調(diào)度？咋這熟悉，我們是不是常在哪里聽到。沒錯，是的，調(diào)度我們時常聽過，比如交通管制調(diào)度啦等。這不，夏天這熱， 標(biāo)語貼的好：相應(yīng)國電電力調(diào)度，做文明市民,好別扭啊!不管了。你要是還是不懂，再啰嗦講個事，過年回家，和漂亮的GF回家，為了張普通的硬座票還要排老 久對，甚至還可能被坑拿到黃牛票，這時你嘴里咧咧的啥：XX,啥火車站，做的啥春運調(diào)度?。“?，這次你說到點上了。

       總結(jié)一下：調(diào)度就是通過調(diào)度程序的合理調(diào)度，實現(xiàn)系統(tǒng)資源的最大限度發(fā)揮作用。多進(jìn)程的并發(fā)正是這樣的效果。其實原理一點也不復(fù)雜，道理也一樣簡單：只要又可以執(zhí)行的進(jìn)程，那么就總是會有進(jìn)程正在執(zhí)行。但簡單的問題也會復(fù)雜化，比如：我們買票為啥抱怨調(diào)度，歸根接地感謝當(dāng)年的人海戰(zhàn)術(shù)(多說一句，其實現(xiàn)實的很多問題，一個人海戰(zhàn)術(shù)解決所有，這戰(zhàn)術(shù)中國人用起來最得心應(yīng)手)。好么，一般系統(tǒng)中進(jìn)程的數(shù)目總會比處理器的個數(shù)多，所以競爭在所難免，調(diào)度的問題就集中在解決競爭的問題。

       種類問題不多說：搶占和非搶占。linux提供了搶占式的多任務(wù)模式，下一階段誰得到CPU的執(zhí)行時間由調(diào)度程序決定。這怎么決定，是不是請個客，喝個酒 啥的。對不起，linux無情的說，我是開源的，對所有人公平，哥不吃這一套。我有自己的一套原則(策略，這個我們待會兒再講)。接著來術(shù)語，上面的過程 叫做搶占，進(jìn)程得到CPU的執(zhí)行機會這段時間叫時間片，是由系統(tǒng)定義好的。后面我們會看到，linux調(diào)度程序采用動態(tài)方法計算時間片。說了搶占，再說說 非搶占，就是說沒人跟你搶，除非自己放棄，否則你自己運行下去吧。進(jìn)程主動放棄掛起自己的行為叫讓步。這種機制看似很和諧(不要被和諧哦)，但問題挺多， 比如系統(tǒng)不知道每個進(jìn)程執(zhí)行多長時間。而且一旦一個懸掛進(jìn)程不愿意或者忘了做出讓步，那系統(tǒng)崩了咋辦，我的money，我的future，我的 lover，從此一去不復(fù)返。

       說了那多，開始正題。原則，一切都有原則，linux的原則。開始原則以前，再來認(rèn)識一下我們前邊說過的進(jìn)程，其實進(jìn)程遠(yuǎn)不如以前那樣簡單。進(jìn)程也有種類 的，至少分為IO型和CPU型。IO型指那種大部分時間用來提交I/O請求或是等待I/O請求的進(jìn)程。這樣的進(jìn)程挺討人厭的，他通常都是運行一小小會兒， 因為它總是在等待更多的I/O請求時最后總會阻塞。與之對應(yīng)的則是CPU型進(jìn)程。這樣的進(jìn)程把時間大多放在執(zhí)行代碼上，除非被搶占，他們就一直貪得無厭的 運行。因為它們沒有太多的IO請求。由于它們不是IO驅(qū)動類型，也就不存在用戶交互的問題(IO驅(qū)動不僅僅指磁盤，還指鍵盤鼠標(biāo)等)，所有從系統(tǒng)交互響應(yīng) 速度而言，調(diào)度器不應(yīng)該經(jīng)常讓他們運行。即降低它們的運行頻率，而將它們的運行時間拖長一些。這里所說的原則就是：調(diào)度策略要在進(jìn)程響應(yīng)迅速(相應(yīng)時間 短)和進(jìn)程吞吐量高之間做出艱難的決定。這個原則有時不公平，很殘酷。殘酷的讓人不懂，不懂低優(yōu)先級的有時不能公平對待。由于交互式進(jìn)程屬于IO型進(jìn)程， 所以linux為了保證交互式應(yīng)用，所以調(diào)度策略會向IO型進(jìn)行傾斜。

