課件Linux操作系統(tǒng)分析.ppt

Linux操作系統(tǒng)分析,主講：陳香蘭 助教：賈永泉、毛熠璐 3606864-83（西區(qū)電三421） Autumn 2007,Linux的進程,xlanchen2007.9.18,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,3,主要內(nèi)容,進程描述符 進程切換 進程的創(chuàng)建和刪除 進程調(diào)度,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,4,進程的概念,進程是執(zhí)行程序的一個實例 進程和程序的區(qū)別 幾個進程可以并發(fā)的執(zhí)行一個程序 一個進程可以順序的執(zhí)行幾個程序,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,5,進程描述符,為了管理進程，內(nèi)核必須對每個進程進行清晰的描述。 進程描述符提供了內(nèi)核所需了解的進程信息 include/linux/sched.h struct task_struct 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)很龐大 基本信息 管理信息 控制信息,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,6,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,7,Linux進程的狀態(tài),可運行狀態(tài)(TASK_RUNNING) 可中斷的等待狀態(tài)(TASK_INTERRUPTIBLE) 不可中斷的等待狀態(tài)(TASK_UNINTERRUPTIBLE) 暫停狀態(tài)(TASK_STOPPED) 僵死狀態(tài)(TASK_ZOMBIE) 狀態(tài)值的改變通常是一個簡單的賦值 內(nèi)核也提供set_task_state 和set_current_state 宏,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,8,進程狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,9,標識一個進程,使用進程描述符地址 進程和進程描述符之間有非常嚴格的一一對應(yīng)關(guān)系，使得用32位進程描述符地址標識進程非常方便 使用PID (Process ID，PID) 每個進程的PID都存放在進程描述符的pid域中 032767 新pid的產(chǎn)生：get_pid +1 循環(huán),xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,10,獲得一個進程的pid,系統(tǒng)調(diào)用getpidsys_getpid 關(guān)于進程組 使用組鏈表 所有進程共享組內(nèi)第一個進程的pid 數(shù)據(jù)：tgpid 單獨一個進程可以看成只有一個進程的組 getpid返回組pid,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,11,進程描述符和進程的內(nèi)核堆棧,Linux為每個進程分配一個8KB大小的內(nèi)存區(qū)域，用于存放該進程兩個不同的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)： 進程描述符 進程的內(nèi)核堆棧 進程處于內(nèi)核態(tài)時使用， 不同于用戶態(tài)堆棧 內(nèi)核控制路徑所用的堆棧 很少，因此對棧和描述符 來說，8KB足夠了,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,12,Task_union,C語言允許用如下的一個union結(jié)構(gòu)來方便的表示這樣的一個混合體 進程描述符的分配/回收/訪問 alloc_task_struct free_task_struct get_task_struct,=2048,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,13,current宏進程描述符,從剛才看到的進程描述符和內(nèi)核態(tài)堆棧之間的配對，內(nèi)核可以很容易的從esp寄存器的值獲得當前在CPU上運行的進程的描述符指針 因為這個內(nèi)存區(qū)是8KB=213大小，內(nèi)核必須做的就是讓esp有13位的有效位，以獲得進程描述符的基地址 這個工作由current宏來完成,8191=8192-1=0x2000-1=0x1fff 取反：0xffffe000（最后13位為0）,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,14,Current宏的使用,Current宏可以看成當前進程的進程描述符指針，在內(nèi)核中直接使用 比如current-pid返回在CPU上正在執(zhí)行的進程的PID,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,15,進程鏈表,為了對給定類型的進程(比如所有在可運行狀態(tài)下的進程)進行有效的搜索，內(nèi)核維護了幾個進程鏈表 所有進程鏈表,在進程描述符中：,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,16,SET_LINKS和REMOVE_LINKS宏用來分別在進程鏈表中插入和刪除一個進程描述符。,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,17,for_each_task宏掃描整個進程鏈表,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,18,TASK_RUNNING狀態(tài)的進程鏈表,當內(nèi)核調(diào)度程序?qū)ぶ芬粋€新的進程在cpu上運行時，必須只考慮可運行進程，因為掃描整個進程鏈表效率很低 引入了可運行狀態(tài)的雙向循環(huán)鏈表，也叫運行隊列 進程描述符使用 用來實現(xiàn)運行隊列,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,19,對可運行隊列的一些操作函數(shù),增加/刪除一個可運行進程,可運行隊列的長度，可運行進程的個數(shù),喚醒一個進程，使一個進程可運行,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,20,pidhash表及鏈接表,在一些情況下，內(nèi)核必須能從進程的PID得出對應(yīng)的進程描述符指針。