linux 进程优先级 线程优先级,linux进程优先级范围
终极管理员 知识笔记 52阅读
文章目录 前言tips——如何在vim中批量化注释进程更深度理解一、什么是进程优先级二、 为什么要有优先级三、Linux怎么设置优先级查看进程优先级的命令PRI and NI用top命令更改已存在进程的nice 如何根据优先级开展调度呢五、其他概念并发重点) 总结
前言
这篇文章继续上篇内容讲解进程的优先级。
tips——如何在vim中批量化注释首先进入命令行模式
1.输入ctrl v2.然后选择H,J,K,L键进行左下上右移动注意不能按上下左右的箭头3.选中注释区域后按shift I键进入插入模式4.再输入两个反斜杠即可。 进程更深度理解 前面说过进程 描述该进程的PCB结构体对象 数据和代码。
而一个PCB结构体对象task_struct其实就是进程所有属性的集合。
那么在进程的调度队列数据结构中如何获取到进程的所有属性呢
一般一个进程的task_struct结构体对象的大致结构如下
如何获取到_start的起始地址呢 如何获取到其他的所有属性呢
我们应该这样
(task_struct * )(node_start - ( & ( (task_struct *)0->link ) ) )->other应该这样解释将0强转成task_struct*指针即默认0地址处有一个task_struct结构体对象通过该对象访问到link属性成员然后再取它的地址即link成员相对于该结构体起始位置的偏移量。
node_start是link这个位置的起始地址相减后获得该结构体最起始地址处的地址将该地址强转成结构体对象即可访问所有其他属性成员。
所以通过上面的方法能访问到进程调度队列中的每个数据结构的task_struct的其他所有属性后在队列排队的每一个task_struct结构体对象就可以是不同类型的对象。
比如下图
从此以后在调度队列中排队的PCB结构体就能做到不同类型的对象因为只要知道该对象的类型就能访问所有其他属性由此更加灵活实现就允许更多进程可以被同一个调度队列调度
由此还能引出另一个重大意义
一个task_struct结构体对象不仅仅可以属于双向链表这个数据结构还能属于其他数据结构比如二叉树红黑树等等。
因为通过上面的方法可以访问任意属性成员就能存储其他数据结构的地址就能访问到其他数据结构了
总结一个task_struct 结构体对象既可以属于双向链表也可以属于其他数据结构。
一、什么是进程优先级优先级就是对于资源的访问谁先谁后的问题
二、 为什么要有优先级我们知道一台电脑的CPU一般只有一个两个或以上是造价是非常昂贵的。
可是电脑上的进程却有很多个 只有一个CPU但是有多个进程这就意味着进程之间
必然存在竞争CPU资源的关系
也必然存在进程之间谁先执行谁后执行的问题!
既然有了竞争关系就必然要保证良性竞争。
此时就有了优先级的概念其实就是确定一种谁先谁后访问CPU资源的关系。
所以进程之间就必须排队排队就必须保证进程优先级。
最典型的例子就是学校的食堂排队打饭。
学校饭堂窗口就那么多个但是学生有那么多学生之间有男生有女生有大个的有小个的假如大家不按要求排队打饭可能就是大个的男生能先挤上去小个子的女生会打不到饭或者如果存在不合理的排队问题时导致大个子能吃到饭小个子吃不到饭那就会导致大个子的越吃越多小个子的越吃越少小个子就会越来越小就会导致进程过长时间得不到CPU资源就会引发进程的饥饿问题。
综上必须存在进程优先级的概念并且要保证良性的优先级
三、Linux怎么设置优先级 查看进程优先级的命令使用
ps -l命令可以查看进程的优先级
其中PRI就是优先级priority
NI是nice值。
还有其他的进程信息如下
UID : 代表执行者的身份PID : 代表这个进程的代号PPID 代表这个进程是由哪个进程发展衍生而来的亦即父进程的代号PRI 代表这个进程可被执行的优先级其值越小越早被执行NI 代表这个进程的nice值实际在OS识别进程时并不是按照进程的名字进行识别而是按照进程的PID编号进行识别的。
PRI and NI进程确认优先级规则如下
PRI的值越小该进程越早被执行。
PRI和NI的关系如下
PRI(new) PRI(old) NI
所以NI可以取负数NI越小PRI就越小该进程就越早被执行。
一般情况下NI的取值范围是-20~19共四十个级别
按照这样的情况我们可以更改进程优先级的
但是对操作系统来说调度器才是最公平的优先级队列调度者它才能保证最公平的进程调度。
所以操作系统不希望我们过多地参与进程优先级的修改。
所以这就是为什么NI值有一个范围是[-20,19]的原因
由于进程的初始PRI是80Ni值取值范围是-20~19所以PRI的取值范围就是[60,99]
用top命令更改已存在进程的nice当运行起来一个进程的时候可以看到myproc这个进程的默认PRI是80。
输入top进入监控进程。
然后输入r就会弹出一个PID to renice的提醒。
里面显示默认的pid是1这里我们要修改的进程的pid是16439输入16439后进行回车。
上面就提示我们需要将nice值改成多少。
当我输入-30后就弹出一个
Permission deny就是权限不允许的意思。
这意味着普通用户是无法更改nice值的。
下面切换到root用户
当我再次输入15时它成功了我们验证一下
此时我再将nice值设置成-20试试。
这里有一个问题NI值是没错可是上一次的PRI值不是95吗设置更改了NI值为-20后应该是75为什么这里变成60了呢
