分析linux2.6内核的进程管理,Linux 2.6内核进程调度分析

这个是两年前我写的,好象还发到什么杂志上发表了,因为要往杂志投稿,所以没办法把代码贴出来详细说明,因为中国所谓科技论文的要求(不成文的要求)就是要写的文皱皱的垃圾,今天贴出来充数.

Linux操作系统是一种能运行于多种平台、源代码免费公开、功能稳定强大、符合POSIX规范与Unix兼容的操作系统。它已经成功应用于巨型机、小型机、PC机直到嵌入式系统的广泛领域，成为windows操作系统强有力的竞争对手。

Linux操作系统支持多任务、多用户、多处理器。进程调度是所有支持多任务操作系统的关键部分， Linux操作系统具有一个高效优雅的基于优先级的进程调度器。2003年正式发布的2.6系列内核，相对2. 4系列内核有很大的改进，特别在进程管理方面，2.6内核增加了对可抢占内核的支持，改进了进程调度算法，支持O(1)级调度算法[1]。本文就Linux 2.6内核的进程调度算法进行分析研究。

1  就绪进程队列

在Linux 2.4内核中，就绪进程队列是一个全局数据结构，所有的处理器共享同一个队列。调度器对它的所有操作都会因全局自旋锁而导致系统各个处理机之间的等待，使得就绪队列成为一个明显的瓶颈[2,3]。2.6内核重新设计就绪进程队列为每CPU的数据结构，每个处理器都维护一个自己的就绪队列，这样就避免了2.4内核中的SMP性能瓶颈。

每个CPU的就绪进程队列由一个struct  runqueue结构描述，其中最关键的子结构是优先级就绪数组。每个runqueue包含两个优先级就绪数组：active和expired数组。active 指向时间片没用完、当前可被调度的就绪进程，expired 指向时间片已用完的就绪进程。描述优先级就绪数组的数据结构是prio_array_t，定义为：

struct prio_array {

int               nr_active;         /* number of tasks in the queues */

unsigned long     bitmap[BITMAP_SIZE];  /* priority bitmap */

struct list_head  queue[MAX_PRIO];      /* priority queues */

};

优先级就绪数组包含MAX_PRIO个队列queue，每个queue维护了一个就绪进程列表，这些进程具有相同的优先级。此外，prio_array还包含一个优先级位图(bitmap)，用于快速定位优先级最高的进程。bitmap所有位的初始状态都是0，当一个优先级为N的进程变为TASK_RUNNING时，bitmap中对应的位N置1。此后内核可以通过调用sched_find_first_bit() 函数寻找第一个非空的就绪进程链表。 prio_array还包含一个nr_active变量用于记录该优先级就绪数组中进程的数目。

Runqueue结构中另两个重要的成员变量是best_expired_prio和expired_timestamp。前者记录expired 就绪进程组中的最高优先级，后者用来表征 expired 中就绪进程的最长等待时间。

2  task_struct结构

Linux用task_struct结构表示进程，2.6内核的task_struct结构相对于2.4内核有很大变化。该结构记录了进程的重要信息，与进程调度有关的信息包括：

(1)state

进程状态由state成员变量表示。一个进程共有7种可能状态，分别是：TASK_RUNNING、TASK_INTERRUPTIBLE、TASK_UNINTERRUPTIBLE、TASK_STOPPED、TASK_TRACED、EXIT_ZOMBIE和EXIT_DEAD

(2)timestamp

进程发生调度事件的时间(单位是 nanosecond)。

(3)prio, static_prio

进程的优先级和静态优先级。Prio表示进程的动态优先级，与2.4内核中goodness()的计算结果相当。在0~MAX_PRIO-1之间取值(MAX_PRIO 定义为 140)，其中0~MAX_RT_PRIO-1(MAX_RT_PRIO定义为100)属于实时进程范围，MAX_RT_PRIO~MX_PRIO-1属于非实时进程。数值越大，表示进程优先级越小。static_prio表示进程的静态优先级，相当于2.4内核中的nice。一个进程的初始时间片的大小完全取决于它的静态优先级。