        上面提到優(yōu)先級，調(diào)度算法中最基本的一類當(dāng)然就是基于優(yōu)先級的調(diào)度。挺簡單：優(yōu)先級高的先運行，相同優(yōu)先級的按輪轉(zhuǎn)式進(jìn)行調(diào)度。優(yōu)先級高的進(jìn)程使用的時間 片也長。調(diào)度程序總是選擇時間片未用盡且優(yōu)先級最高的進(jìn)程運行。這句話就是說用戶和系統(tǒng)可以通過設(shè)置進(jìn)程的優(yōu)先級來響應(yīng)系統(tǒng)的調(diào)度?；诖耍琹inux設(shè) 計上一套動態(tài)優(yōu)先級的調(diào)度方法。一開始，先為進(jìn)程設(shè)置一個基本的優(yōu)先級，然而它允許調(diào)度程序根據(jù)需要來加減優(yōu)先級。linux內(nèi)核提供了兩組獨立的優(yōu)先級 范圍。第一種是nice值，范圍從-20到19，默認(rèn)為0.nice值越大優(yōu)先級越小。另外nice值也用來決定分配給進(jìn)程時間片的長短。第二種范圍是實 時優(yōu)先級。默認(rèn)范圍是從0到99.任何實時的優(yōu)先級都高于普通優(yōu)先級。這個我們后面再說。

       說了那么多的時間片，說起來不費勁，做起來那不是一個麻煩可以說清楚的。時間片就是一個數(shù)值，它表明進(jìn)程在被搶占前所能持續(xù)運行的時間。默認(rèn)的時間片是 20ms，很短。linux調(diào)度程序還能根據(jù)進(jìn)程的優(yōu)先級動態(tài)調(diào)整分配給他的時間片。特別說明的是，進(jìn)程不一定要一次用完所有分配給它的時間片。一旦進(jìn)程 的時間片耗盡后，就認(rèn)為進(jìn)程到期了。沒有時間片的進(jìn)程不會再投入運行。除非等到其他的進(jìn)程都耗盡了它們的時間片，這時，所有進(jìn)程的時間片就會被重新計算。

       前邊講到了搶占的話題，當(dāng)一個進(jìn)程進(jìn)入TASK_RUNNING狀態(tài)時，內(nèi)核就會檢測它的優(yōu)先級是否高于當(dāng)前正在執(zhí)行的進(jìn)程。如果是，則調(diào)度程序會被喚 醒，重新選擇新的進(jìn)程執(zhí)行(套用書上的話， 應(yīng)該是剛剛進(jìn)入可運行狀態(tài)的這個進(jìn)程)。此外，當(dāng)一個進(jìn)程的時間片變?yōu)?時，它會被搶占，調(diào)度程序被喚醒以選擇一個新的進(jìn)程。(具體的例子大家可以看看參 考書籍的p28頁3.1.5)

       linux的調(diào)度程序定義于kernel/sched.c中，在2.6內(nèi)核中的調(diào)度程序和以前有了很大的差別，體現(xiàn)在下面：

      上面第二條可執(zhí)行隊列，它是調(diào)度程序中最基本的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，定義于kernel/sched.c中，由結(jié)構(gòu)runquene表示。它是給定處理器上的可執(zhí)行 進(jìn)程的鏈表，每個處理器維護一個。每個可投入運行得進(jìn)程都唯一的歸屬于一個可執(zhí)行隊列。此外，可執(zhí)行隊列中還包含每個處理器的調(diào)度信息。具體的結(jié)構(gòu)這里就 不給了，自己要有看源代碼的能力哦。宏cpu_rq(processor)用于返回給定處理器可執(zhí)行隊列的指針，this_rq()用于來返回當(dāng)前處理器 的可執(zhí)行隊列，task_rq(task)返回給定任務(wù)所在的隊列指針。

