先级）
• counter成员表示动态优先级

调度策略的改变

• 系统调用sched_setscheduler()来改变调度策略
• 实时进程的子孙进程也是实时进程

进程调度的依据

task_struct
policy	进程的调度策略，用来区分实时进程和普通进程；SCHED_OTHER(0)||SCHED_FIFO(1)||SCHED_RR(2)
priority	进程（包括实时和普通）的静态优先级
rt_priority	实时进程特有的优先级：rt_priority+1000
counter	进程能够连续运行的时间

动态优先级与counter

counter值的含义

• 进程能连续运行的时间，单位是时钟滴答tick

  时钟中断周期tick为10ms；若counter=60，则能连续运行600ms。

• 较高优先级的进程一般counter较大。

• 一般把counter看作动态优先级。

counter的初值与priority有关

• 普通进程创建时counter的初值为 priority的值。

counter的改变

• 时钟中断tick时，当前进程的counter减1，直到为0被阻塞。

子进程新建时的counter

新建子进程counter从父进程的时间片counter中继承一半

p->counter = (current->counter + 1) >> 1;
current->counter >>= 1;

防止用户无限制地创建后代进程而长期占有CPU资源

调度时机

1. 中断处理过程中直接调用schedule()

   • 时钟中断、I/O中断、系统调用和异常
   • 内核被动调度的情形

2. 中断处理过程返回用户态时直接调用schedule()

   • 必须根据need_resched标记

3. 内核线程可直接调用schedule()进行进程切换

   • 内核主动调度的情形

4. 用户态进程只能通过陷入内核后在中断处理过程中被动调度

   • 必须根据need_resched标记

进程切换

概念

• 内核挂起当前CPU上的进程并恢复之前挂起的某个进程
• 任务切换、上下文切换

与中断上下文的切换有去边

• 中断前后在同一进程上下文中，只是用户态转向内核态执行

进程上下文包含了进程执行需要的所有信息

• 用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等
• 控制信息：进程描述符，内核堆栈等
• 硬件上下文（注意中断也要保存硬件上下文，只是保存的方法不同）

进程调度和切换的流程

schedule()函数

1. 选择新进程

   next = pick_next_task(rq, prev); //进程调度算法
   

2. 调用宏context_switch (rq, prev, next)切换进程上下文

   • prev: 当前进程，next：被调度的新进程
   • 调用switch_to(prev, next)切换上下文

两个进程A，B切换的基本过程

1. 正在运行用户态进程A

2. 发生中断（譬如时钟中断）

   • 保存current当前进程的cs:eip/esp/eflags到内核堆栈
   • 从内核堆栈装入ISR中断服务例程的cs:eip和ss:esp

3. SAVE_ALL //保存现场，已进入内核中断处理过程

4. 中断处理过程中或中断返回前调用了 schedule()

   • 其中的switch_to做了进程上下文切换

5. 运行用户态进程B (B曾经通过以上步骤被切换出去过）

6. RESTORE_ALL //恢复现场

7. iret //中断返回 pop cs:eip/ss:esp/eflags

8. 继续运行用户态进程B