例如kill系統(tǒng)調(diào)用 為了加速查找，引入了pidhash散列表 用pid_hashfn宏把PID轉(zhuǎn)換成表的索引,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,21,pidhash表及鏈接表,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,22,進程之間的親屬關(guān)系,程序創(chuàng)建的進程具有父子關(guān)系，在編程時往往需要引用這樣的父子關(guān)系。進程描述符中有幾個域用來表示這樣的關(guān)系,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,23,等待隊列,當要把除了TASK_RUNNING狀態(tài)之外的進程組織在一起時，linux使用了等待隊列 TASK_STOPPED和TASK_ZOMBIE不在專門的鏈表中 TASK_INTERRUPTIBLE和TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態(tài)的進程再分成很多類，每一類對應(yīng)一個特定的事件。在這種情況下，進程狀態(tài)提供的信息滿足不了快速檢索，因此，內(nèi)核引進了另外的進程鏈表，叫做等待隊列 等待隊列在內(nèi)核中有很多用途，尤其是對中斷處理、進程同步和定時用處很大,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,24,等待隊列使得進程可以在事件上的條件等待，并且當?shù)却臈l件為真時，由內(nèi)核喚醒它們 等待隊列由循環(huán)鏈表實現(xiàn) 在等待隊列上內(nèi)核實現(xiàn)了一些操作函數(shù) Add_wait_queue remove_wait_queue,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,25,等待隊列的鏈表,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,26,進程等待,等待一個特定事件的進程能調(diào)用下面幾個函數(shù)中的任一個 sleep_on sleep_on_timeout interruptible_sleep_on interruptible_sleep_on_timeout 進程等待由需要等待的進程自己進行（調(diào)用）,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,27,sleep_on,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,28,進程的喚醒,利用wake_up或者wake_up_interruptible等一系列的宏，都讓插入等待隊列中的進程進入TASK_RUNNING狀態(tài),xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,29,進程切換(process switching),為了控制進程的執(zhí)行，內(nèi)核必須有能力掛起正在CPU上執(zhí)行的進程，并恢復(fù)以前掛起的某個進程的執(zhí)行，這叫做進程切換，任務(wù)切換，上下文切換,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,30,進程上下文,包含了進程執(zhí)行需要的所有信息 用戶地址空間 包括程序代碼，數(shù)據(jù)，用戶堆棧等 控制信息 進程描述符，內(nèi)核堆棧等 硬件上下文,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,31,硬件上下文,盡管每個進程可以有自己的地址空間，但所有的進程只能共享CPU的寄存器。 因此，在恢復(fù)一個進程執(zhí)行之前，內(nèi)核必須確保每個寄存器裝入了掛起進程時的值。這樣才能正確的恢復(fù)一個進程的執(zhí)行 硬件上下文： 進程恢復(fù)執(zhí)行前必須裝入寄存器的一組數(shù)據(jù) 包括通用寄存器的值以及一些系統(tǒng)寄存器 通用寄存器如eax，ebx等 系統(tǒng)寄存器如eip，esp，cr3等等,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,32,在linux中 一個進程的硬件上下文主要保存在thread_struct中 其他信息放在內(nèi)核態(tài)堆棧中,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,33,thread_struct,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,34,上下文切換,switch_to宏執(zhí)行進程切換，schedule()函數(shù)調(diào)用這個宏一調(diào)度一個新的進程在CPU上運行 在schedule()中找到調(diào)用switch_to宏的位置 switch_to利用了prev和next兩個參數(shù)： prev：指向當前進程 next：指向被調(diào)度的進程,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,35,當前進程仍然是prev 這個push操作針對的是 當前進程的堆棧,保存esi，edi，ebp,保存esp到%0中,嵌入式匯編中 用這種方法表 示輸入、輸出 參數(shù)，可以從 0開始編號,%0是什么？