       在其擁有者讀取或改寫其隊列成員的時候，可執(zhí)行隊列包含的鎖用來防止隊列被其他代碼改動，由于每個可執(zhí)行隊列唯一地對應(yīng)一個處理器，所以很少出現(xiàn)一個處理 器需要鎖其他處理器的可執(zhí)行隊列的情況，但這種情況是事實存在的。最常見的情況是發(fā)生在一個特定的任務(wù)在運行隊列上執(zhí)行時。此時需要用到 task_rq_lock()和task_rq_unlock()函數(shù)，或者可以用this_rq_lock()來鎖住當(dāng)前的可執(zhí)行隊列，用 rq_unlock(struct runqueue *rq)釋放給定隊列上的鎖。關(guān)于鎖的操作，我們再次飄過，為啥？一方面，這超出了本節(jié)的重點，二者我在linux驅(qū)動理論帖中對加解鎖做了詳細(xì)說明，三者，我后面可能還會詳細(xì)說。所以，那句話真是太真理了：暫時的放下，是再次的拿起。

        從運行隊列的結(jié)構(gòu)中，我們發(fā)現(xiàn)了兩個有關(guān)優(yōu)先級的數(shù)組(定義在kernel/sched.c中，名字叫prio_array,具體自己去看吧)：活躍的和 過去的。這兩個數(shù)組是實現(xiàn)O(1)級算法的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。優(yōu)先級數(shù)組使可運行處理器的每一種優(yōu)先級都包含一個相應(yīng)的隊列，而這些隊列包含對應(yīng)優(yōu)先級上的可執(zhí)行 進(jìn)程鏈表。結(jié)構(gòu)中的優(yōu)先級位圖主要是為了幫助提高查找當(dāng)前系統(tǒng)內(nèi)擁有最高優(yōu)先級的可執(zhí)行進(jìn)程的效率而設(shè)計的。關(guān)于結(jié)構(gòu)中的定義常量，MAX_PRIO定義 了系統(tǒng)擁有的優(yōu)先級個數(shù)，默認(rèn)值是140，BITMAP_SIZE是優(yōu)先級位圖數(shù)組的大小，值是5，這個是可以計算出來的。比如：位圖數(shù)組的類型是 unsigned long類型，長是32位，假定每一位代表一個優(yōu)先級(4*32 = 128<140),就需要5個這樣的長整型才能表示。所以，bitmap就正好含有5個數(shù)組項。

        開始時，位圖成員的所有位都被清0，當(dāng)某一優(yōu)先級的進(jìn)程開始準(zhǔn)備執(zhí)行時，位圖中對應(yīng)的位就置1，這樣，查找系統(tǒng)中最高的優(yōu)先級就變成了查找位圖中被設(shè)置的 第一位。鑒于優(yōu)先級個數(shù)的定值性，查找的時間就不受系統(tǒng)到底有多少可執(zhí)行進(jìn)程的影響，是個定值。關(guān)于對位圖的快速查找算法對應(yīng)的函數(shù)是 sched_find_first_bit().

        優(yōu)先級數(shù)組的list_head隊列是一個鏈表，這個鏈表包含了該處理器上相應(yīng)優(yōu)先級的全部可運行線程。要找到下一個要運行的任務(wù)，直接從該鏈表中選擇下 一個元素。對于給定的優(yōu)先級，按輪轉(zhuǎn)方式調(diào)度任務(wù)。優(yōu)先級數(shù)組的計數(shù)器nr_active,它保存了該優(yōu)先級數(shù)組內(nèi)可執(zhí)行進(jìn)程的數(shù)目。

         下一話題，我前邊反復(fù)提到時間片的話題，一旦所有進(jìn)程的時間片都用完會怎樣了，總不能系統(tǒng)宕掉吧，好在操作系統(tǒng)提供了一種顯式的方法來重新計算每個進(jìn)程的時間片。典型就是循環(huán)訪問每個進(jìn)程。借用書上的一個例子：

       這種方法簡單，但弊端很多：

       現(xiàn)在采用的是新的調(diào)度方法，每個處理器擁有上面提到的兩個優(yōu)先級數(shù)組，活動數(shù)組上的進(jìn)程都有時間片剩余，而過期數(shù)組中的進(jìn)程都耗盡了時間片，當(dāng)一個進(jìn)程的 時間片耗盡時，它會移至過期數(shù)組，但在此之前，時間片已經(jīng)給它重新計算好了，重新計算時間片現(xiàn)在變的非常簡單，只要在活動和過期數(shù)組之間來回切換就可以 了。又因為數(shù)組是通過指針進(jìn)行訪問的，所以交換它們用的時間就是交換指針需要的時間。這個動作由schedule()完成：

