一、进程
process:
- executing program code(text section)
- data section containing global variables
- open files
- pending signals
- internal kernel data
- address space
- one or more threads of execution
Processes, in effect, are the living result of running program code.
这是 LKD 对进程的经典描述。
1.1、进程描述符
进程描述符(Process Descriptor)在 linux 中就是指 struct task_struct 结构体，这个结构体在 32 位机器上大约是 1.7KB。
1.1.1、PID
struct task_struct {
...
pit_t pid;
...
}
1.1.2、current 宏
linux 通常获取一个指向 task_struct 的指针，通过指针直接操作进程。针对不同体系结构实现了 current 宏。例如在 x86 下:
+---------+
| current |
+----+----+
|
v
+-----+---------+
| get_current() |
+-----+---------+
|
v
+---------+------------+
| percpu_read_stable() |
+---------+------------+
|
v
+-------+----------+
| percpu_from_op() |
+------------------+
#define __percpu_arg(x) "%%"__stringify(__percpu_seg)":%P" #x %%
#ifdef CONFIG_X86_64
#define __percpu_seg gs
#define __percpu_mov_op movq
#else
#define __percpu_seg fs
#define __percpu_mov_op movl
#endif
asm(movl "%%fs:%P1","%0" :
"=r" (pfo_ret__) :
"p" (&(var))
asm(movq "%%gs:%P1", "%0" :
"=r" (pfo_ret__) :
"p" (&(var))
这段汇编将段寄存器 fs:P1 gs:P2 处的内容读出来(参考:linux内核数据结构)，那这个位置的内容到底是什么呢？(TODO)
上一个宏在 /arch/x86/include/asm 中；另外在源码 /include/asm-generic 中还通用宏定义:
+---------+
| current |
+----+----+
|
v
+-------+-------+
| get_current() |
+-------+-------+
|
v
+-----------+-----------+
| current_thread_info() |
+-----------+-----------+
|
v
+----------+-----------+
| percpu_read_stable() |
+----------------------+
union thread_union {
struct thread_info thread_info;
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};
1.2、进程状态
#define TASK_RUNNING 0
#define TASK_INTERRUPTIBLE 1
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2
#define __TASK_STOPPED 4
#define __TASK_TRACED 8
struct task_struct {
...
volatile long state;
...
}
set_current_state(state);
set_task_state(current, state);
1.3、进程的经历
+----------+ +----------+ +----------+
| fork() +------>+ exec() +----->+ exit() |
+----------+ +----+-----+ +----+-----+
| |
| v
| +----+-----+
+----------->+ wait() +--------->
+----------+
1.3.1 进程创建(CoW fork)
Copy-on-Write(CoW) 中译写时拷贝。在 CoW fork() 后，父子进程所有数据都只有一份，即它们映射到的物理内存是相同的。它们的 PTE 标志都是 read-only，一旦父进程或者子进程对共享区域执行了写操作，所以就会触发 Page Fault。系统发现 Page Fault 是因为写 CoW 区域造成。系统将写操作区域复制一份，然后将触发这个操作的进程的 PTE 指向新复制内存(并设置PTE为Write)。重新执行写操作，这时候复制的区域的写操作成功。
linux 实现了 CoW fork。
+------------+ +-------------+ +-------------+ +-----------------+
| sys_fork() | | sys_vfork() | | sys_clone() | | kernel_thread() |
+------+-----+ +-------------+ +----+--------+ +-------+---------+
| | | |
| +------+ +------+ |
| | | |
+-------------------+ | | +------------------------+
| | | |
+v--v--v--v--+
| do_fork() |
+------+-----+
|
+-------+--------+
| copy_process() |
+----+---+-------+
+--------------------+ | | |------------------------------+
| | +---------------+ |
v v v v
+----+--------+ +-------+---------+ +---+----------+ +-+---+
| alloc_pid() | |dup_task_struct()| | copy_flags() | | ... |
+-------------+ +-----------------+ +--------------+ +-----+
子进程共享 or 复制父进程的资源，取决于 flags 参数:
#define CSIGNAL 0x000000ff
#define CLONE_VM 0x00000100
#define CLONE_FS 0x00000200
#define CLONE_FILES 0x00000400
#define CLONE_SIGHAND 0x00000800
...