,保存esp到當前進程的上下文中,從next的上下文中取出堆棧的位置，將其作為當前堆棧,堆棧被切換,在prev進程的上下文中設(shè)置返回地址，返回到下面標號為1處,從next進程的上下文中取得該進程的返回地址，放入堆棧中,調(diào)用_switch_to函數(shù),xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,36,進程切換的關(guān)鍵語句,堆棧的切換 從此，內(nèi)核對next的內(nèi)核態(tài)堆棧操作，因此，這條指令執(zhí)行從prev到next真正的上下文切換，因為進程描述符和內(nèi)核態(tài)堆棧緊密聯(lián)系在一起，改變內(nèi)核態(tài)堆棧就意味改變當前進程,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,37,什么時候next進程真正開始執(zhí)行呢？ call=保存返回地址+跳轉(zhuǎn)到target處執(zhí)行 ret=從堆棧上獲得返回地址，并跳轉(zhuǎn)到該返回地址處執(zhí)行 ？當_switch_to正常返回時，發(fā)生了什么事情？,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,38,標號為1的執(zhí)行代碼處,一個進程被正常切換出時，保存的eip總是標號為1的那個位置 當這個進程再次被調(diào)度運行時，恢復(fù)在堆棧上的返回地址總是這個1 1: popl %ebp popl %edi popl %esi,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,39,_switch_to,_switch_to用來處理其他上下文的切換 此時，使用的堆棧是next進程的堆棧，這個堆棧上沒有_switch_to需要的參數(shù)prev和next 怎么傳參呢？ 找到_switch_to的函數(shù)定義和函數(shù)聲明 找到FASTCALL的定義,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,40,_switch_to的關(guān)鍵操作,unlazy_fpu() 處理數(shù)學(xué)協(xié)處理器 保存和恢復(fù)fs、gs 等等,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,41,？哪里切換了進程的地址空間,從執(zhí)行switch_to的位置往前找,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,42,Project：進程的切換,對Linux中進程的切換過程進行分析，提交分析報告,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,43,進程的創(chuàng)建,許多進程可以并發(fā)的運行同一程序，這些進程共享內(nèi)存中程序正文的單一副本，但每個進程有自己的單獨的數(shù)據(jù)和堆棧區(qū) 一個進程可以在任何時刻可以執(zhí)行新的程序，并且在它的生命周期中可以運行幾個程序 又如，只要用戶輸入一條命令，shell進程就創(chuàng)建一個新進程,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,44,傳統(tǒng)的UNIX操作系統(tǒng)采用統(tǒng)一的方式來創(chuàng)建進程 子進程復(fù)制父進程所擁有的資源 缺點： 創(chuàng)建過程慢、效率低 事實上，子進程復(fù)制的很多資源是不會使用到的 現(xiàn)代UNIX內(nèi)核通過引入三種不同的機制來解決這個問題,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,45,1、寫時復(fù)制技術(shù)，Copy-On-Writing，COW 寫時復(fù)制技術(shù)允許父子進程能讀相同的物理頁。 只要兩者有一個進程試圖寫一個物理頁，內(nèi)核就把這個頁的內(nèi)容拷貝到一個新的物理頁，并把這個新的物理頁分配給正在寫的進程,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,46,2、輕量級進程允許父子進程共享許多數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) 頁表 打開的文件列表 信號處理 3、vfork 使用vfork創(chuàng)建的新進程能夠共享父進程的內(nèi)存地址空間。父進程在這個過程中被阻塞，直到子進程退出或者執(zhí)行一個新的程序,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,47,Linux的進程創(chuàng)建,Linux提供了幾個系統(tǒng)調(diào)用來創(chuàng)建和終止進程，以及執(zhí)行新程序 Fork，vfork和clone系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建新進程 其中，clone創(chuàng)建輕量級進程，必須指定要共享的資源 exec系統(tǒng)調(diào)用執(zhí)行一個新程序 exit系統(tǒng)調(diào)用終止進程（進程也可以因收到信號而終止）,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,48,fork,fork系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建一個新進程 調(diào)用fork的進程稱為父進程 新進程是子進程 子進程幾乎就是父進程的完全復(fù)制。它的地址空間是父進程的復(fù)制，一開始也是運行同一程序。 fork系統(tǒng)調(diào)用為父子進程返回不同的值,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,49,exec,很多情況下，子進程從fork返回后很多會調(diào)用exec來開始執(zhí)行新的程序 這種情況下，子進程根本不需要讀或者修改父進程擁有的所有資源。 