原因很简单PRI(new) PRI(old) NI
这条公式中PRI(old)每次更改nice值的时候都是默认从80开始的。
如何根据优先级开展调度呢我们知道一个CPU维护一个运行队列runqueue。
该运行队列的结构体大致如下
struct runqueue{ task struct* running[140]; task struct* waiting[140];};在运行队列中有两个哈希表指针来映射进程的位置。
一般来说0~99号位置我们是不能用的这些位置都是给操作系统的其他进程进行调度的。
从100~139号位置开始一共40个位置对应这进程的PRI有40个优先级是我们可以使用的。
调度原理
当有一个进程进来时根据进程的PRI来对哈希表中不同节点的位置进行映射再讲该进程链接到该位置之后即可。
如果有新的进程进来且该进程的优先级与上一个进程的优先级相同的话就会链接到上一个进程之后。
如果新的进程的优先级与其他进进程的优先级不同最终也会映射到相应位置然后链接起来。
当进程数量达到一定值时操作系统就会对该调度该哈希表进行遍历从上往下从左到右一个个运行上面的进程。
这样就实现了进程优先级调度队列
假如在操作系统调度上面的running的进程时又有一些新的进程进来怎么让这些进程能够进去排队呢
Linux是这样处理的
给running哈希表再设置一个镜像表waiting
在操作系统调度running内的进程时当有其他进程过来这些进程就会被连接到waiting哈希表中然后再设置两个哈希表指针当上一个running哈希表内的进程完成调度时只需要交换这两个指针就可以继续调度其他的进程了。
但是这里仍然存在一个可以改进效率的问题。
操作系统在调度running哈希表中的进程时需要从上往下一个个地判断每一个桶是否为空才能找到第一个调度的进程。
这是一个近似O(n)的搜索算法。
为了提高效率引入了位图的操作
位图是能快速判断某一个值在不在位图里面如果在设置为1如果不在设置为0。因为一个比特位只能是0或1。
此时我们让位图的对应比特位映射哈希表的对应下标当查找哈希表某一个下标x中有没有进程在排队时可以这样检测
char bitmap[5];int i x % sizeof(char);int j x / sizeof(char);return bitmap[i] & (1<<j);上面方法是检测某一个下标是否为1如果为1代表该位置有进程在排队如果为0代表没有进程在排队。
由此还能引出另一个检测方法
一次检测8个比特位。
只需要让char类型的元素按位与8个比特位均为1的十进制数如果结果为0则说明8个比特位全为0。
综上使用位图检测哈希表中是否有进程在排队时能将O(n)的算法直接提高到接近O(1)的算法。
我们把这种算法称为O(1)的调度算法。
所以操作系统中进程的调度队列框架大致如下
这样就能完整搭建一个进程调度的框架出来了
五、其他概念 并发重点)并发是多个进程在一个CPU下采用进程切换的方式在一段时间内让多个进程都得以推进称之为并发。
前面已经了解到CPU在调度运行队列时会去哈希表中查找进程进行调度因为这些进程是链接在哈希表中的。
CPU在对进程调度时有两个概念
进程切换
时间片
以这两个概念为核心的调度算法叫做基于进程切换和时间片轮转的调度算法。
时间片指的是任何进程即使该进程是一个死循环一旦将它放在CPU上运行它只能运行指定的时间一旦时间到了就会立刻被操作系统扒下来如果该进程还想运行那就让该进程的PCB去waiting哈希表中链接起来再次排队。
一旦一个进程运行完或者时间片到了操作系统就会立刻将其他进程放上CPU上运行。
这个过程是非常非常快的快到可以以光速来形容。
这就是为什么我们肉眼看到的是多个进程同时进行的原因。
这里有一个问题为什么一个函数的返回值能正确地返回到一个变量中或者返回到上层栈桢中
因为在CPU中存在这大量的寄存器这些寄存器也有不同的类型。
比如
通用寄存器eaxebxecxedx
栈桢ebpespeip
状态寄存器status
函数的返回值会转化成汇编指令
return a -->> mov eax a意味着会把a这个变量的值临时保存在寄存器中然后再给上级栈桢中的其他变量。
正因如此寄存器中还能保存与进程相关的上下文数据
如果一个进程的时间片到了可该进程的代码还未被执行完CPU的寄存器就会保存该进程的下一条指令的地址每次执行完代码都会将该寄存器的值更新永远保持着该寄存器eip存储的都是下一条指令的地址。
所以寄存器在CPU中扮演着能够帮助进程执行提高调度效率的角色。
进程的高频数据都会被放入到CPU寄存器中并且大量的寄存器在物理上都安装得离CPU很近离CPU越近访问和读取效率越高。
那么进程切换具体是如何执行的呢?
一个进程在被切换的时候要将自己的上下文数据保存好并带走未来该进程再次被CPU调度运行时CPU才能根据上下文数据从上次调度的地方再次进行调度。
所以进程被切换时要做两件事
1.保存上下文2.恢复上下文在被切换走时可以设置一个结构体结构体中保存寄存器的数据这些数据都是进程相关的信息在进程被切换时将该结构体交给进程的PCB保存即可。
总结知道了整个进程队列的调度原理后又继续深入剖析进程的调度队列是如何实现的由此引入各种数据结构哈希表位图等等。
介绍完进程优先级以及调度队列后引入了并发的概念简单说就是一个CPU通过进程切换和时间片的操作能将大量进程放到CPU上来回切换地运行从而达到将整个的进程推进的效果。
后面又继续深剖进程的并发进程切换是如何实现的。