Linux调度系统全景指南(下篇)
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| 導(dǎo)語(yǔ)本文主要是講Linux的調(diào)度系統(tǒng), 由于全部?jī)?nèi)容太多，分三部分來(lái)講，本篇是下篇（主要線程和進(jìn)程），上篇請(qǐng)看（CPU和中斷）：Linux調(diào)度系統(tǒng)全景指南(上篇)，調(diào)度可以說是操作系統(tǒng)的靈魂，為了讓CPU資源利用最大化，Linux設(shè)計(jì)了一套非常精細(xì)的調(diào)度系統(tǒng)，對(duì)大多數(shù)場(chǎng)景都進(jìn)行了很多優(yōu)化，系統(tǒng)擴(kuò)展性強(qiáng)，我們可以根據(jù)業(yè)務(wù)模型和業(yè)務(wù)場(chǎng)景的特點(diǎn)，有針對(duì)性的去進(jìn)行性能優(yōu)化，在保證客戶網(wǎng)絡(luò)帶寬前提下，隔離客戶互相之間的干擾影響，提高CPU利用率，降低單位運(yùn)算成本，提高市場(chǎng)競(jìng)爭(zhēng)力。歡迎大家相互交流學(xué)習(xí)！
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上篇請(qǐng)看（CPU和中斷）：Linux調(diào)度系統(tǒng)全景指南(上篇)
中篇請(qǐng)看（搶占和時(shí)鐘）：Linux調(diào)度系統(tǒng)全景指南(中篇)? ?
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? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?進(jìn)程
?一般定義是操作系統(tǒng)對(duì)一個(gè)正在運(yùn)行的程序的一種抽象，?是運(yùn)行資源的管理單位（虛擬內(nèi)存空間，文件句柄，全局變量，信號(hào)等運(yùn)行資源），是操作系統(tǒng)資源分配的最小單位。在linux系統(tǒng)下，無(wú)論是進(jìn)程，還是線程，到了內(nèi)核里面，我們統(tǒng)一都叫任務(wù)（Task），由一個(gè)統(tǒng)一的結(jié)構(gòu) task_struct 進(jìn)行管理：
詳細(xì)結(jié)構(gòu)：
大體分為下面幾類：
進(jìn)程運(yùn)行空間
Linux 按照特權(quán)等級(jí)，把進(jìn)程的運(yùn)行空間分為內(nèi)核空間和用戶空間，分別對(duì)應(yīng)著下圖中， CPU 特權(quán)等級(jí)的 Ring 0 和 Ring 3。
內(nèi)核空間（Ring 0）具有最高權(quán)限，可以直接訪問所有資源；
用戶空間（Ring 3）只能訪問受限資源，不能直接訪問內(nèi)存等硬件設(shè)備，必須通過系統(tǒng)調(diào)用陷入到內(nèi)核中，才能訪問這些特權(quán)資源；
進(jìn)程既可以在用戶空間運(yùn)行，又可以在內(nèi)核空間中運(yùn)行。進(jìn)程在用戶空間運(yùn)行時(shí)，被稱為進(jìn)程的用戶態(tài)，而陷入內(nèi)核空間的時(shí)候，被稱為進(jìn)程的內(nèi)核態(tài)。
進(jìn)程內(nèi)存空間（x86_64）
各個(gè)分區(qū)的意義：
內(nèi)核空間：
在32位系統(tǒng)中，Linux會(huì)留1G空間給內(nèi)核，用戶進(jìn)程是無(wú)法訪問的，用來(lái)存放進(jìn)程相關(guān)數(shù)據(jù)和內(nèi)存數(shù)據(jù)，內(nèi)核代碼等；在64位系統(tǒng)里面，Linux會(huì)采用最低48位來(lái)表示虛擬內(nèi)存，這可通過 /proc/cpuinfo 來(lái)查看address sizes :
address sizes :
36 bits physical, 48 bits virtual，總的虛擬地址空間為256TB( 2^48 )，在這256TB的虛擬內(nèi)存空間中, 0000000000000000 - 00007fffffffffff(128TB)為用戶空間，ffff800000000000 - ffffffffffffffff(128TB)為內(nèi)核空間, 剩下的是用戶內(nèi)存空間：
stack棧區(qū)：
專門用來(lái)實(shí)現(xiàn)函數(shù)調(diào)用-棧結(jié)構(gòu)的內(nèi)存塊。相對(duì)空間下（可以設(shè)置大小，Linux 一般默認(rèn)是8M，可通過 ulimit –s 查看），系統(tǒng)自動(dòng)管理，從高地址往低地址，向下生長(zhǎng)。
內(nèi)存映射區(qū)：
包括文件映射和匿名內(nèi)存映射， 應(yīng)用程序的所依賴的動(dòng)態(tài)庫(kù)，會(huì)在程序執(zhí)行時(shí)候，加載到內(nèi)存這個(gè)區(qū)域，一般包括數(shù)據(jù)（data）和代碼（text）;通過mmap系統(tǒng)調(diào)用，可以把特定的文件映射到內(nèi)存中，然后在相應(yīng)的內(nèi)存區(qū)域中操作字節(jié)來(lái)訪問文件內(nèi)容，實(shí)現(xiàn)更高效的IO操作；匿名映射，在glibc中malloc分配大內(nèi)存的時(shí)候會(huì)用到匿名映射。這里所謂的“大”表示是超過了MMAP_THRESHOLD 設(shè)置的字節(jié)數(shù)，它的缺省值是 128 kB，可以通過 mallopt() 去調(diào)整這個(gè)設(shè)置值。還可以用于進(jìn)程間通信IPC（共享內(nèi)存）。
heap堆區(qū)：
主要用于用戶動(dòng)態(tài)內(nèi)存分配，空間大，使用靈活，但需要用戶自己管理，通過brk系統(tǒng)調(diào)用控制堆的生長(zhǎng)，向高地址生長(zhǎng)。
BBS段和DATA段：
用于存放程序全局?jǐn)?shù)據(jù)和靜態(tài)數(shù)據(jù)，一般未初始化的放在BSS段（統(tǒng)一初始化為0，不占程序文件的空間），初始化的放在data段，只讀數(shù)據(jù)放在rodata段（常量存儲(chǔ)區(qū)）。
text段：
主要存放程序二進(jìn)制代碼。
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進(jìn)程調(diào)度
進(jìn)程狀態(tài)機(jī)
進(jìn)程是一個(gè)動(dòng)態(tài)的概念，是應(yīng)用程序當(dāng)前正在運(yùn)行的一個(gè)實(shí)例, 在進(jìn)程的整個(gè)生命周期中，它會(huì)處于不同的狀態(tài)，并且在不同狀態(tài)之間轉(zhuǎn)化：
R (TASK_RUNNING)--執(zhí)行狀態(tài)
只有在該狀態(tài)的進(jìn)程才可能在CPU上運(yùn)行。而同一時(shí)刻可能有多個(gè)進(jìn)程處于可執(zhí)行狀態(tài)，這些進(jìn)程的task_struct結(jié)構(gòu)（進(jìn)程控制塊）被放入對(duì) 應(yīng)CPU的可執(zhí)行隊(duì)列中（一個(gè)task最多只能出現(xiàn)在一個(gè)CPU的可執(zhí)行隊(duì)列中）。進(jìn)程調(diào)度器的任務(wù)就是從各個(gè)CPU的可執(zhí)行隊(duì)列中分別選擇一個(gè)task在該 CPU上運(yùn)行。很多操作系統(tǒng)教科書將正在CPU上執(zhí)行的進(jìn)程定義為RUNNING狀態(tài)，而將可執(zhí)行但是尚未被調(diào)度執(zhí)行的進(jìn)程定義為READY狀態(tài)，這兩種狀態(tài)在linux下統(tǒng)一為 TASK_RUNNING狀態(tài)。
