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【Linux】进程优先级和进程切换

news 来源：原创 2025/6/22 12:33:56

📝前言：
这篇文章我们来讲讲进程优先级和进程切换：

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这里写目录标题

一，进程优先级
- 实时操作系统和分时操作系统
二，进程切换
- 1 保护上下文
- 2 Linux2.6内核进程O(1)调度队列
- - Linux2.6内核中进程队列的数据结构
  - queue[140]
  - bitmap[5]
  - nr_active
  - a 队列和 e 队列

一，进程优先级

进程的优先级就是指：进程获取CPU资源的先后顺序。
在Linux中，优先级用task_struct里面的一个整型表示，值越低，优先级越高。

我们运行起来一个进程，然后查看它的信息
在这里插入图片描述

UID：用户id
PRI：优先级（默认为80）
NI：优先级的修正值（nice）

1，对UID的理解：
进程会通过UID来记录用户。
我们都知道一切命令和程序都是进程，那么访问文件的本质就是进程在访问。进程会用记录的UID来判断此ID拥有的权限，识别权限是识别进程和文件之间的权限。【一切行为实质上都是进程，用户用进程来和系统交互】

2，对PRI和NI的理解：
进程的优先级PRI = 默认值(80) + nice值
且nice值的取值范围是：[-20, 19]，一共40个级别（这是有讲究的）

如果我们要修改一个进程的优先级，可以通过renice修改nice值：
renice [nice值] + 进程PID
在这里插入图片描述
但是进程的优先级不建议频繁修改。

实时操作系统和分时操作系统

实时操作系统：对外部事件做出快速响应，并且严格要求在一定时间内完成。优先级高的进程可以中断优先级低的进程。
分时操作系统：有时间片，轮流为进程提供服务。（即：尽管进程的优先级高，但是每次只能在CPU上运行一个时间片那么长的时间，运行完以后就被拿下来，然后运行其他进程）

举个形象的例子理解两种操作系统的运用场景：
1，汽车进行刹车操作：运用实时操作系统，即：一旦有刹车指令，刹车指令放在第一位，把刹车指令执行完才能运行别的
2，边运行代码边听音乐：运用的是分时操作系统，即：没有要求跑代码的时候音乐就暂停，而是两个进程交替在CPU上运行。（只是速度太快，让我们感觉两个在一起）

理论上，单个CPU在某一时刻，只能有一个进程在运行。
但某一时段，可以通过并发的方式，让我们感觉在运行多个进程。
比如只有两个进程：运行代码和听音乐，两个进程是交替获取CPU资源的，一个进程运行完一个时间片以后，就立马换成另一个，只是切换的速度太快了。

进程的特点：

竞争性（竞争CPU资源）
独立性（多进程运行间互相不干扰）
并行性（多个进程在多个CPU下分别，同时进行运行）
并发性（多个进程在⼀个CPU下采⽤进程切换的⽅式，在⼀段时间之内，让多个进程都得以推进）

二，进程切换

那么，一个进程被拿下来以后，下次再上CPU时，为什么能够延续上一次的位置继续运行呢？这是因为，数据会被记录。

1 保护上下文

CPU在运行进程时，主要关注数据和代码。CPU中的各种寄存器会用来记录当前进程的临时数据。（CPU的寄存器是一块空间，是数据临时存储的地方）
假如现在有一个进程A和一个进程B，保护上下文的流程：

进程A先运行，此时CPU中的寄存器就会记录进程A的各种数据，比如：运算(1 + 2) * 3，加数 2 和被加数 1 被存储到寄存器中，+这个指令也被存储到寄存器中，1+2得到的结果3也被储存到寄存器中
然后，A进程的时间片到了，这时候，B进程要上来
则A就会将CPU中寄存器的数据保存到task_struct中一个叫tss的结构体（即硬件上下文数据，保存到task_struct中的tss），比如运算的临时结果3，还有后续的*操作等
B上去以后，就会用自己的数据直接覆盖寄存器里面的数据，然后运行B进程
等到B的时间片运行完了，B像A一样自己记录自己的数据
然后到A运行，A又重新把上一次记录的数据放到寄存器里，然后接着运行

Linux内核0.11的task_struct中的tss_struct：
在这里插入图片描述

2 Linux2.6内核进程O(1)调度队列

⼀个CPU拥有⼀个runqueue（调度队列），那调度队列的数据结构到底是怎么样？如何管理这些进程的？
进程A的时间片运行完以后，进程A又去了哪里，下一个要运行的进程B是怎么找到的，进程A又是怎么回来重新运行的？

Linux2.6内核中进程队列的数据结构

一个CPU一个runqueue
在这里插入图片描述

queue[140]

queue[140]的底层是哈希表（用的是哈系统）

[0, 99]：是实时优先级（我们不关心）
[100, 139]：是普通优先级，刚好对应 nice 值的40个优先级级别
同一级别中的不同进程，是通过哈希桶的方式链起来的

找运行队列时：全局上从上到下看优先级，局部上（同一优先级），进程队列FIFO。

bitmap[5]

哈希桶的头插效率是O(1)，因为queue[140]大小固定，查找效率也是O(1)，但是每次找进程都要从上到下遍历整个queue[140]还是太慢了，于是有了位图unsigned int bitmap[5]
unsigned int是 4 个字节，即：32个bit位，长度为 5 的话就是 160 个比特位。于是从 0 开始 0 - 139位就与queue[140]的下标一一对应。想要知道哪个下标还有进程，就只需要查bitmap，0 代表无进程，1 代表还有进程。

nr_active

nr_active用来指明当前queue[140]里的进程数量

a 队列和 e 队列

一个进程的时间片运行完以后被放到哪里呢？
这就要谈谈 e 队列，在上面的结构图中我们可以看到两份：
在这里插入图片描述
这两份一份是活跃队列（a 队列），一份是过期队列（e 队列），分别被*active 和 *expired 指针指向

进程的运行顺序以及交替：

首先，我们在 a 队列里面挑进程：全局上从上到下（利用bitmap），局部上，FIFO（直接拿链表第一个）
当一个进程的时间片运行完以后，这个进程会从 a 队列移动到 e 队列
直到所有 a 队列里面的进程都被执行过了一遍（即：nr_active == 0）
然后，会交换*active 和 *expired 指针，再运行 a 队列，重复上面的过程

（这就是O(1)调度算法：在系统当中查找⼀个最合适调度的进程的时间复杂度是⼀个常数，不随着进程增多⽽导致时间成本增加）

其实，上述过程中进程在 e 队列时的状态就是操作系统中的就绪状态，不过Linux中不对就绪状态和R状态进行区分。

还有两个小细节：

1，当一个进程的优先级被改了，这个进程怎么移动位置呢？

答：当一个进程的优先级被改，本次的PRI是不变的，等到本次从 a 队列中运行完以后到了 e 队列，下次从 e 队列回到 a 的时候，在重新计算，改变位置

2，当有新进程加入时，新进程进 a 还是 e

一般情况：新进程进 e
内核抢占情况：新进程进 a

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