       這種交換是O(1)級調(diào)度程序的核心。O(1)級調(diào)度程序根本不需要從頭到尾都忙著重新計算時間片，它只要完成一個兩個步驟就能實現(xiàn)數(shù)組的切換，這種實現(xiàn) 完美地解決了前面列舉的所有弊端。linux的調(diào)度程序是在schedule()函數(shù)實現(xiàn)的。當(dāng)內(nèi)核代碼想要休眠時，會直接調(diào)用該函數(shù)，如果哪個進(jìn)程將被 搶占，也會被喚起執(zhí)行。調(diào)度的第一步是判斷誰是優(yōu)先級最高的進(jìn)程：

       分析上面這段代碼，首先在活動優(yōu)先級數(shù)組中找到第一個被設(shè)置的bit位，該位對應(yīng)著最高的可執(zhí)行進(jìn)程。然后，調(diào)度程序選擇這個級別鏈表里的頭一個進(jìn)程。這 個進(jìn)程就是系統(tǒng)中優(yōu)先級最高的可執(zhí)行程序，也是馬上就會被調(diào)度執(zhí)行的進(jìn)程。上面中的prev和next不等，說明被選中的進(jìn)程不是當(dāng)前進(jìn)程，這時就要調(diào)用 context_switch來進(jìn)程切換。最后強調(diào)一點，不存在任何影響schedule()時間長短的因素，因為前邊說過，所用的時間是恒定的。

       前邊多次說過：調(diào)度程序是利用優(yōu)先級和時間片來做出決定的。下邊看看實際代碼的實現(xiàn)方式。進(jìn)程結(jié)構(gòu)體告訴我們進(jìn)程擁有一個初始的優(yōu)先級，叫做nice值， 最低是19，最高是20，結(jié)構(gòu)體的static_prio域就存放這個值，static就是說這個一開始就由用戶指定好了，不能改變。調(diào)度程序要用的動態(tài) 優(yōu)先級用prio域表示，兩者的關(guān)系在于通過一個關(guān)于靜態(tài)優(yōu)先級和進(jìn)程交互性的函數(shù)計算而來。啥叫進(jìn)程交互性？這是個新詞，第一次提到，這樣說吧，我們前 邊說過I/O消耗性和CPU消耗性的進(jìn)程區(qū)別，進(jìn)程交互性就是指IO消耗性的，因為和用戶進(jìn)行交互就是電腦IO和用戶交互，像鼠標(biāo)鍵盤等。但我們怎么確定 一個進(jìn)程的交互性的強弱呢？最明顯的標(biāo)準(zhǔn)莫過于通過計算進(jìn)程休眠的時間長短來做預(yù)測了。大部分時間都在休眠的進(jìn)程當(dāng)然是IO消耗型的，如果一個進(jìn)程把所有 的時間幾乎都放在了CPU執(zhí)行處理上，那..不說了。在linux中，用值tast_struct中的sleep_avg域記錄了一個進(jìn)程用于休眠和用于 執(zhí)行的時間，范圍為0~MAX_SLEEP_AVG,默認(rèn)值是10ms。當(dāng)一個進(jìn)程從休眠狀態(tài)恢復(fù)到執(zhí)行狀態(tài)時，sleep_avg會根據(jù)它休眠時間的長 短而增長直到最大。相反，進(jìn)程沒運行一個時鐘節(jié)拍，sleep_avg就做相應(yīng)的遞減，到0為止。這種方法不僅會獎勵交互性強的進(jìn)程，還會懲罰處理器耗時 量的進(jìn)程。再加之獎勵和處罰都是建立在作為基數(shù)的nice值上，所有用戶仍然能夠通過改變nice指來調(diào)整程序的調(diào)度。effective_prio() 函數(shù)可以返回一個進(jìn)程的動態(tài)優(yōu)先數(shù)，該函數(shù)以nice值為基數(shù)，再加上我們上面提到的從-5到+5的進(jìn)程交互性型獎勵處罰分。