所以fork中地址空間的復(fù)制依賴于Copy On Write技術(shù)，降低fork的開銷,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,50,使用fork和exec的例子,If (result = fork() = 0) /* 子進程代碼 */ if (execve(“new_program”,)0) perror(“execve failed”); exit(1); else if (result0) perror(“fork failed”) /* result=子進程的pid，父進程將會從這里繼續(xù)執(zhí)行*/ ,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,51,分開這兩個系統(tǒng)調(diào)用是有好處的 比如服務(wù)器可以fork許多進程執(zhí)行同一個程序 有時程序只是簡單的exec，執(zhí)行一個新程序 在fork和exec之間，子進程可以有選擇的執(zhí)行一系列操作以確保程序以所希望的狀態(tài)運行 重定向輸入輸出 關(guān)閉不需要的打開文件 改變UID或是進程組 重置信號處理程序 若單一的系統(tǒng)調(diào)用試圖完成所有這些功能將是笨重而低效的 現(xiàn)有的fork-exec框架靈活性更強 清晰，模塊化強,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,52,do_fork,不論是fork，vfork還是clone，在內(nèi)核中最終都調(diào)用了do_fork,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,53,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,54,閱讀do_fork，了解大致程序流程 ？子進程從哪里開始執(zhí)行，它的返回值是什么？ 觀察子進程的初始上下文是怎么設(shè)置的 內(nèi)核堆棧的內(nèi)容 Thread_struct的內(nèi)容,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,55,注意：childregs指針指向哪里,eax寄存器用作返回值，這里強制為0,在上下文中，設(shè)置用戶態(tài)堆棧指針,設(shè)置內(nèi)核態(tài)堆棧指針,被調(diào)度后，執(zhí)行入口 強制從ret_from_fork返 回用戶態(tài),此后，由于子進程處于調(diào)度隊列上，因此在合適的時候會被調(diào)度， 調(diào)度時根據(jù)這里設(shè)置的上下文返回 用戶態(tài),xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,56,子進程的內(nèi)核態(tài)堆棧,進程描述符,子進程的8K union,esp,返回值eax被強制寫0,用戶態(tài)堆棧esp的值,用戶態(tài)下eip的值,子進程恢復(fù)到用戶態(tài)時需要的上下文,eip,esp,子進程的硬件上下文,ret_from_fork,低地址,高地址,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,57,子進程的執(zhí)行,fork后，子進程處于可運行狀態(tài)，由調(diào)度器決定何時把CPU交給這個子進程 進程切換后因為eip指向ret_from_fork，所以CPU立刻跳轉(zhuǎn)到ret_from_fork()去執(zhí)行。 接著這個函數(shù)調(diào)用ret_from_sys_call()，此函數(shù)用存放在棧中的值裝載所有寄存器，并強迫CPU返回用戶態(tài),xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,58,內(nèi)核線程,系統(tǒng)把一些重要的任務(wù)委托給周期性執(zhí)行的進程 刷新磁盤高速緩存 交換出不用的頁框 維護網(wǎng)絡(luò)鏈接等待 內(nèi)核線程與普通進程的差別 每個內(nèi)核線程執(zhí)行一個單獨指定的內(nèi)核函數(shù) 只運行在內(nèi)核態(tài) 只使用大于PAGE_OFFSET的線性地址空間,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,59,線程和進程的比較,Linux內(nèi)核中沒有線程的概念 沒有針對所謂線程的調(diào)度策略 沒有數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)用來表示一個線程 一般線程的概念在linux中只是表現(xiàn)為一組共享資源的進程(每個這樣的進程都有自己的進程描述符) 在其他系統(tǒng)中(比如windows) 線程是實實在在的一種運行抽象，提供了比進程更輕更快的調(diào)度單元 在linux中“線程”僅僅是表示多個進程共享資源的一種說法,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,60,創(chuàng)建內(nèi)核線程,Kerenl_thread()創(chuàng)建一個內(nèi)核線程，并且只能由另一個內(nèi)核線程來執(zhí)行這個調(diào)用,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,61,進程樹,進程0 進程1 ,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,62,進程0,所有進程的祖先叫做進程0 在系統(tǒng)初始化階段由start_kernel()函數(shù)從無到有手工創(chuàng)建的一個內(nèi)核線程 存放在init_task_union變量中的一個進程描述符和一個內(nèi)核態(tài)堆棧（回憶一下啟動時，堆棧的初始化） 用INIT_MM, INIT_MMAP, INIT_FS, INIT_FILES, INIT_SIGNALS宏初始化進程描述符的各個對應(yīng)域 頁全局目錄，swapper_pg_dir變量 進程0最后的初始化工作創(chuàng)建init內(nèi)核線程，此后運行cpu_idle，成為idle進程,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,63,進程1,又稱為init進程 由進程0在start_kernel調(diào)用rest_init創(chuàng)建 init進程PID為1，當調(diào)度程序選擇到init進程時，init進程開始執(zhí)行init()函數(shù),xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,64,init() 為常規(guī)內(nèi)核任務(wù)初始化一些必要的內(nèi)核線程，如: kflushd 刷新臟緩沖區(qū)中的內(nèi)容到磁盤以歸還內(nèi)存 kswapd 執(zhí)行內(nèi)存回收功能的線程 最后init()函數(shù)調(diào)用execve()系統(tǒng)調(diào)用裝入可執(zhí)行程序init。