(4)sleep_avg

进程的平均等待时间，在0到NS_MAX_SLEEP_AVG之间取值，初值为0，相当于进程等待时间与运行时间的差值。它是动态优先级计算的关键因子，sleep_avg越大，计算出来的进程优先级也越高。

(5)interactive_credit

该变量表示进程的交互程度。在-CREDIT_LIMIT到CREDIT_LIMIT+1之间取值，初始值为0，而后根据不同的条件加1减1，一旦该值超过CREDIT_LIMIT，即表示该进程是交互进程。

(6)array

指向当前CPU的active就绪进程队列。

(7)run_list

进程通过这个list_head变量连接自己到prio_array数组中queue队列，这样相同优先级的进程连接成一个双向列表，表头为prio_array结构中的queue变量。

3  进程调度算法

2.4内核中进程时间片的计算是在所有就绪进程的时间片耗尽的时候进行的，这个计算过程的耗时取决于系统中就绪进程的数目，因此是O(n)级的过程。Linux 2.6内核的调度器为每个CPU维护两个优先级就绪数组prio_array。其中active数组包含当前CPU就绪进程队列中所有时间片未用完的进程，expired数组则包含所有时间片耗尽的进程。当一个进程的时间片耗尽后，内核在将其放入expired数组前单独计算该进程的时间片。而当active数组为空时(即active数组中所有进程的时间片全部耗尽)，通过简单的调换active和expired指针实现所有进程时间片的重算，该过程是O(1)量级的，与系统中的进程数目无关。

进程调度由schedule()函数实现。首先，schedule()利用下面的代码定位优先级最高的就绪进程：

prev = current;

array = rq->active;

idx = sched_find_first_bit(array->bitmap);

queue = array->queue + idx;

next = list_entry(queue->next, struct task_struct, run_list);

schedule()通过调用sched_find_first_bit()函数找到当前CPU就绪进程队列runqueue的active进程数组中第一个非空的就绪进程链表。这个链表中的进程具有最高的优先级，schedule()选择链表中的第一个进程作为调度器下一时刻将要运行的进程。如果prev(当前进程)和next(将要运行的进程)不是同一个进程，schedule()调用context_switch()将CPU切换到next进程运行。

与windows等操作系统一样，Linux的进程调度也是基于优先级的。在2.4内核中，进程的动态优先级取决于进程的nice值和剩余时间片，而2.6内核的调度器基于进程的静态优先级和进程的交互程度计算进程的动态优先级，取消了剩余时间片对进程动态优先级的影响。

进程的交互程度由task_struct结构中的sleep_avg和interactive_credit变量表征。当一个进程从睡眠状态唤醒后，内核调用recalc_task_prio() 函数增加它的sleep_avg，直到达到MAX_SLEEP_AVG；而当进程每运行一个时钟tick，sleep_avg会被减小直到零。recalc_task_prio() 函数同时还调整interactive_credit的数值，一旦它达到CREDIT_LIMIT即认为该进程是交互进程。

动态优先级的计算由effect_prio() 函数完成，它根据进程的static_prio和sleep_avg数值计算出进程的动态优先级，sleep_avg越大，计算出来的优先级就越高。与先前的内核不同，2.6内核中优先级的计算不再集中在调度器选择候选进程的时候进行，只要进程状态发生改变，内核就有可能计算并设置进程的动态优先级。如进程被抢断时，内核在scheduler_tick()函数中调用effect_prio()计算动态优先级。