S (TASK_INTERRUPTIBLE)--可中斷的睡眠狀態(tài)
處于這個(gè)狀態(tài)的進(jìn)程因?yàn)榈却硞€(gè)事件的發(fā)生（比如等待socket連接、等待信號(hào)量，等待鎖），而被掛起。這些進(jìn)程的task_struct結(jié)構(gòu)被放入對(duì)應(yīng)事件的等待隊(duì)列中。當(dāng)這些事件發(fā)生時(shí)（由外部中斷觸發(fā)、或由其他進(jìn)程觸發(fā)），對(duì)應(yīng)的等待隊(duì)列中的一個(gè)或多個(gè)進(jìn)程將被喚醒。通過ps命令我們會(huì)看到，一般情況下，進(jìn)程列表中的絕大多數(shù)進(jìn)程都處于TASK_INTERRUPTIBLE狀態(tài)（除非機(jī)器的負(fù)載很高）。畢竟CPU就一兩個(gè)，進(jìn)程動(dòng)輒幾十上百個(gè)，如果不是絕大多數(shù)進(jìn)程都在睡眠，CPU又怎么響應(yīng)得過來(lái)。
T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)--暫停狀態(tài)或跟蹤狀態(tài)
向進(jìn)程發(fā)送一個(gè)SIGSTOP信號(hào)，它就會(huì)因響應(yīng)該信號(hào)而進(jìn)入TASK_STOPPED狀態(tài)（除非該進(jìn)程本身處于TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態(tài)而不響應(yīng)信號(hào)）。（SIGSTOP與SIGKILL信號(hào)一樣，是非常強(qiáng)制的。不允許用戶進(jìn)程通過signal系列的系統(tǒng)調(diào)用重新設(shè)置對(duì)應(yīng)的信號(hào)處理函數(shù)。）向進(jìn)程發(fā)送一個(gè)SIGCONT信號(hào)，可以讓其從TASK_STOPPED狀態(tài)恢復(fù)到TASK_RUNNING狀態(tài)。
Z (TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE)--退出狀態(tài)
進(jìn)程成為僵尸進(jìn)程。當(dāng)父進(jìn)程遺漏了用wait()函數(shù)等待已終止的子進(jìn)程時(shí)，子進(jìn)程就會(huì)進(jìn)入一種無(wú)父進(jìn)程的狀態(tài)，此時(shí)子進(jìn)程就是僵尸進(jìn)程。
D (TASK_UNINTERRUPTIBLE)--不可中斷的睡眠狀態(tài)
TASK_INTERRUPTIBLE狀態(tài)類似，進(jìn)程處于睡眠狀態(tài)，但是此刻進(jìn)程是不可中斷的。不可中斷，指的并不是CPU不響應(yīng)外部硬件的中斷，而是指進(jìn)程不響應(yīng)異步信號(hào)。絕大多數(shù)情況下，進(jìn)程處在睡眠狀態(tài)時(shí)，總是應(yīng)該能夠響應(yīng)異步信號(hào)的。否則你將驚奇的發(fā)現(xiàn)，kill -9竟然殺不死一個(gè)正在睡眠的進(jìn)程了！于是我們也很好理解，為什么ps命令看到的進(jìn)程幾乎不會(huì)出現(xiàn)TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態(tài)，而總是 TASK_INTERRUPTIBLE狀態(tài)。而TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態(tài)存在的意義就在于，內(nèi)核的某些處理流程是不能被打斷的。如果響應(yīng)異步信號(hào)，程序的執(zhí)行流程中就會(huì)被插入一段用于處理異步信號(hào)的流程（這個(gè)插入的流程可能只存在于內(nèi)核態(tài)，也可能延伸到用戶態(tài)），于是原有的流程就被中斷了。
進(jìn)程上下文切換
上下文切換(有時(shí)也稱做進(jìn)程切換或任務(wù)切換)：是指CPU從一個(gè)進(jìn)程或線程切換到另一個(gè)進(jìn)程或線程。簡(jiǎn)潔描述一下，上下文切換可以認(rèn)為是內(nèi)核（操作系統(tǒng)的核心）在 CPU 上對(duì)于進(jìn)程（包括線程）進(jìn)行以下的活動(dòng)：
掛起一個(gè)進(jìn)程，將這個(gè)進(jìn)程在CPU 中的狀態(tài)（上下文）存儲(chǔ)于內(nèi)存中的某處；
在內(nèi)存中檢索下一個(gè)進(jìn)程的上下文并將其在CPU 的寄存器中恢復(fù)；
跳轉(zhuǎn)到程序計(jì)數(shù)器所指向的位置（即跳轉(zhuǎn)到進(jìn)程被中斷時(shí)的代碼行），以恢復(fù)該進(jìn)程。
因此上下文是指某一時(shí)間點(diǎn)CPU寄存器和程序計(jì)數(shù)器的內(nèi)容，廣義上還包括內(nèi)存中進(jìn)程的虛擬地址映射信息。上下文切換只能發(fā)生在內(nèi)核態(tài)中，上下文切換通常是計(jì)算密集型的。也就是說，它需要相當(dāng)可觀的處理器時(shí)間，在每秒幾十上百次的切換中，每次切換都需要納秒量級(jí)的時(shí)間。所以，上下文切換對(duì)系統(tǒng)來(lái)說意味著消耗大量的CPU時(shí)間，事實(shí)上，可能是操作系統(tǒng)中時(shí)間消耗最大的操作。Linux相比與其他操作系統(tǒng)（包括其他類Unix系統(tǒng)）有很多的優(yōu)點(diǎn)，其中有一項(xiàng)就是，其上下文切換和模式切換的時(shí)間消耗非常少。
進(jìn)程優(yōu)先級(jí)
進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)有動(dòng)態(tài)優(yōu)先級(jí)和靜態(tài)優(yōu)先級(jí)決定;
它是決定進(jìn)程在CPU的執(zhí)行順序的數(shù)字;
優(yōu)先級(jí)越高被CPU執(zhí)行的概率越大;
內(nèi)核采用啟發(fā)式算法決定是開啟或者關(guān)閉動(dòng)態(tài)優(yōu)先級(jí)，可以通過修改nice級(jí)別直接修改進(jìn)程的靜態(tài)優(yōu)先級(jí)，而獲取更多CPU執(zhí)行時(shí)間;
Linux支持的nice級(jí)別從19（最低優(yōu)先級(jí)）到-20（最高優(yōu)先級(jí)），默認(rèn)只是0。只有root身份的用戶才能把進(jìn)程的nice級(jí)別調(diào)整為負(fù)數(shù)（讓其具備較高優(yōu)先級(jí)）。
時(shí)間片
時(shí)間片（timeslice）又稱為“量子（quantum）”或“處理器片（processor slice）”是分時(shí)操作系統(tǒng)分配給每個(gè)正在運(yùn)行的進(jìn)程微觀上的一段CPU時(shí)間（在搶占內(nèi)核中是：從進(jìn)程開始運(yùn)行直到被搶占的時(shí)間）；
時(shí)間片由操作系統(tǒng)內(nèi)核的調(diào)度程序分配給每個(gè)進(jìn)程。首先，內(nèi)核會(huì)給每個(gè)進(jìn)程分配相等的初始時(shí)間片，然后每個(gè)進(jìn)程輪番地執(zhí)行相應(yīng)的時(shí)間，當(dāng)所有進(jìn)程都處于時(shí)間片耗盡的狀態(tài)時(shí)，內(nèi)核會(huì)重新為每個(gè)進(jìn)程計(jì)算并分配時(shí)間片，如此往復(fù)；
時(shí)間片設(shè)得太短會(huì)導(dǎo)致過多的進(jìn)程切換，降低了CPU效率；而設(shè)得太長(zhǎng)又可能引起對(duì)短的交互請(qǐng)求的響應(yīng)變差，不同調(diào)度算法，對(duì)時(shí)間片管理不一樣；