從此，init內(nèi)核線程變成一個普通的進程。但init進程從不終止，因為它創(chuàng)建和監(jiān)控操作系統(tǒng)外層的所有進程的活動,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,65,撤銷進程,進程終止 進程終止的一般方式是exit()系統(tǒng)調(diào)用。 這個系統(tǒng)調(diào)用可能由編程者明確的在代碼中插入 另外，在控制流到達主過程C中的main()函數(shù)的最后一條語句時，執(zhí)行exit()系統(tǒng)調(diào)用 內(nèi)核可以強迫進程終止 當進程接收到一個不能處理或忽視的信號時 當在內(nèi)核態(tài)產(chǎn)生一個不可恢復(fù)的CPU異常而內(nèi)核此時正代表該進程在運行,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,66,進程終止使用exit系統(tǒng)調(diào)用 刪除進程 在父進程調(diào)用wait()類系統(tǒng)調(diào)用檢查子進程是否合法終止以后，就可以刪除這個進程,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,67,Project：進程的創(chuàng)建,使用C語言編寫一段用戶程序 調(diào)用fork創(chuàng)建一個子進程 然后讓子進程和父進程分別輸出fork的返回值 目的：從用戶態(tài)體驗進程的創(chuàng)建 對Linux中進程的創(chuàng)建進行分析，提交分析報告,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,68,進程調(diào)度,調(diào)度策略 調(diào)度算法,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,69,調(diào)度策略（scheduling policy）,決定什么時候以怎樣的方式選擇一個新進程運行的一組規(guī)則 Linux的調(diào)度基于分時技術(shù) 允許多個進程“并發(fā)”運行 CPU的時間被劃分成“片”，給每個可運行進程分配一片 在單處理器上，任何時刻只能運行一個進程，當一個并發(fā)執(zhí)行的進程時間片用完時（到期）還沒有終止，就可以進行進程調(diào)度 分時依賴于時鐘中斷，對進程透明,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,70,Linux進程的優(yōu)先級 根據(jù)特定的算法計算出進程的優(yōu)先級，用一個值表示 這個值表示把進程如何適當?shù)姆峙浣oCPU Linux中進程的優(yōu)先級是動態(tài)的 調(diào)度程序會根據(jù)進程的行為周期性的調(diào)整進程的優(yōu)先級 較長時間未分配到CPU的進程，通常 已經(jīng)在CPU上運行了較長時間的進程，通常,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,71,進程的分類,不同類型的進程有不同的調(diào)度需求 第一種分類： I/O-bound 頻繁的進行I/O 通常會花費很多時間等待I/O操作的完成 CPU-bound 計算密集型 需要大量的CPU時間進行運算,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,72,第二種分類 交互式進程（interactive process） 需要經(jīng)常與用戶交互，因此要花很多時間等待用戶輸入操作 響應(yīng)時間要快，平均延遲要低于50150ms 典型的交互式程序：shell、文本編輯程序、圖形應(yīng)用程序等,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,73,批處理進程（batch process） 不必與用戶交互，通常在后臺運行 不必很快響應(yīng) 典型的批處理程序：編譯程序、科學(xué)計算 實時進程（real-time process） 有實時需求，不應(yīng)被低優(yōu)先級的進程阻塞 響應(yīng)時間要短、要穩(wěn)定 典型的實時進程：視頻/音頻、機械控制等,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,74,與調(diào)度相關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用,nice getpriority/setpriority sched_getscheduler/sched_setscheduler sched_getparam/sched_setparam sched_yield sched_get_priority_min/sched_get_priority_max sched_rr_get_interval,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,75,時間片的選擇,時間片的長短對系統(tǒng)性能非常關(guān)鍵，它既不能太長也不能太短 太短： 頻繁的切換會造成系統(tǒng)開銷過大 假如切換時間為1ms，時間片設(shè)置為1ms，那就沒空執(zhí)行進程了,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,76,太長 幾乎每個進程都一次運行完 并發(fā)的概念基本消失 普通進程需要等待很長時間才能運行 時間片大小的選擇總是一種折衷。Linux采取單憑經(jīng)驗的方法，即選擇盡可能長的時間片，同時能保持良好的響應(yīng)時間,xlanchen2007.9.25,Linux Operating Systems Analysis,77,調(diào)度算法,epoch linux調(diào)度算法把CPU時間劃分為時期（epoch） 在一個單獨的時期內(nèi)，每個進程有一個指定的時間片 一個進程用完它的時間片時，就會被強占 只要進程的時間片沒有用完，就可以被多次調(diào)度運行 當所有的進程用完它的時間片的時候，一個時期才結(jié)束