       一旦有了上面的動態(tài)優(yōu)先級，再來重新計算時間片就方便多了。另外，當(dāng)一個進(jìn)程創(chuàng)建的時候，新建的子進(jìn)程和父進(jìn)程均分父進(jìn)程剩余的時間片。這樣的分配很平均 并且防止用戶通過不斷的創(chuàng)建新進(jìn)程來不斷攫取時間片。task_timeslice()函數(shù)為給定任務(wù)返回一個新的時間片，時間片的計算只需要把優(yōu)先級按 比例縮放，使其符合時間片的數(shù)值范圍要求就可以了。優(yōu)先級最高的進(jìn)程能獲得的最大時間片長度(MAX_TIMESLICE)是200ms，最短時間片 (MIN_TIMESLICE)是10ms。默認(rèn)優(yōu)先級(nice值為0，沒有交互性獎罰分)的進(jìn)程得到的時間片長度為100ms。上面我們也提到過，活 動數(shù)組內(nèi)的可執(zhí)行隊列上的進(jìn)程的時間片耗盡時，它就會移植到過期數(shù)組。但是，如果一個進(jìn)程的交互性很強，特別特別強，那么調(diào)度程序支持另外一種機制來支持 這種交互進(jìn)程：當(dāng)時間片用完后，它會被再放置到活動數(shù)組而不是過期數(shù)組中?；貞浺幌律厦鍻(1)調(diào)度器的實現(xiàn)機制：進(jìn)程用盡其時間片后，都會被移動到過期 數(shù)組，當(dāng)活動數(shù)組中沒有剩余進(jìn)程的時候，這個時候兩個數(shù)組就會被交換。但是在發(fā)生這種交換以前，交互性很強的一個進(jìn)程有可能已經(jīng)處于過期數(shù)組中了，當(dāng)他需 要交互的時候，這時可能數(shù)組交互還沒有發(fā)生，所以交互也就無法進(jìn)行，這時對于這種交互特別特別強的進(jìn)程重新插入到活動數(shù)組就可以避免這種問題。注意，雖然 被放回到活動數(shù)組，但不會立即就運行，它還要和其他具有相同優(yōu)先級的進(jìn)程輪流運行。該邏輯在scheduler_tick()中實現(xiàn)，該函數(shù)會被定時器中 斷調(diào)用。看下面的實現(xiàn)代碼：

       這段代碼先減少進(jìn)程時間片的值。宏TASK_INTERACTIVE主要是基于進(jìn)程的nice值來查看這個進(jìn)程是否是交互性很強的進(jìn)程。宏 EXPIRED_STARVING負(fù)責(zé)檢查過期數(shù)組內(nèi)的進(jìn)程是否處于饑餓狀態(tài)，是否有相當(dāng)長的時間沒有發(fā)生數(shù)組交換了。如果最近一直沒有發(fā)生切換，那么再 把當(dāng)前的進(jìn)程放置到活動數(shù)組會進(jìn)一步拖延切換--過期數(shù)組內(nèi)的進(jìn)程會來越來越餓.只要不發(fā)生這種情況，進(jìn)程就會被重新設(shè)置在活動數(shù)組里，否則，進(jìn)程會被放 入過期數(shù)組里。

      有關(guān)休眠我就不用多講了。內(nèi)核對休眠的處理都相同：進(jìn)程把自己標(biāo)記成休眠狀態(tài)，然后將自己從可執(zhí)行隊列移出，放入等待隊列，然后調(diào)用schedule() 選擇和執(zhí)行一個其他進(jìn)程，喚醒的過程剛好相反。要明白一點就是：即使休眠也有兩種進(jìn)程狀態(tài)，TASK_INTERRUPTIBLE和 TASK_UNINTERRUPTIBLE.前者如果接收到一個信號會被提前喚醒并響應(yīng)該信號，后者會忽略信號。這兩種進(jìn)程位于同一等待隊列 (wake_queue_head_t)上，等待某些事情，不能夠運行。有關(guān)等待隊列的知識，跳過(我已經(jīng)在Linux驅(qū)動開發(fā)理論帖里講過，自己去看吧)現(xiàn)在，在內(nèi)核中進(jìn)行休眠的推薦操作相比較以前而言復(fù)雜了很多，但更安全：

       如果在進(jìn)程開始休眠之前條件就已經(jīng)達(dá)成了，那么循環(huán)會退出，進(jìn)程不會存在錯誤的進(jìn)入休眠的傾向。有休眠就有喚醒，喚醒是通過wake_up()進(jìn)行。她喚 醒指定的等待隊列上的所有進(jìn)程。它調(diào)用try_to_wake_up,該函數(shù)負(fù)責(zé)將進(jìn)程設(shè)置為TASK_RUNNING狀態(tài)，調(diào)用 active_task()將此進(jìn)程放入可執(zhí)行隊列，如果被喚醒進(jìn)程的優(yōu)先級比當(dāng)前正在執(zhí)行的進(jìn)程的優(yōu)先級高，還要設(shè)置need_resched標(biāo)志。編 程的技巧，通常哪段代碼促使等待條件達(dá)成，它就要負(fù)責(zé)隨后調(diào)用wake_up函數(shù)。說明：存在虛假的喚醒，有時候進(jìn)程被喚醒并不是因為它所等待的條件達(dá)成 了，所以才需要用一個循環(huán)處理來保證它等待的條件真正到達(dá)。