通常狀況下，一個(gè)系統(tǒng)中所有的進(jìn)程被分配到的時(shí)間片長(zhǎng)短并不是相等的，盡管初始時(shí)間片基本相等（在Linux系統(tǒng)中，初始時(shí)間片也不相等，而是各自父進(jìn)程的一半），系統(tǒng)通過測(cè)量進(jìn)程處于“睡眠”和“正在運(yùn)行”狀態(tài)的時(shí)間長(zhǎng)短來(lái)計(jì)算每個(gè)進(jìn)程的交互性，交互性和每個(gè)進(jìn)程預(yù)設(shè)的靜態(tài)優(yōu)先級(jí)（Nice值）的疊加即是動(dòng)態(tài)優(yōu)先級(jí)，動(dòng)態(tài)優(yōu)先級(jí)按比例縮放就是要分配給那個(gè)進(jìn)程時(shí)間片的長(zhǎng)短。一般地，為了獲得較快的響應(yīng)速度，交互性強(qiáng)的進(jìn)程（即趨向于IO消耗型）被分配到的時(shí)間片要長(zhǎng)于交互性弱的（趨向于處理器消耗型）進(jìn)程。
調(diào)度框架
實(shí)際上進(jìn)程是資源管理的單位，線程才是調(diào)度的單位，內(nèi)核統(tǒng)稱為任務(wù)調(diào)度。操作系統(tǒng)最重要的任務(wù)就是把系統(tǒng)中的task調(diào)度到各個(gè)CPU上去執(zhí)行， 不同的任務(wù)有不同的需求，因此我們需要對(duì)任務(wù)進(jìn)行分類：一種是普通進(jìn)程，另外一種是實(shí)時(shí)進(jìn)程。對(duì)于實(shí)時(shí)進(jìn)程，毫無(wú)疑問快速響應(yīng)的需求是最重要的，而對(duì)于普通進(jìn)程，我們需要兼顧前三點(diǎn)的需求。相信你也發(fā)現(xiàn)了，這些需求是互相沖突的，對(duì)于這些time-sharing的普通進(jìn)程如何平衡設(shè)計(jì)呢？這里需要進(jìn)一步將普通進(jìn)程細(xì)分為交互式進(jìn)程（interactive processs）和批處理進(jìn)程（batch process）。交互式進(jìn)程需要和用戶進(jìn)行交流，因此對(duì)調(diào)度延遲比較敏感，而批處理進(jìn)程屬于那種在后臺(tái)默默干活的，因此它更注重throughput的需求。當(dāng)然，無(wú)論如何，分享時(shí)間片的普通進(jìn)程還是需要兼顧公平，不能有人大魚大肉，有人連湯都喝不上。為了達(dá)到這些設(shè)計(jì)目標(biāo)，調(diào)度器必須要考慮某些調(diào)度因素，比如說“優(yōu)先級(jí)”、“時(shí)間片”等。在Linux內(nèi)核中，優(yōu)先級(jí)就是實(shí)時(shí)進(jìn)程調(diào)度的主要考慮因素。而對(duì)于普通進(jìn)程，如何細(xì)分時(shí)間片則是調(diào)度器的核心思考點(diǎn)。過大的時(shí)間片會(huì)嚴(yán)重?fù)p傷系統(tǒng)的響應(yīng)延遲，讓用戶明顯能夠感知到延遲，卡頓，從而影響用戶體驗(yàn)。較小的時(shí)間片雖然有助于減少調(diào)度延遲，但是頻繁的切換對(duì)系統(tǒng)的throughput會(huì)造成嚴(yán)重的影響。因?yàn)檫@時(shí)候大部分的CPU時(shí)間用于進(jìn)程切換，而忘記了它本來(lái)的功能其實(shí)就是推動(dòng)任務(wù)的執(zhí)行。由于Linux是一個(gè)通用操作系統(tǒng)，它的目標(biāo)是星辰大海，既能運(yùn)行在嵌入式平臺(tái)上，又能在服務(wù)器領(lǐng)域中獲得很好的性能表現(xiàn)，此外在桌面應(yīng)用場(chǎng)景中，也不能讓用戶有較差的用戶體驗(yàn)。Linux任務(wù)調(diào)度算法核心就是解決調(diào)度優(yōu)化問題：
（1）公平：對(duì)于time-sharing的進(jìn)程，保證每個(gè)進(jìn)程得到合理的CPU時(shí)間。
（2）高效：使CPU保持忙碌狀態(tài)，即總是有進(jìn)程在CPU上運(yùn)行。
（3）響應(yīng)時(shí)間：使交互用戶的響應(yīng)時(shí)間盡可能短。
（4）周轉(zhuǎn)時(shí)間：使批處理用戶等待輸出的時(shí)間盡可能短。
（5）吞吐量：使單位時(shí)間內(nèi)處理的進(jìn)程數(shù)量盡可能多。
Linux調(diào)度器采用了模塊化設(shè)計(jì)的思想，從而把進(jìn)程調(diào)度的軟件分成了兩個(gè)層次，一個(gè)是core scheduler layer，另外一個(gè)是specific scheduler layer：
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從功能層面上看，進(jìn)程調(diào)度仍然分成兩個(gè)部分，第一個(gè)部分是通過負(fù)載均衡模塊將各個(gè)runnable task根據(jù)負(fù)載情況平均分配到各個(gè)CPU runqueue上去。第二部分的功能是在各個(gè)CPU的Main scheduler和Tick scheduler的驅(qū)動(dòng)下進(jìn)行單個(gè)CPU上的調(diào)度。調(diào)度器處理的task各不相同，有RT task，有normal task，有Deal line task，但是無(wú)論哪一種task，它們都有共同的邏輯，這部分被抽象成Core scheduler layer，同時(shí)各種特定類型的調(diào)度器定義自己的sched_class，并以鏈表的形式加入到系統(tǒng)中。這樣的模塊化設(shè)計(jì)可以方便用戶根據(jù)自己的場(chǎng)景定義specific scheduler，而不需要改動(dòng)Core scheduler layer的邏輯。
2個(gè)調(diào)度器
可以用兩種方法來(lái)激活調(diào)度：
主調(diào)度器 ：一種是直接的, 比如進(jìn)程打算睡眠或出于其他原因放棄CPU；
周期性調(diào)度器：通過周期性的機(jī)制, 以固定的頻率運(yùn)行, 不時(shí)的檢測(cè)是否有必要。
調(diào)度策略
linux內(nèi)核目前實(shí)現(xiàn)了6種調(diào)度策略(即調(diào)度算法)，用于對(duì)不同類型的進(jìn)程進(jìn)行調(diào)度，?或者支持某些特殊的功能：
SCHED_NORMAL和SCHED_BATCH調(diào)度普通的非實(shí)時(shí)進(jìn)程；
SCHED_FIFO和SCHED_RR和SCHED_DEADLINE則采用不同的調(diào)度策略調(diào)度實(shí)時(shí)進(jìn)程；
SCHED_IDLE則在系統(tǒng)空閑時(shí)調(diào)用idle進(jìn)程；
stop任務(wù)是系統(tǒng)中優(yōu)先級(jí)最高的任務(wù)，它可以搶占所有的進(jìn)程并且不會(huì)被任何進(jìn)程搶占，其專屬調(diào)度器類即stop-task；
idle-task調(diào)度器類與CFS里要處理的SCHED_IDLE沒有關(guān)系；
idle任務(wù)會(huì)被任意進(jìn)程搶占，其專屬調(diào)度器類為idle-task；
idle-task和stop-task沒有對(duì)應(yīng)的調(diào)度策略；
采用SCHED_IDLE調(diào)度策略的任務(wù)其調(diào)度器類為 CFS。
調(diào)度器類
CFS (Completely_Fair_Scheduler)
Real-Time Scheduler
stop-task (sched_class_highest) Scheduler
Deadline Scheduler: Earliest Deadline First (EDF) + Constant Bandwidth Server (CBS)
Idle-task Scheduler