#define CLONE_NEWNET 0x40000000
#define CLONE_IO 0x80000000
fork 成功后，linux 通常让子进程先运行。原因如下:
假设，父子进程返回用户空间后，调度父进程先运行。父进程可能执行一个写操作，这时会触发 CoW。如果调度让子进程先运行，子进程在 fork 后通常会执行 exec。就不和父进程共享数据了，后面即是父进程再执行写操作，也不会触发 CoW。
对于 linux 来说，线程(Thread)是一种特殊的进程。创建的是线程还是进程，取决于 fork 时的 flag 参数:
// 线程
clone(CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND, 0);
// 进程
clone(SIGCHLD, 0);
其实 linux 里面没有严格的线程概念，它的线程就是进程(因为linux中进程已然很轻量)。
Interestingly, note that threads share the virtual memory abstraction, whereas each receives its own virtualized processor.
1.3.2 进程终结
结束进程生命周期由两种方式:
- 显示执行 exit()
- 隐式执行 exit()
第二种情况指 C 的编译器会在 main() 函数的返回后执行 exit()。
NORET_TYPE void do_exit(long code)
{
...
exit_signals(tsk); /* sets PF_EXITING */
...
tsk->exit_code = code;
...
exit_mm(tsk); /*release the mm_struct held by this process*/
...
exit_sem(tsk); /* 退出 IPC 信号量队列 */
exit_files(tsk);
exit_fs(tsk);
...
exit_notify(tsk, group_dead);
...
schedule();
BUG();
/* Avoid "noreturn function does return". */
for (;;)
cpu_relax(); /* For when BUG is null */
}
这个函数永远不会返回。现在这个进程已经被标志为 EXIT_ZOMBIE。之所以还称它为进程，是因为这个进程还有三个资源没有释放:
- kernel stack
- thread_info structure
- task_struct structure.
这三个资源存在的意义是为了通知父进程，让父进程来释放。
父进程执行 wait 族函数来释放上诉资源:
+-------------+
| sys_wait4() |
+------+------+
|
v
+----------+---------+
| wait_task_zombie() |
+----------+---------+
|
v
+-------+--------+
| release_task() |
+------+---------+
+---------------+ | +-------------------+
| | |
v v v
+--------+--------+ +---+---------------+ +--+---+
| __exit_signal() | | put_task_struct() | | ... |
+-----------------+ +-------------------+ +------+
自此，一个进程/线程在操作系统中的痕迹永远抹去了。
二、进程调度
调度策略(Scheduling policies):
- SCHED_NORMAL/SCHED_OTHER
- SCHED_FIFO
- SCHED_RR
- SCHED_BATCH
- SCHED_IDLE
进程分类:
- 普通进程(Normal Process)
- 交互式进程(interactive process)
- 批处理进程(batch process)
- 实时进程(Real-Time Process)
实时进程的调度策略为: SCHED_FIFO/SCHED_RR；普通进程的调度策略为: SCHED_NORMAL。
优先级:
- 实时优先级(0~99，数值越高优先级越高)
- Nice 优先级(-2019/100139，数值越高优先级越低)
实时进程使用实时优先级，而普通进程则使用 Nice 优先级。在 linux 中实时进程总是优先于普通进程调度。所以这两种优先级互不干扰。
调度器类:
- rt_sched_class
- fair_sched_class
- idle_sched_class
这几个类的类型都是 struct sched_class。调度器类也有优先级。
调度器实体(Scheduler Entity):
- sched_entity
- sched_rt_entity
- sched_dl_entity
The highest priority scheduler class that has a runnable process wins, selecting who runs next.
2.1、普通进程调度
linux 中，普通进程调度实现了完全公平调度(Completely Fair Scheduler)算法。
CFS is based on a simple concept: Model process scheduling as if the system had an ideal, perfectly multitasking processor. In such a system, each process would receive 1/n of the processor’s time, where n is the number of runnable processes, and we’d schedule them for infinitely small durations, so that in any measurable period we’d have run all n processes for the same amount of time.