内核对交互式进程赋予了更高的优先。内核通过TASK_INTERACTIVE()宏判断一个进程是否交互式进程，如果一个进程足够交互，则当它的时间片耗尽后，它将被重新插入active数组，而不象非交互进程那样被插入expired数组，于是这个进程将得到更多的运行机会。为了防止非交互进程被交互进程长时间的阻塞在expired数组中，保证调度策略的公平性，内核在一个进程时间片耗尽时，通过EXPIRED_STARVING()宏判断当前CPU的runqueue中是否有进程在expired队列中等待过长时间。如果有这样的进程，那么即使当前进程是交互进程也不再将其插入active数组，而是排空active数组，切换到expired数组运行。

在多处理器系统中，由于存在多个就绪进程队列runqueue，可能存在多个队列之间负载的不平衡状况：其中一部分runqueue包含的进程远远大于其余runqueue，这种情况将影响系统的整体性能。Linux通过load_balance()函数实现各就绪队列间的负载平衡。该函数在两种情况下被调用：schedule()在当前runqueue为空时调用或者在系统空闲时由定时器调用每1ms调用一次，而在系统忙时则由定时器每200ms调用一次。当load_balance()由schedule()调用时，由于当前runqueue是空的，它简单的寻找任意就绪进程将其加入当前队列；而当由定时器调用时，load_balance()处理的工作相当复杂：

1．首先，load_balance()调用find_busiest_queue()确定最繁忙的runqueue，即包含最多就绪进程的队列。

2．其次，load_balance()决定从最繁忙runqueue的哪个prio_array数组“拉”出进程。除非该runqueue的expired数组为空，否则load_balance()总是选择expired数组。

3．Load_balance()然后从选定的prio_array数组中找到优先级最高的进程列表。接着分析列表中的每个进程以确定是否适合被“拉”出，如果适合，则调用pull_task()将该进程从原runqueue“拉”到当前runqueue。重复此过程直到负载平衡。

4  实时进程

Linux 2.6内核对实时进程的支持相对于以前版本的内核有很大的加强。其引入的两项新特性有利的提高了系统的实时性能，分别是O(1)调度算法和内核抢占支持，这两点都保证实时进程能在可预计的时间内得到响应。

Linux支持两种实时进程调度策略：SCHED_RR和SCHED_FIFO，而普通的非实时进程的调度策略是SCHED_NORMAL。SCHED_FIFO实现一个简单的无时间片先进先出的调度算法。一旦一个SCHED_FIFO实时进程获得运行，它将一直运行下去，除非它由于某种原因被阻塞，或者它自己放弃CPU。在这种情况下，只有高优先级的实时进程可以抢断它。具有相同优先级的SCHED_FIFO进程以轮转的方式运行，而所有低优先级的进程将永远不会得到运行机会直到高优先级的进程全部运行结束。

SCHED_RR策略与SCHED_FIFO相似，差别在于每个SCHED_RR进程被分配一个预定的时间片，当一个进程的时间片耗尽后，它将被抢占，CPU以轮转的方式运行具有相同优先级的SCHED_RR实时进程。与SCHED_FIFO进程相同，高优先级的SCHED_RR进程总是立刻抢占低优先级的进程，而一个低优先级的进程永远不会抢占高优先级进程，即使高优先级进程的时间片已经耗尽。

实时进程的优先级范围为0~MAX_RT_PRIO-1，对于实时进程来说，内核并不计算它的动态优先级，实时进程的动态优先级由setscheduler()函数设定，而且一旦设定就不再改变。进程运行的顺序只取决于设定的动态优先级，而静态优先级与非实时进程一样决定进程的时间片长短。

5  结束语

Linux操作系统经过十余年的发展，已经成为当今最成功的操作系统之一。其最新2.6版本的内核实现了一个高效的O(1)级调度器，相对于2.4版内核具有更好的实时性能，重负载下更高的CPU使用率以及交互作业更快的响应等优良特性。但2.6版内核的实时性能仍然不能满足硬实时系统的要求，可抢占内核也只限于对 CPU的抢占，还不支持对内存等其他资源的抢占。所有这些都将是今后Linux发展过程中值得深入研究的课题。