調(diào)度類順序
優(yōu)先級(jí)順序：stop-task --> deadline --> real-time --> fair --> idle
在各調(diào)度器類定義的時(shí)候通過next指針定義好了下一級(jí)調(diào)度器類；
stop-task是通過宏#define sched_class_highest (&stop_sched_class)指定的；
編譯時(shí)期就已決定，不能動(dòng)態(tài)擴(kuò)展。
調(diào)度實(shí)體
這種一般性要求調(diào)度器不直接操作進(jìn)程，而是處理可調(diào)度實(shí)體，?因此需要一個(gè)通用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)描述這個(gè)調(diào)度實(shí)體，即seched_entity結(jié)構(gòu)，?其實(shí)際上就代表了一個(gè)調(diào)度對(duì)象，可以是一個(gè)進(jìn)程，也可以是一個(gè)進(jìn)程組，linux中針對(duì)當(dāng)前可調(diào)度的實(shí)時(shí)和非實(shí)時(shí)進(jìn)程，定義了類型為seched_entity的3個(gè)調(diào)度實(shí)體:
sched_dl_entity 采用EDF算法調(diào)度的實(shí)時(shí)調(diào)度實(shí)體；
sched_rt_entity 采用Roound-Robin或者FIFO算法調(diào)度的實(shí)時(shí)調(diào)度實(shí)體；
sched_entity 采用CFS算法調(diào)度的普通非實(shí)時(shí)進(jìn)程的調(diào)度實(shí)體。
調(diào)度類算法
CFS（Completely Fair Scheduler）算法（完全公平調(diào)度器，對(duì)于普通進(jìn)程）
設(shè)定一個(gè)調(diào)度周期（sched_latency_ns），目標(biāo)是讓每個(gè)進(jìn)程在這個(gè)周期內(nèi)至少有機(jī)會(huì)運(yùn)行一次。就是每個(gè)進(jìn)程等待CPU的時(shí)間最長(zhǎng)不超過這個(gè)調(diào)度周期；
根據(jù)進(jìn)程的數(shù)量，大家平分這個(gè)調(diào)度周期內(nèi)的CPU使用權(quán)，由于進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)即nice值不同，分割調(diào)度周期的時(shí)候要加權(quán)；
每個(gè)進(jìn)程的經(jīng)過加權(quán)后的累計(jì)運(yùn)行時(shí)間保存在自己的vruntime字段里；
哪個(gè)進(jìn)程的vruntime最小（紅黑樹pick_next）就獲得本輪運(yùn)行的權(quán)利。
Realtime Scheduler（實(shí)時(shí)）
實(shí)時(shí)系統(tǒng)是這樣的一種計(jì)算系統(tǒng)：當(dāng)事件發(fā)生后，它必須在確定的時(shí)間范圍內(nèi)做出響應(yīng)。在實(shí)時(shí)系統(tǒng)中，產(chǎn)生正確的結(jié)果不僅依賴于系統(tǒng)正確的邏輯動(dòng)作，而且依賴于邏輯動(dòng)作的時(shí)序。換句話說，當(dāng)系統(tǒng)收到某個(gè)請(qǐng)求，會(huì)做出相應(yīng)的動(dòng)作以響應(yīng)該請(qǐng)求，想要保證正確地響應(yīng)該請(qǐng)求，一方面邏輯結(jié)果要正確，更重要的是需要在最后期限（deadline）內(nèi)作出響應(yīng)。如果系統(tǒng)未能在最后期限內(nèi)進(jìn)行響應(yīng)，那么該系統(tǒng)就會(huì)產(chǎn)生錯(cuò)誤或者缺陷。在多任務(wù)操作系統(tǒng)中（如Linux），實(shí)時(shí)調(diào)度器（realtime scheduler）負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)實(shí)時(shí)任務(wù)對(duì)CPU的訪問，以確保系統(tǒng)中所有的實(shí)時(shí)任務(wù)在其deadline內(nèi)完成，為了滿足實(shí)時(shí)任務(wù)的調(diào)度需求，Linux提供了兩種實(shí)時(shí)調(diào)度器：POSIX realtime scheduler（后文簡(jiǎn)稱RT調(diào)度）和deadline scheduler（后文簡(jiǎn)稱DL調(diào)度器）。
Linux 支持SCHED_RR和SCHED_FIFO兩種實(shí)時(shí)調(diào)度策略。
先進(jìn)先出（SCHED_FIFO）： 沒有時(shí)間片，被調(diào)度器選擇后只要不被搶占，阻塞，或者自愿放棄處理器，可以運(yùn)行任意長(zhǎng)的時(shí)間。
輪轉(zhuǎn)調(diào)度（SCHED_RR）： 有時(shí)間片，其值在進(jìn)程運(yùn)行時(shí)會(huì)減少。時(shí)間片用完后，該值重置，進(jìn)程置于隊(duì)列末尾。
兩種調(diào)度策略都是靜態(tài)優(yōu)先級(jí)，內(nèi)核不為這兩種實(shí)時(shí)進(jìn)程計(jì)算動(dòng)態(tài)優(yōu)先級(jí)。
這兩種實(shí)現(xiàn)都屬于 軟實(shí)時(shí)。
實(shí)時(shí)優(yōu)先級(jí)的范圍：0 ~ MAX_RT_PRIO-1
MAX_RT_PRIO默認(rèn)值為 100
故默認(rèn)實(shí)時(shí)優(yōu)先級(jí)范圍：0 ~ 99。
實(shí)時(shí)進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)范圍[0~99]都高于普通進(jìn)程[100~139]，始終優(yōu)先于普通進(jìn)程得到運(yùn)行，為了防止普通進(jìn)程饑餓，Linux kernel有一個(gè)RealTime Throttling機(jī)制，就是為了防止CPU消耗型的實(shí)時(shí)進(jìn)程霸占所有的CPU資源而造成整個(gè)系統(tǒng)失去控制。它的原理很簡(jiǎn)單，就是保證無(wú)論如何普通進(jìn)程都能得到一定比例（默認(rèn)5%）的CPU時(shí)間，可以通過兩個(gè)內(nèi)核參數(shù)來(lái)控制：
/proc/sys/kernel/sched_rt_period_us
缺省值是1,000,000 μs (1秒)，表示實(shí)時(shí)進(jìn)程的運(yùn)行粒度為1秒。（注：修改這個(gè)參數(shù)請(qǐng)謹(jǐn)慎，太大或太小都可能帶來(lái)問題）。/proc/sys/kernel/sched_rt_runtime_us
缺省值是 950,000 μs (0.95秒)，表示在1秒的運(yùn)行周期里所有的實(shí)時(shí)進(jìn)程一起最多可以占用0.95秒的CPU時(shí)間。
如果sched_rt_runtime_us=-1，表示取消限制，意味著實(shí)時(shí)進(jìn)程可以占用100%的CPU時(shí)間（慎用，有可能使系統(tǒng)失去控制）。
Deadline Task Scheduling
DL調(diào)度器是根據(jù)任務(wù)的deadline來(lái)確定調(diào)度的優(yōu)先順序的：deadline最早到來(lái)的那個(gè)任務(wù)最先調(diào)度執(zhí)行。對(duì)于有M個(gè)處理器的系統(tǒng)，優(yōu)先級(jí)最高的前M個(gè)deadline任務(wù)（即deadline最早到來(lái)的前M個(gè)任務(wù)）將被選擇在對(duì)應(yīng)M個(gè)處理器上運(yùn)行。
Linux DL調(diào)度器還實(shí)現(xiàn)了constant bandwidth server（CBS）算法，該算法是一種CPU資源預(yù)留協(xié)議。CBS可以保證每個(gè)任務(wù)在每個(gè)period內(nèi)都能收到完整的runtime時(shí)間。在一個(gè)周期內(nèi)，DL進(jìn)程的“活”來(lái)的時(shí)候，CBS會(huì)重新補(bǔ)充該任務(wù)的運(yùn)行時(shí)間。在處理“活”的時(shí)候，runtime時(shí)間會(huì)不斷的消耗；如果runtime使用完畢，該任務(wù)會(huì)被DL調(diào)度器調(diào)度出局。在這種情況下，該任務(wù)無(wú)法再次占有CPU資源，只能等到下一次周期到來(lái)的時(shí)候，runtime重新補(bǔ)充之后才能運(yùn)行。因此，CBS一方面可以用來(lái)保證每個(gè)任務(wù)的CPU時(shí)間按照其定義的runtime參數(shù)來(lái)分配，另外一方面，CBS也保證任務(wù)不會(huì)占有超過其runtime的CPU資源，從而防止了DL任務(wù)之間的互相影響。
為了避免DL任務(wù)造成系統(tǒng)超負(fù)荷運(yùn)行，DL調(diào)度器有一個(gè)準(zhǔn)入機(jī)制，在任務(wù)配置好了period、runtime和deadline參數(shù)之后并準(zhǔn)備加入到系統(tǒng)的時(shí)候，DL調(diào)度器會(huì)對(duì)該任務(wù)進(jìn)行評(píng)估。這個(gè)準(zhǔn)入機(jī)制保證了DL任務(wù)將不會(huì)使用超過系統(tǒng)的CPU時(shí)間的最大值。這個(gè)最大值在sched_rt_runtime_us和kernel.sched_rt_period_us sysctl參數(shù)中指定。默認(rèn)值是950000和1000000，表示在1s的周期內(nèi)，CPU用于執(zhí)行實(shí)時(shí)任務(wù)（DL任務(wù)和RT任務(wù)）的最大時(shí)間值是950000μs。對(duì)于單個(gè)核心系統(tǒng)，這個(gè)測(cè)試既是必要的，也是充分的。這意味著：既然接受了該DL任務(wù)，那么CPU有信心可以保證其在截止日期之前能夠分配給它需要的runtime長(zhǎng)度的CPU時(shí)間。
deadline調(diào)度器是僅僅根據(jù)實(shí)時(shí)任務(wù)的時(shí)序約束進(jìn)行調(diào)度的，從而保證實(shí)時(shí)任務(wù)正確的邏輯行為。雖然在多核系統(tǒng)中，全局deadline調(diào)度器會(huì)面臨Dhall效應(yīng)（把若干個(gè)任務(wù)分配給若干個(gè)處理器執(zhí)行其實(shí)是一個(gè)NP-hard問題（本質(zhì)上是一個(gè)裝箱問題），由于各種異常場(chǎng)景，很難說一個(gè)調(diào)度算法會(huì)優(yōu)于任何其他的算法），不過我們?nèi)匀豢梢詫?duì)系統(tǒng)進(jìn)行分區(qū)來(lái)解決這個(gè)問題。具體的做法是采用cpusets的方法把CPU利用率高的任務(wù)放置到指定的cpuset上。開發(fā)人員也可以受益于deadline調(diào)度器：他們可以通過設(shè)計(jì)其應(yīng)用程序與DL調(diào)度器交互，從而簡(jiǎn)化任務(wù)的時(shí)序控制行為。
在linux中，DL任務(wù)比實(shí)時(shí)任務(wù)（RR和FIFO）具有更高的優(yōu)先級(jí)。這意味著即使是最高優(yōu)先級(jí)的實(shí)時(shí)任務(wù)也會(huì)被DL任務(wù)延遲執(zhí)行。因此，DL任務(wù)不需要考慮來(lái)自實(shí)時(shí)任務(wù)的干擾，但實(shí)時(shí)任務(wù)必須考慮DL任務(wù)的干擾。
Stop_Sched_Class
stop_sched_class用于停止CPU, 一般在SMP系統(tǒng)上使用， 用以實(shí)現(xiàn)負(fù)載平衡和CPU熱插拔. 這個(gè)類有最高的調(diào)度優(yōu)先級(jí),stop調(diào)度器類實(shí)現(xiàn)了Unix的stop_machine 特性, stop_machine 是一個(gè)通信信號(hào) : 在SMP的情況下相當(dāng)于暫時(shí)停止其他的CPU的運(yùn)行, 它讓一個(gè) CPU 繼續(xù)運(yùn)行，而讓所有其他CPU空閑。在單CPU的情況下這個(gè)東西就相當(dāng)于關(guān)中斷。一般來(lái)說，內(nèi)核會(huì)在如下情況下使用stop_machine技術(shù):
Idle_Sched_Class
idle任務(wù)會(huì)被任意進(jìn)程搶占，其專屬調(diào)度器類為idle-task，當(dāng)CPU沒有任務(wù)空閑時(shí)，默認(rèn)的idle實(shí)現(xiàn)是hlt指令，hlt指令使CPU處于暫停狀態(tài)，等待硬件中斷發(fā)生的時(shí)候恢復(fù)，從而達(dá)到節(jié)能的目的。即從處理器C0態(tài)變到 C1態(tài)(見 ACPI標(biāo)準(zhǔn))，讓CPU置為WFI（Wait for interrupt）低功耗狀態(tài)，以節(jié)省功耗，多cpu系統(tǒng)中每個(gè)cpu一個(gè)idle進(jìn)程。
組調(diào)度
linux內(nèi)核實(shí)現(xiàn)了control group功能（cgroup，since linux 2.6.24），可以支持將進(jìn)程分組，然后按組來(lái)劃分各種資源。比如：group-1擁有30%的CPU和50%的磁盤IO、group-2擁有10%的CPU和20%的磁盤IO、等等。cgroup支持很多種資源的劃分，CPU資源就是其中之一，這就引出了組調(diào)度,
linux內(nèi)核中，傳統(tǒng)的調(diào)度程序是基于進(jìn)程來(lái)調(diào)度的, 以進(jìn)程為單位來(lái)瓜分CPU資源，如果我們想把進(jìn)程進(jìn)行分組，以進(jìn)程組進(jìn)行瓜分CPU資源，Linux實(shí)現(xiàn)了組調(diào)度架構(gòu)來(lái)實(shí)現(xiàn)這個(gè)需求：
? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? Linux組調(diào)度實(shí)現(xiàn)架構(gòu)
在linux內(nèi)核中，使用task_group結(jié)構(gòu)來(lái)管理組調(diào)度的組。所有存在的task_group組成一個(gè)樹型結(jié)構(gòu)（與cgroup的目錄結(jié)構(gòu)相對(duì)應(yīng)），task_group可以包含具有任意調(diào)度類別的進(jìn)程（具體來(lái)說是實(shí)時(shí)進(jìn)程和普通進(jìn)程兩種類別），于是task_group需要為每一種調(diào)度策略提供一組調(diào)度結(jié)構(gòu)。這里所說的一組調(diào)度結(jié)構(gòu)主要包括兩個(gè)部分，調(diào)度實(shí)體和運(yùn)行隊(duì)列（兩者都是每CPU一份的）。調(diào)度實(shí)體會(huì)被添加到運(yùn)行隊(duì)列中，對(duì)于一個(gè)task_group，它的調(diào)度實(shí)體會(huì)被添加到其父task_group的運(yùn)行隊(duì)列，因?yàn)楸徽{(diào)度的對(duì)象有task_group和task兩種，所以需要一個(gè)抽象的結(jié)構(gòu)來(lái)代表它們。如果調(diào)度實(shí)體代表task_group，則它的my_q字段指向這個(gè)調(diào)度組對(duì)應(yīng)的運(yùn)行隊(duì)列；否則my_q字段為NULL，調(diào)度實(shí)體代表task。在調(diào)度實(shí)體中與my_q相對(duì)的是X_rq（具體是針對(duì)普通進(jìn)程的cfs_rq和針對(duì)實(shí)時(shí)進(jìn)程的rt_rq），前者指向這個(gè)組自己的運(yùn)行隊(duì)列，里面會(huì)放入它的子節(jié)點(diǎn)；后者指向這個(gè)組的父節(jié)點(diǎn)的運(yùn)行隊(duì)列，也就是這個(gè)調(diào)度實(shí)體應(yīng)該被放入的運(yùn)行隊(duì)列；
調(diào)度發(fā)生的時(shí)候，調(diào)度程序從根task_group的運(yùn)行隊(duì)列中選擇一個(gè)調(diào)度實(shí)體。如果這個(gè)調(diào)度實(shí)體代表一個(gè)task_group，則調(diào)度程序需要從這個(gè)組對(duì)應(yīng)的運(yùn)行隊(duì)列繼續(xù)選擇一個(gè)調(diào)度實(shí)體。如此遞歸下去，直到選中一個(gè)進(jìn)程。除非根task_group的運(yùn)行隊(duì)列為空，否則遞歸下去一定能找到一個(gè)進(jìn)程。因?yàn)槿绻粋€(gè)task_group對(duì)應(yīng)的運(yùn)行隊(duì)列為空，它對(duì)應(yīng)的調(diào)度實(shí)體就不會(huì)被添加到其父節(jié)點(diǎn)對(duì)應(yīng)的運(yùn)行隊(duì)列中；
組的調(diào)度策略
組調(diào)度的主要針對(duì)rt（實(shí)時(shí)調(diào)度）和cfs（完全公平調(diào)度）兩種類別：
實(shí)時(shí)進(jìn)程的組調(diào)度
實(shí)時(shí)進(jìn)程是對(duì)CPU有著實(shí)時(shí)性要求的進(jìn)程，它的優(yōu)先級(jí)是跟具體任務(wù)相關(guān)的，完全由用戶來(lái)定義的。調(diào)度器總是會(huì)選擇優(yōu)先級(jí)最高的實(shí)時(shí)進(jìn)程來(lái)運(yùn)行，發(fā)展到組調(diào)度，組的優(yōu)先級(jí)就被定義為“組內(nèi)最高優(yōu)先級(jí)的進(jìn)程所擁有的優(yōu)先級(jí)。
普通進(jìn)程的組調(diào)度支持(Fair Group Scheduling)
2.6.23 引入的 CFS 調(diào)度器對(duì)所有進(jìn)程完全公平對(duì)待。但是依然有個(gè)問題：設(shè)想當(dāng)前機(jī)器有2個(gè)用戶，有一個(gè)用戶跑著9個(gè)進(jìn)程，且都是CPU 密集型進(jìn)程；另一個(gè)用戶只跑著一個(gè) X 進(jìn)程，是交互性進(jìn)程。從 CFS 的角度看，它將平等對(duì)待這 10 個(gè)進(jìn)程，結(jié)果導(dǎo)致的是跑 X 進(jìn)程的用戶受到不公平對(duì)待，他只能得到約 10% 的 CPU 時(shí)間，讓他的體驗(yàn)相當(dāng)差。基于此，組調(diào)度的概念被引入[6]。CFS 處理的不再是一個(gè)進(jìn)程的概念，而是調(diào)度實(shí)體(sched entity)，一個(gè)調(diào)度實(shí)體可以只包含一個(gè)進(jìn)程，也可以包含多個(gè)進(jìn)程。因此，上述例子的困境可以這么解決：分別為每個(gè)用戶建立一個(gè)組，組里放該用戶所有進(jìn)程，從而保證用戶間的公平性。該功能是基于控制組(control group, cgroup)的概念，需要內(nèi)核開啟 CGROUP 的支持才可使用。
信號(hào)處理
信號(hào)機(jī)制是進(jìn)程之間相互傳遞消息的一種方法，信號(hào)全稱為軟中斷信號(hào)，也有人稱作軟中斷。從它的命名可以看出，它的實(shí)質(zhì)和使用很像中斷。所以，信號(hào)可以說是進(jìn)程控制的一部分:
軟中斷信號(hào)（signal，又簡(jiǎn)稱為信號(hào)）用來(lái)通知進(jìn)程發(fā)生了異步事件。進(jìn)程之間可以互相通過系統(tǒng)調(diào)用kill發(fā)送軟中斷信號(hào)。內(nèi)核也可以因?yàn)閮?nèi)部事件而給進(jìn)程發(fā)送信號(hào)，通知進(jìn)程發(fā)生了某個(gè)事件。注意，信號(hào)只是用來(lái)通知某進(jìn)程發(fā)生了什么事件，并不給該進(jìn)程傳遞任何數(shù)據(jù)；
當(dāng)信號(hào)發(fā)送到某個(gè)進(jìn)程中時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)中斷該進(jìn)程的正常流程，并進(jìn)入相應(yīng)的信號(hào)處理函數(shù)執(zhí)行操作，完成后再回到中斷的地方繼續(xù)執(zhí)行；
信號(hào)分類處理, ?第一種是類似中斷的處理程序，對(duì)于需要處理的信號(hào)，進(jìn)程可以指定處理函數(shù)，由該函數(shù)來(lái)處 理。第二種方法是，忽略某個(gè)信號(hào)，對(duì)該信號(hào)不做任何處理，就象未發(fā)生過一樣。第三種方法是，對(duì)該信號(hào)的處理保留系統(tǒng)的默認(rèn)值，這種缺省操作，對(duì)大部分的信 號(hào)的缺省操作是使得進(jìn)程終止。進(jìn)程通過系統(tǒng)調(diào)用signal來(lái)指定進(jìn)程對(duì)某個(gè)信號(hào)的處理行為；
在進(jìn)程表的表項(xiàng)中有一個(gè)軟中斷信號(hào)域，該域中每一位對(duì)應(yīng)一個(gè)信號(hào)，當(dāng)有信號(hào)發(fā)送給進(jìn)程時(shí)，對(duì)應(yīng)位置位。由此可以看出，進(jìn)程對(duì)不同的信號(hào)可以同時(shí)保留，但對(duì)于同一個(gè)信號(hào)，進(jìn)程并不知道在處理之前來(lái)過多少個(gè)；
信號(hào)分類：
（1） 與進(jìn)程終止相關(guān)的信號(hào)。當(dāng)進(jìn)程退出，或者子進(jìn)程終止時(shí)，發(fā)出這類信號(hào)。?
（2） 與進(jìn)程例外事件相關(guān)的信號(hào)。如進(jìn)程越界，或企圖寫一個(gè)只讀的內(nèi)存區(qū)域（如程序正文區(qū)），或執(zhí)行一個(gè)特權(quán)指令及其他各種硬件錯(cuò)誤。?
（3） 與在系統(tǒng)調(diào)用期間遇到不可恢復(fù)條件相關(guān)的信號(hào)。如執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用exec時(shí)，原有資源已經(jīng)釋放，而目前系統(tǒng)資源又已經(jīng)耗盡。?
（4） 與執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用時(shí)遇到非預(yù)測(cè)錯(cuò)誤條件相關(guān)的信號(hào)。如執(zhí)行一個(gè)并不存在的系統(tǒng)調(diào)用。?
（5） 在用戶態(tài)下的進(jìn)程發(fā)出的信號(hào)。如進(jìn)程調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用kill向其他進(jìn)程發(fā)送信號(hào)。?
（6） 與終端交互相關(guān)的信號(hào)。如用戶關(guān)閉一個(gè)終端，或按下break鍵等情況。?
（7） 跟蹤進(jìn)程執(zhí)行的信號(hào)。?
多線程信號(hào)處理：
不要在線程的信號(hào)掩碼中阻塞不能被忽略處理的兩個(gè)信號(hào) SIGSTOP 和 SIGKILL。
不要在線程的信號(hào)掩碼中阻塞 SIGFPE、SIGILL、SIGSEGV、SIGBUS。
確保 sigwait() 等待的信號(hào)集已經(jīng)被進(jìn)程中所有的線程阻塞。
在主線程或其它工作線程產(chǎn)生信號(hào)時(shí)，必須調(diào)用 kill() 將信號(hào)發(fā)給整個(gè)進(jìn)程，而不能使用 pthread_kill() 發(fā)送某個(gè)特定的工作線程，否則信號(hào)處理線程無(wú)法接收到此信號(hào)。
因?yàn)?sigwait（）使用了串行的方式處理信號(hào)的到來(lái)，為避免信號(hào)的處理存在滯后，或是非實(shí)時(shí)信號(hào)被丟失的情況，處理每個(gè)信號(hào)的代碼應(yīng)盡量簡(jiǎn)潔、快速，避免調(diào)用會(huì)產(chǎn)生阻塞的庫(kù)函數(shù)。
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線程（英語(yǔ)：thread）是操作系統(tǒng)能夠進(jìn)行運(yùn)算調(diào)度的最小單位。大部分情況下，它被包含在進(jìn)程之中，是進(jìn)程中的實(shí)際運(yùn)作單位。一條線程指的是進(jìn)程中一個(gè)單一順序的控制流，一個(gè)進(jìn)程中可以并發(fā)多個(gè)線程，每條線程并行執(zhí)行不同的任務(wù)。在Unix System V及SunOS中也被稱為輕量進(jìn)程（lightweight processes），但輕量進(jìn)程更多指內(nèi)核線程（kernel thread），而把用戶線程（user thread）稱為線程。一個(gè)進(jìn)程的組成實(shí)體可以分為兩大部分：線程集和資源集。進(jìn)程中的線程是動(dòng)態(tài)的對(duì)象；代表了進(jìn)程指令的執(zhí)行。資源，包括地址空間、打開的文件、用戶信息等等，由進(jìn)程內(nèi)的線程共享。
????????????????????????????? 線程和進(jìn)程的關(guān)系
根據(jù)操作系統(tǒng)內(nèi)核是否對(duì)線程可感知，可以把線程分為內(nèi)核線程和用戶線程
分類的標(biāo)準(zhǔn)主要是線程的調(diào)度者在核內(nèi)還是在核外。前者更利于并發(fā)使用多處理器的資源，而后者則更多考慮的是上下文切換開銷。Linux內(nèi)核只提供了輕量進(jìn)程的支持，限制了更高效的線程模型的實(shí)現(xiàn)，但Linux著重優(yōu)化了進(jìn)程的調(diào)度開銷，一定程度上也彌補(bǔ)了這一缺陷。目前最流行的線程機(jī)制LinuxThreads所采用的就是“線程-進(jìn)程”一對(duì)一模型（還存在多對(duì)一，多對(duì)多模型）用戶級(jí)實(shí)現(xiàn)一個(gè)包括信號(hào)處理在內(nèi)的線程管理機(jī)制。
? ? ? ? Linux 線程實(shí)現(xiàn)采用內(nèi)核級(jí)線程”一對(duì)一”模型
在linux系統(tǒng)下，無(wú)論是進(jìn)程，還是線程，到了內(nèi)核里面，我們統(tǒng)一都叫任務(wù)（Task），由一個(gè)統(tǒng)一的結(jié)構(gòu) task_struct 進(jìn)行管理。一個(gè)進(jìn)程由于其運(yùn)行空間的不同，從而有內(nèi)核線程和用戶進(jìn)程的區(qū)分。內(nèi)核線程運(yùn)行在內(nèi)核空間，之所以稱之為線程是因?yàn)樗鼪]有虛擬地址空間，只能訪問內(nèi)核的代碼和數(shù)據(jù)；?而用戶進(jìn)程則運(yùn)行在用戶空間， 不能直接訪問內(nèi)核的數(shù)據(jù)但是可以通過中斷，系統(tǒng)調(diào)用等方式從用戶態(tài)陷入內(nèi)核態(tài)，但是內(nèi)核態(tài)只是進(jìn)程的一種狀態(tài)， 與內(nèi)核線程有本質(zhì)區(qū)別，用戶進(jìn)程運(yùn)行在用戶空間上，而一些通過共享資源實(shí)現(xiàn)的一組進(jìn)程我們稱之為線程組。Linux下內(nèi)核其實(shí)本質(zhì)上沒有線程的概念，Linux下線程其實(shí)上是與其他進(jìn)程共享某些資源的進(jìn)程而已。但是我們習(xí)慣上還是稱它們?yōu)榫€程或者輕量級(jí)進(jìn)程。
內(nèi)核線程
內(nèi)核線程是直接由內(nèi)核本身啟動(dòng)的進(jìn)程。內(nèi)核線程實(shí)際上是將內(nèi)核函數(shù)委托給獨(dú)立的進(jìn)程，它與內(nèi)核中的其他進(jìn)程”并行”執(zhí)行。內(nèi)核線程經(jīng)常被稱之為內(nèi)核守護(hù)進(jìn)程，他們執(zhí)行下列任務(wù)：
周期性地將修改的內(nèi)存頁(yè)與頁(yè)來(lái)源塊設(shè)備同步；
如果內(nèi)存頁(yè)很少使用，則寫入交換區(qū)；
管理延時(shí)動(dòng)作, 如２號(hào)進(jìn)程接手內(nèi)核進(jìn)程的創(chuàng)建；
實(shí)現(xiàn)文件系統(tǒng)的事務(wù)日志；
…
內(nèi)核線程主要有兩種類型：
線程啟動(dòng)后一直等待，直至內(nèi)核請(qǐng)求線程執(zhí)行某一特定操作。
線程啟動(dòng)后按周期性間隔運(yùn)行，檢測(cè)特定資源的使用，在用量超出或低于預(yù)置的限制時(shí)采取行動(dòng)。
內(nèi)核線程由內(nèi)核自身生成，其特點(diǎn)在于：
它們?cè)贑PU的內(nèi)核態(tài)執(zhí)行，而不是用戶態(tài)；
它們只可以訪問虛擬地址空間的內(nèi)核部分（高于TASK_SIZE的所有地址），但不能訪問用戶空間。
Linux在內(nèi)核線程架構(gòu)設(shè)計(jì)中，內(nèi)核線程建立和銷毀都是由操作系統(tǒng)負(fù)責(zé)、通過系統(tǒng)調(diào)用完成的。在內(nèi)核的支持下運(yùn)行，無(wú)論是用戶進(jìn)程的線程，或者是系統(tǒng)進(jìn)程的線程，他們的創(chuàng)建、撤銷、切換都是依靠?jī)?nèi)核實(shí)現(xiàn)的。線程管理的所有工作由內(nèi)核完成，應(yīng)用程序沒有進(jìn)行線程管理的代碼，只有一個(gè)到內(nèi)核級(jí)線程的編程接口. 內(nèi)核為進(jìn)程及其內(nèi)部的每個(gè)線程維護(hù)上下文信息，調(diào)度也是在內(nèi)核基于線程架構(gòu)的基礎(chǔ)上完成。內(nèi)核線程駐留在內(nèi)核空間，它們是內(nèi)核對(duì)象。
內(nèi)核線程就是內(nèi)核的分身，一個(gè)分身可以處理一件特定事情。Linux內(nèi)核使用內(nèi)核線程來(lái)將內(nèi)核分成幾個(gè)功能模塊，像kworker, ?kswapd， ksoftirqd, ?migration , rcu_bh，rcu_schd, watchdog等(內(nèi)核線程都用[] 括起來(lái))。這在處理異步事件如異步IO，阻塞任務(wù)，延后任務(wù)處理時(shí)特別有用。內(nèi)核線程的使用是廉價(jià)的，唯一使用的資源就是內(nèi)核棧和上下文切換時(shí)保存寄存器的空間，內(nèi)核線程只運(yùn)行在內(nèi)核態(tài)，不受用戶態(tài)上下文的拖累，在多核系統(tǒng)中，很多內(nèi)核線程都是per cpu運(yùn)行粒度。
用戶線程
Linux內(nèi)核只提供了輕量級(jí)進(jìn)程(LWP)的方式支持用戶線程，限制了更高效的線程模型的實(shí)現(xiàn)，但Linux著重優(yōu)化了進(jìn)程的調(diào)度開銷，一定程度上也彌補(bǔ)了這一缺陷。目前最流行的線程機(jī)制LinuxThreads所采用的就是線程-進(jìn)程”一對(duì)一”模型，調(diào)度交給核心，而在用戶級(jí)實(shí)現(xiàn)一個(gè)包括信號(hào)處理在內(nèi)的線程管理機(jī)制。輕量級(jí)進(jìn)程由clone()系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建，參數(shù)是CLONE_VM，即與父進(jìn)程是共享進(jìn)程地址空間和系統(tǒng)資源。
LinuxThreads是用戶空間的線程庫(kù)，所采用的是“線程-進(jìn)程”1對(duì)1模型(即一個(gè)用戶線程對(duì)應(yīng)一個(gè)輕量級(jí)進(jìn)程，而一個(gè)輕量級(jí)進(jìn)程對(duì)應(yīng)一個(gè)特定的內(nèi)核線程)，將線程的調(diào)度等同于進(jìn)程的調(diào)度，調(diào)度交由內(nèi)核完成， 有了內(nèi)核線程，每個(gè)用戶線程被映射或綁定到一個(gè)內(nèi)核線程。用戶線程在其生命期內(nèi)都會(huì)綁定到該內(nèi)核線程。調(diào)度器管理、調(diào)度并分派這些線程。運(yùn)行時(shí)庫(kù)為每個(gè)用戶級(jí)線程請(qǐng)求一個(gè)內(nèi)核級(jí)線程。而線程的創(chuàng)建、同步、銷毀由核外線程庫(kù)完成（LinuxThtreads已綁定到 GLIBC中發(fā)行）。??在LinuxThreads中，由專門的一個(gè)管理線程處理所有的線程管理工作。當(dāng)進(jìn)程第一次調(diào)用pthread_create()創(chuàng)建線程時(shí)就會(huì)先 創(chuàng)建(clone())并啟動(dòng)管理線程。后續(xù)進(jìn)程pthread_create()創(chuàng)建線程時(shí)，都是管理線程作為pthread_create()的調(diào)用者的子線程，通過調(diào)用clone()來(lái)創(chuàng)建用戶線程，并記錄輕量級(jí)進(jìn)程號(hào)和線程id的映射關(guān)系，因此用戶線程其實(shí)是管理線程的子線程。LinuxThreads只支持調(diào)度范圍為PTHREAD_SCOPE_SYSTEM的調(diào)度，默認(rèn)的調(diào)度策略是SCHED_OTHER。?用戶線程調(diào)度策略也可修改成SCHED_FIFO或SCHED_RR方式，這兩種方式支持優(yōu)先級(jí)為0-99,而SCHED_OTHER只支持0。??
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? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? Linux?輕量級(jí)進(jìn)程實(shí)現(xiàn)
LinuxThtreads的設(shè)計(jì)存在一些局限性，導(dǎo)致后面Linux實(shí)現(xiàn)了新的線程庫(kù)NPTL，或稱為 Native POSIX Thread Library，是 Linux 線程的一個(gè)新實(shí)現(xiàn)，它克服了 LinuxThreads 的缺點(diǎn)，同時(shí)也符合 POSIX 的需求。與 LinuxThreads 相比，它在性能和穩(wěn)定性方面都提供了重大的改進(jìn)。與 LinuxThreads 一樣，NPTL 也實(shí)現(xiàn)了一對(duì)一的模型。
輕量級(jí)進(jìn)程具有局限性：
首先，大多數(shù)LWP的操作，如建立、析構(gòu)以及同步，都需要進(jìn)行系統(tǒng)調(diào)用。系統(tǒng)調(diào)用的代價(jià)相對(duì)較高：需要在user mode和kernel mode中切換。
其次，每個(gè)LWP都需要有一個(gè)內(nèi)核線程支持，因此LWP要消耗內(nèi)核資源（內(nèi)核線程的棧空間）。因此一個(gè)系統(tǒng)不能支持大量的LWP。
優(yōu)點(diǎn)：
（1）運(yùn)行代價(jià)：LWP只有一個(gè)最小的執(zhí)行上下文和調(diào)度程序所需的統(tǒng)計(jì)信息。
（2）處理器競(jìng)爭(zhēng)：因與特定內(nèi)核線程關(guān)聯(lián)，因此可以在全系統(tǒng)范圍內(nèi)競(jìng)爭(zhēng)處理器資源。
（3）使用資源：與父進(jìn)程共享進(jìn)程地址空間。
（4）調(diào)度：像普通進(jìn)程一樣調(diào)度。
協(xié)程
以上描述的不管是中斷，進(jìn)程，線程（內(nèi)核線程，用戶線程（輕量級(jí)進(jìn)程實(shí)現(xiàn)））的調(diào)度都是由內(nèi)核掌控，用戶并不能直接干預(yù)，要在用戶態(tài)實(shí)現(xiàn)對(duì)邏輯調(diào)度控制，需要實(shí)現(xiàn)類似用戶級(jí)線程，用戶級(jí)線程是完全建立在用戶空間的線程庫(kù)，用戶線程的創(chuàng)建、調(diào)度、同步和銷毀全部庫(kù)函數(shù)在用戶空間完成，不需要內(nèi)核的幫助。因此這種線程是極其低消耗和高效的。協(xié)程本質(zhì)上也是一種用戶級(jí)線程實(shí)現(xiàn)，在一個(gè)線程（內(nèi)核執(zhí)行單元）內(nèi)，協(xié)程通過主動(dòng)放棄時(shí)間片交由其他協(xié)程執(zhí)行來(lái)協(xié)作，故名協(xié)程。協(xié)程的一些關(guān)鍵點(diǎn)：
任何代碼執(zhí)行都需要上下文（CPU），協(xié)程也有自己的上下文，協(xié)程切換只涉及基本的CPU上下文切換, 完全在用戶空間進(jìn)行，沒有模式切換，所以比線程切換要小，開源libco 的協(xié)程切換的匯編代碼，也就是二十來(lái)?xiàng)l匯編指令，一般切換代價(jià)：?協(xié)程 < 線程 < 系統(tǒng)調(diào)用 < 進(jìn)程 ；
在多核多線程系統(tǒng)中，線程切換代價(jià)比較高（cache miss等），為了減少線程切換，希望在同一個(gè)線程內(nèi)進(jìn)行不同邏輯的偽并行（實(shí)際上還是串行），這樣降低了代碼邏輯切換代價(jià)，但這樣并沒有擁有真正并發(fā)帶來(lái)的高性能，選擇合適的使用場(chǎng)景；
協(xié)程存在兼容性問題，協(xié)程分為有棧協(xié)程和無(wú)棧協(xié)程實(shí)現(xiàn)，對(duì)不同系統(tǒng)和處理器要進(jìn)行兼容，但不同系統(tǒng)對(duì)上下文實(shí)現(xiàn)，異常等不一樣，這樣就可能產(chǎn)生不兼容情況，一般用戶態(tài)的代碼都不關(guān)心底層差別，而使用協(xié)程后的代碼兼容性變差。
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本期結(jié)束，我們下期再見！
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總結(jié)
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