上面描述的只是一种理想情况。假设系统中有 100 个进程，measurable period 假设为 1ms(极端例子)。每个进程每运行 0.01ms 就要进行一次上下文切换。这是不现实的。
但是我们需要一种标准来衡量 CFS 的性能，于是提出两个概念:
- targeted latency
- minimum granularity(默认值为 1ms)
总结一句话就是: 在 targeted latency 长的时间内，要让每个进程都能被调度到，且每个进程的运行时间不低于 minimum granularity。
目前来说只是在纸上谈兵。关键是每次调度一个进程后，到底应该运行多长时间呢？在 CFS 中，这个时间由所有普通进程的 Nice 值决定。
先通过 Nice 值计算每个进程[i]的权重(weight):
weight[i] ≈ 1024 / (1.25)^(nice[i])
然后再由权重计算出该进程应该占用的 CPU 比例:
CPU proportion[i] = weight[i]/weight[1] + ... + weight[n]
这是一种几何加权。通过这种方式，使用 CFS 调度运行普通进程，能达到几乎完美的多任务。CFS 的实现分为四部分:
- Time Accounting
- Process Selection
- The Scheduler Entry Point
- Sleeping and Waking Up
2.1.1、Time Accounting
struct task_struct {
...
struct sched_entity se;
...
}
struct sched_entity {
...
u64 vruntime;
...
}
对于理想的 CFS 模型来说，每个进程的 vruntime 都是相同的，但现实中却不同。
CFS uses vruntime to account for how long a process has run and thus how much longer it ought to run.
static void update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq)
{
...
delta_exec = (unsigned long)(now - curr->exec_start);
...
__update_curr(cfs_rq, curr, delta_exec);
...
}
static inline void
__update_curr(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity *curr,
unsigned long delta_exec)
{
...
delta_exec_weighted = calc_delta_fair(delta_exec, curr);
curr->vruntime += delta_exec_weighted;
update_min_vruntime(cfs_rq);
}
可以看到 vruntime 经过加权计算。
2.1.2、Process Selection
CFS 选择 vruntime 最小的进程调度运行。为了查找迅速，CFS 使用红黑树来组织 struct cfs_rq 运行队列:
struct cfs_rq {
...
struct sched_entity *curr, *next, *last;
...
}
vruntime 最小的 sched_entity 在红黑树的最左边。
2.1.3、The Scheduler Entry Point
linux 中总调度入口在 kernel/sched.c/schedule() 中，这个函数的核心是 pick_next_task() 函数:
static inline struct task_struct *
pick_next_task(struct rq *rq)
{
const struct sched_class *class;
struct task_struct *p;
...
class = sched_class_highest;
for ( ; ; ) {
p = class->pick_next_task(rq);
if (p)
return p;
class = class->next;
}
}
这个函数看上去挺简单，实际上却是整个进程调度的精华所在。上面提到过 struct sched_class 的变量有 3 个:
- fair_sched_class
- rt_sched_class
- idle_sched_class
在 sched_rt.c 中，fair_sched_class 为自己重新注册了函数:
static const struct sched_class rt_sched_class = {
.next = &fair_sched_class,
.enqueue_task = enqueue_task_rt,
.dequeue_task = dequeue_task_rt,
.yield_task = yield_task_rt,
.check_preempt_curr = check_preempt_curr_rt,
.pick_next_task = pick_next_task_rt,
.put_prev_task = put_prev_task_rt,
...
}
所以 pick_next_task() 的逻辑就是: 先按调度类优先级从高到底排序，执行各自的 pick_next_task_*() 函数。在各自的 struct *_rq 运行队列中找一个合适的进程。调度类优先级最高的是:
#define sched_class_highest (&rt_sched_class)
2.1.4、Sleeping and Waking Up
- 主动 sleep
- 被动 sleep
内核使用一个结构体来组织休眠的 task:
struct __wait_queue_head {
spinlock_t lock;
struct list_head task_list;
};
typedef struct __wait_queue_head wait_queue_head_t;
实现原理类似 xv6 中的的 sleep/wakeup。
2.2、实时进程调度
实时进程使用另一种调度方式，其实现比 CFS 要简单很多。在 kernel/sched_rt.c 中，实时进程的策略有两种:
- SCHED_FIFO
- SCHED_RR
SCHED_RR 是带有时间片的 SCHED_FIFO。
struct task_struct {
...
struct sched_rt_entity rt;
...
}
参考资料: