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直至退出阻塞被抢占
    • 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

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