【Linux】深入理解进程的优先级（Linux 2.6版本O(1)调度算法）

【前置知识】

首先我们要了解什么是进程？知道什么是进程的PCB，可以查看我之前的文章什么是进程？

一、进程的优先级

(一）为什么要有优先级？

我们思考一下？为什么要有优先级？
本质：系统资源的不足，所有就必须要有优先级的出现解决这个问题。

就比如：我们去学校的食堂买饭，食堂肯定是有一个个的窗口，那么当我们学生的数量过多的时候，就需要到一个窗口去进行排队，出现这种现象的原因很简单，就是学校的食堂不够大，窗口不够多。
所以同样的道理，操作系统在调度进程的时候，由于CPU的资源有限，所以就决定了进程在被调度的时候，进程要进行排队，而排队就一定会有先后顺序，所以这个先后顺序就是进程的优先级。

（二）进程的优先级的范围

进程优先级范围:

• 在Linux中，进程的优先级可以通过nice值进行调整，范围为[-20, 19]，而不是[-19, 20]。
• nice值越低，优先级越高，-20代表最高优先级，19代表最低优先级。

进程优先级是可以被修改的， PRI（new） = PRI（原）+ nice值，注意：这里的PRI（原）它都是默认按80为标准来进行计算的。

我们可以验证一下：

#include 
#include 

using namespace std;

int main()
{
    while(1){
        cout << "I am a process!" << endl;
        sleep(1);
    }
    return 0;
}

我们在XShell下运行这段代码，然后通过ps -al来查看这个进程的信息


我们可以看到a.out就是我们的代码的可执行程序，它的PRI为80，然后我们通过top命令对它进行修改，详细步骤为

top,然后按r，然后输入进程的PID，然后输入nice值，这里我输入5

PRI被修改成5了，然后我再次修改，这次我修改nice值为10，按理来说应该是85 +10 = 95，但结果是90

这里就说明了，修改PRI都是以80为基础来进行修改的。

二、操作系统是如何实现进程的优先级？（Linux内核2.6版本O(1)调度算法）

首先我们知道，根据冯诺依曼体系结构决定，CPU要拿数据，就要从内存中拿数据，所以一个进程要被CPU调度，就要将进程的代码数据和它的属性（PCB）加载进内存里，然后CPU再进行调度。

而一个CPU通常一次只能调度一个进程，而操作系统里是有很多的进程需要被调度的，所以这就意味着，这些等待被调度的进程就要进行排队，而排队就要有先后的顺序，也就是进程的优先级，那么想到这里？我们就要思考它是如何排队的？

我们在前面也看到了，进程的优先级范围的调整是[-20, 19], PRI的数值越小，优先级就越高，而进程间会有相同优先级的进程，在什么是进程？那一篇博客里，我也说过了，进程在组织的时候，是按照双链表的结构进行组织起来的，所以我们可以大致的想象

每个PRI会对应着数组的某个下标位置，有一种映射的关系，那么每个数组下标的位置存放的会是一个个双链表，这种结构不就是我们数据结构里的哈希桶吗？

然后操作系统就依次从下标小的位置去拿出一个运行的队列出来，然后依次运行，这样就实现了一个进程优先级的现象。

那么实际上，操作系统是怎么做的？

调度队列:

• Linux的调度器采用运行队列（runqueue）的概念。每个CPU有自己的runqueue，其中包含两个优先级数组：一个活动队列（active queue）和一个过期队列（expired queue）。
• 运行队列中的每个优先级数组是一个链表数组，每个链表对应一个特定的优先级。调度器使用这些链表来管理具有相同优先级的进程。

实际上就是在CPU中，它管理着一个结构体runqueue，该结构体里有两个成员。

• 一个活动队列，也就是当前CPU正在运行调度的队列。
• 一个是过期队列，这个队列是把要新加入的进程就先放在这个队列里
  > 而这两个其实都是数组，数组大小是140个空间，其中前100个空间是操作系统要用的，有特殊用途，我们只能使用后40个数据空间，这就是为什么优先级只有40个范围

为什么要有这个过期队列呢？直接加入进活动队列里不就行了吗？

1. 首先，一个CPU它如果既要运行我们对应的进程，如果没有过期队列，它是不是就还需要花费一些资源，去维护新加入进来的进程，这样不仅加大了管理的成本，也浪费CPU的资源，CPU资源是非常宝贵的。
2. 其次，我们试想一下，在这种调度结构里，总是先把优先级高的执行了之后，再依次向下执行，那么如果有一些进程，它的优先级很低，但是对于操作系统而言，可能随时都会有新的进程到来，如果这些进程的优先级都比较高，那么低优先级的进程将会迟迟得不到被调度，造成饥饿问题。
3. 如果我的CPU当前已经把该数组位置的进程链表都执行完了，执行到下一个优先级了，但是此时，又突然来一个刚才执行完的进程，需要我去执行，那么这时候我是又返回去执行，然后再去执行下一个进程的位置吗？那么这样子设计的成本是非常高的。

我们的操作系统是非常优雅的，它不会去浪费这些资源和精力去做这种事情。实际上CPU的runqueue，它里面有两个二级指针，分别指向活动队列数组和过期队列数组。

然后CPU运行活动队列，不需要管新加入的进程，统一将新加入的进程放到过期队列中，过期队列其实就相当于是活动队列的一个镜像，新加入的进程就根据优先级映射到对应的数组下标，然后添加进对应位置的哈希桶里面，当CPU把运行队列里的内容都执行完了。
> 这时候运行队列就是空的，然后只需要把那个二级指针，将它们交换一下所指向的内容，这样CPU立马就又得到了一个有数据的活动队列，然后此时又有了一个空的过期队列

这种处理方式是不是非常的优雅！
那么操作系统该怎么知道活动队列的内容为空呢？
有人说，判空还不简单吗？直接遍历一遍，看看哪里有数据不就好了吗？
但是这样线性遍历的时间复杂度是一个O（N）级别的，我们操作系统响应是非常快的，这显然不合适。

1. 操作系统使用了位图的数据结构，来记录活动队列的每个下标的位置，低比特位就代表高优先级，也对应着低下标位置。
2. 然后对应的比特位映射的数组下标位置如果有内容，就将它置为1，没有内容了就置为0，然后操作系统只需要通过位运算，就可以很快速的定位到哪些位置有内容。
3. 从低比特位开始拿，拿最近的一个比特位为1的位置，这样也有了优先级的出现。
4. 最后只需要判断这个位图的值是不是0，就能够知道活动队列是不是为空了。

综上所述，这种进程优先级的调度算法是Linux内核2.6版本引入的O(1)调度算法。Linux 2.4 及之前版本: 使用的是 O(n) 调度算法，调度器的时间复杂度与系统中进程的数量成线性关系。在进程数量较多时，调度效率较低。这种算法极大的提高了调度效率和系统的扩展性。