       開始新的問題，現(xiàn)在市場上，你說單核CPU，你都沒臉見人，現(xiàn)在是啥時代，多核的時代，瞧，我這都酷睿i7了(四核)，我用的服務(wù)器實驗平臺是8核心的。 和我有啥關(guān)系，和我今天講的有啥關(guān)系。關(guān)系大了去了。前邊提到過，linux的調(diào)度程序為對稱多處理器系統(tǒng)的每個處理器準(zhǔn)備了單獨的可執(zhí)行隊列和鎖，出于 效率的考慮，整個調(diào)度系統(tǒng)從每個處理器來看都是獨立的。那么這樣的情況咋辦呢？一個處理器上有5個進(jìn)程，另外一個處理器的隊列上只有一個進(jìn)程，這時很明顯 出現(xiàn)了系統(tǒng)負(fù)載不均衡的情況。這時咋辦呢？由負(fù)載均衡程序來解決(kernel/sched.c的load_balance來實現(xiàn))。它有兩種調(diào)用方法， 在schedule執(zhí)行的時候，只要當(dāng)前的可執(zhí)行對列為空，它就會被調(diào)用。此外，它也會被定時器調(diào)用，系統(tǒng)空閑時每隔1ms調(diào)用一次或者在其他情況下每隔 200ms調(diào)用一次。單系統(tǒng)中，它不會被調(diào)用，甚至不會被編譯進(jìn)內(nèi)核，因為那里邊只有一個可執(zhí)行隊列，根本沒有平衡負(fù)載的必要。 load_balances調(diào)用時需要鎖住當(dāng)前處理器的可執(zhí)行隊列并且屏蔽中斷，以避免可執(zhí)行隊列被并發(fā)的訪問，所完成的操作步驟如下所示：

我們后面會提到的上下文切換，就是從一個可執(zhí)行進(jìn)程切換到另一個可執(zhí)行進(jìn)程，由定義在kernel/sched.c的context_switch函數(shù)負(fù)責(zé)處理。每當(dāng)一個新的進(jìn)程被選出來準(zhǔn)備投入運行的時候，schedule就會調(diào)用該函數(shù)。它主要完成如下兩個工作：

      內(nèi)核也必須知道什么時候調(diào)用schedule(),單靠用戶代碼顯示調(diào)用schedule(),他們可能就會永遠(yuǎn)地執(zhí)行下去，相反，內(nèi)核提供了一個 need_resched標(biāo)志來表明是否需要重新執(zhí)行一次調(diào)度。當(dāng)某個進(jìn)程耗盡它的時間片時，scheduler_tick()就會設(shè)置這個標(biāo)志，當(dāng)一個 優(yōu)先級高的進(jìn)程進(jìn)入可執(zhí)行狀態(tài)的時候，try_to_wake_up()也會設(shè)置這個標(biāo)志。下表給出了用于訪問和操作need_resched的函數(shù)。

       再返回用戶空間以及從中斷返回的時候，內(nèi)核也會檢查need_resched標(biāo)志，如果已被設(shè)置，內(nèi)核會在繼續(xù)執(zhí)行之前調(diào)用該調(diào)度程序。最后，每個進(jìn)程都 包含一個need_resched標(biāo)志，這是因為訪問進(jìn)程描述符內(nèi)的數(shù)值要比訪問一個全局變量要快(因為current宏速度很快并且描述符通常都在高速 緩存中)。在2.6內(nèi)核中，他被移到了thread_info結(jié)構(gòu)體里，這是和以前不同的。

       搶占，還是搶占！我們總是逃不了搶占的話題。內(nèi)核放回到用戶空間的時候，如果need_resched標(biāo)志被設(shè)置，就會導(dǎo)致schedule()被調(diào)用。簡兒言之，用戶搶占在以下情況下發(fā)生：從系統(tǒng)調(diào)用返回到用戶空間和從中斷處理程序返回用戶空間。

       在linux2.6內(nèi)核中，內(nèi)核引入了搶占內(nèi)力。為了支持內(nèi)核搶占所做的第一個變動就是為每個進(jìn)程的thread_info引入 preempt_count計數(shù)器，該計數(shù)器初始為0，每當(dāng)使用鎖的時候，該值減1。當(dāng)為0的時候，內(nèi)核就可執(zhí)行搶占。從中斷返回內(nèi)核空間的時候，內(nèi)核會 檢查need_resched和preempt_count的值，如果need_resched被設(shè)置，并且preempt_count為0的時候，這說 明有一個更重要的任務(wù)需要執(zhí)行并且安全地?fù)屨迹藭r，調(diào)度程序就會被調(diào)度。如果，preempt_count不為0，說明當(dāng)前任務(wù)持有鎖，這時搶占是不安 全的。這時，就會想通常那樣直接從中斷返回當(dāng)前執(zhí)行進(jìn)程。如果當(dāng)前進(jìn)程持有的鎖都被釋放了，那么preempt_count就會重新為0。此時，釋放鎖的 代碼會檢查need_sheduled是否被設(shè)置，如果是的話，就會調(diào)用調(diào)度程序，有些內(nèi)核需要允許或禁止內(nèi)核搶占，這個后面具體問題具體分析。如果內(nèi)核 中的進(jìn)程阻塞了，或它顯示地調(diào)用了schedule(),內(nèi)核搶占也會顯示地發(fā)生，這種形式的內(nèi)核搶占從來都是支持的，因為根本無需額外的邏輯來保證內(nèi)核 可以安全地被搶占，如果代碼顯示的調(diào)用了schedule(),那么它清楚自己是可以安全地被強化的。

       我們前邊講的是普通的，非實時的調(diào)度策略(SCHED_OTHER),Linux也支持兩種實時調(diào)度策略(SCHED_FIFO和 SCHED_RR).SCHED_FIFO從名字中我們也知道，就不說了。它不使用時間片。該級的進(jìn)程會比任何SCHED_OTHER級的進(jìn)程都先得到調(diào) 度。一旦一個SCHED_FIFO級進(jìn)程處理可執(zhí)行狀態(tài)，就會一直執(zhí)行，直到它自己被阻塞或是顯示地釋放處理器為止。由于不基于時間片，所以它會一直執(zhí)行 下去。多個SCHED_FIFO級進(jìn)程存在時，他們會輪流執(zhí)行。而且只要有SCHED_FIFO級的進(jìn)程存在，普通級進(jìn)程級只能等待它結(jié)束后才有機會執(zhí) 行。SCHED_RR是一種帶有時間片的SCHED_FIFO。以上兩種實時調(diào)度算法實現(xiàn)都是靜態(tài)優(yōu)先級的。內(nèi)核不為實時進(jìn)程計算動態(tài)優(yōu)先級。這樣就能保 證給定優(yōu)先級級別的實時進(jìn)程總能搶占優(yōu)先級比它低的進(jìn)程。

       linux的實時調(diào)度算法分為軟實時和硬實時。軟實時的含義是，內(nèi)核調(diào)度進(jìn)程盡可能使進(jìn)程在它的限定時間到來前執(zhí)行，但內(nèi)核不會拍著胸脯說：我一定能保 證。對應(yīng)地，硬實時會這樣哥們義氣哦。linux下的實時調(diào)度不做任何保證，只保證只要實時進(jìn)程可執(zhí)行，就盡量去執(zhí)行它?，F(xiàn)在開來，效果還是不錯的。

       實時優(yōu)先級范圍從0~MAX_RT_PRIO-1.默認(rèn)情況下，MAX_RT_PRIO為100.SCHED_OTHER級進(jìn)程的nice值共享了這個取 值空間。它的取值范圍是從MAX_RT_PRIO到MAX_RT_PRIO+40.也就是說，nice值從-20到+19對應(yīng)的是從100到140的實時 優(yōu)先級范圍。

       最后，是一些關(guān)于和調(diào)度有關(guān)的系統(tǒng)調(diào)用，這個我就不說了，感覺就是函數(shù)調(diào)用，說了沒啥意思，自己看吧。反正就是一書在手，萬事不愁啊..呵呵