在Linux 操作系統(tǒng)的神秘世界里，進(jìn)程就像是一個(gè)個(gè)充滿活力的小生命，它們不斷地誕生、成長、工作，最終走向終止。你可以把 Linux 內(nèi)核想象成一個(gè)龐大而有序的城市，進(jìn)程則是城市里形形色色的居民和組織，它們有著各自的任務(wù)和使命，在這個(gè)城市里穿梭忙碌。

進(jìn)程的創(chuàng)建，如同新生命的誕生，為系統(tǒng)帶來了新的活力和任務(wù)；進(jìn)程的調(diào)度，就像是城市交通的指揮者，合理地分配時(shí)間和資源，確保每個(gè)進(jìn)程都能有序地運(yùn)行；而進(jìn)程的終止，則是生命的落幕，釋放出資源，讓系統(tǒng)得以持續(xù)高效地運(yùn)轉(zhuǎn)。今天，就讓我們一起深入 Linux 內(nèi)核進(jìn)程的世界，揭開它們創(chuàng)建、調(diào)度和終止的神秘面紗，探尋其中的奧秘和樂趣 。

一、Linux進(jìn)程的概念

進(jìn)程（Process）是指計(jì)算機(jī)中已運(yùn)行的程序，是系統(tǒng)進(jìn)行資源分配和調(diào)度的基本單位，是操作系統(tǒng)結(jié)構(gòu)的基礎(chǔ)。在早期面向進(jìn)程設(shè)計(jì)的計(jì)算機(jī)結(jié)構(gòu)中，進(jìn)程是程序的基本執(zhí)行實(shí)體；在當(dāng)代面向線程設(shè)計(jì)的計(jì)算機(jī)結(jié)構(gòu)中，進(jìn)程是線程的容器。進(jìn)程是程序真正運(yùn)行的實(shí)例，若干進(jìn)程可能與同一個(gè)程序相關(guān)，且每個(gè)進(jìn)程皆可以同步或異步的方式獨(dú)立運(yùn)行。

• 狹義定義：進(jìn)程是正在運(yùn)行的程序的實(shí)例。
• 廣義定義：進(jìn)程是一個(gè)具有一定獨(dú)立功能的程序關(guān)于某個(gè)數(shù)據(jù)集合的一次運(yùn)行活動(dòng)。它是操作系統(tǒng)動(dòng)態(tài)執(zhí)行的基本單元，在傳統(tǒng)的操作系統(tǒng)中，進(jìn)程既是基本的分配單元，也是基本的執(zhí)行單元。

進(jìn)程的概念主要有兩點(diǎn)：第一，進(jìn)程是一個(gè)實(shí)體。每一個(gè)進(jìn)程都有它自己的地址空間，一般情況下，包括文本區(qū)域（text region）、數(shù)據(jù)區(qū)域（data region）和堆棧（stack region）。文本區(qū)域存儲(chǔ)處理器執(zhí)行的代碼；數(shù)據(jù)區(qū)域存儲(chǔ)變量和進(jìn)程執(zhí)行期間使用的動(dòng)態(tài)分配的內(nèi)存；堆棧區(qū)域存儲(chǔ)著活動(dòng)過程調(diào)用的指令和本地變量。第二，進(jìn)程是一個(gè)“執(zhí)行中的程序”。程序是一個(gè)沒有生命的實(shí)體，只有處理器賦予程序生命時(shí)（操作系統(tǒng)執(zhí)行之），它才能成為一個(gè)活動(dòng)的實(shí)體，我們稱其為進(jìn)程。

1.1描述進(jìn)程PCB

進(jìn)程：資源的封裝單位，linux用一個(gè)PCB來描述進(jìn)程，即task_struct， 其包含mm,fs,files,signal…

(1)root目錄，是一個(gè)進(jìn)程概念，不是系統(tǒng)概念

apropos chroot
man chroot 2

將分區(qū)/dev/sda5掛載到/mnt/a，調(diào)用chroot，改變r(jià)oot目錄，當(dāng)前進(jìn)程下的文件b.txt即位于當(dāng)前進(jìn)程的根目錄。

(2)fd也是進(jìn)程級(jí)概念

(base) leon@leon-Laptop:/proc/29171$ ls fd -l

總用量 0

lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 0 -> /dev/pts/19
lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 1 -> /dev/pts/19
lrwx------ 1 leon leon 64 5月 16 10:26 2 -> /dev/pts/19

(3)pid，系統(tǒng)全局概念

Linux總的PID是有限的，用完P(guān)ID

: ( ) { : ∣ : & } ; : :()\{:|:\&\};::(){:∣:&};:

每個(gè)用戶的PID也是有限的

• ulimit -u 最大進(jìn)程數(shù)
• ulimit –a

(base) leon@leon-Laptop:/proc/29171$ cat /proc/sys/kernel/pid_max

1.2 task_ struct內(nèi)容分類

在進(jìn)程執(zhí)行時(shí)，任意給定一個(gè)時(shí)間，進(jìn)程都可以唯一的被表征為以下元素：

• 標(biāo)示符: 描述本進(jìn)程的唯一標(biāo)示符，?用來區(qū)別其他進(jìn)程。
• 狀態(tài): 任務(wù)狀態(tài)，退出代碼，退出信號(hào)等。
• 優(yōu)先級(jí): 相對于其他進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)。
• 程序計(jì)數(shù)器: 程序中即將被執(zhí)行的下一條指令的地址。
• 內(nèi)存指針: 包括程序代碼和進(jìn)程相關(guān)數(shù)據(jù)的指針，還有和其他進(jìn)程共享的內(nèi)存塊的指針
• 上下文數(shù)據(jù): 進(jìn)程執(zhí)行時(shí)處理器的寄存器中的數(shù)據(jù)
• I／O狀態(tài)信息: 包括顯?示的I/O請求,分配給進(jìn)程的I／O設(shè)備和被進(jìn)程使用的文件列表。
• 記賬信息: 可能包括處理器時(shí)間總和，使用的時(shí)鐘數(shù)總和，時(shí)間限制，記賬號(hào)等。

1.3Linux進(jìn)程的組織方式

linux里的多個(gè)進(jìn)程，其實(shí)就是管理多個(gè)task_struct，那他們是怎么組織聯(lián)系的呢？

組織task_struct的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)：

• a.鏈表，遍歷進(jìn)程
• b.樹：方便查找父子相關(guān)進(jìn)程
• c.哈希表：用于快速查找

用三種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來管理task_struct，以空間換時(shí)間。父進(jìn)程監(jiān)控子進(jìn)程，linux總是白發(fā)人送黑發(fā)人。父進(jìn)程通過wait，讀取task_struct的退出碼，得知進(jìn)程死亡原因。并且清理子進(jìn)程尸體。

Android/或者服務(wù)器，都會(huì)用由父進(jìn)程監(jiān)控子進(jìn)程狀態(tài)，適時(shí)重啟等；

1.4進(jìn)程的狀態(tài)和轉(zhuǎn)換

(1)五種狀態(tài)

進(jìn)程在其生命周期內(nèi)，由于系統(tǒng)中各進(jìn)程之間的相互制約關(guān)系及系統(tǒng)的運(yùn)行環(huán)境的變化，使得進(jìn)程的狀態(tài)也在不斷地發(fā)生變化（一個(gè)進(jìn)程會(huì)經(jīng)歷若干種不同狀態(tài)）。通常進(jìn)程有以下五種狀態(tài)，前三種是進(jìn)程的基本狀態(tài)。

1. 運(yùn)行狀態(tài)：進(jìn)程正在處理機(jī)上運(yùn)行。在單處理機(jī)環(huán)境下，每一時(shí)刻最多只有一個(gè)進(jìn)程處于運(yùn)行狀態(tài)。
2. 就緒狀態(tài)：進(jìn)程已處于準(zhǔn)備運(yùn)行的狀態(tài)，即進(jìn)程獲得了除處理機(jī)之外的一切所需資源，一旦得到處理機(jī)即可運(yùn)行。
3. 阻塞狀態(tài)，又稱等待狀態(tài)：進(jìn)程正在等待某一事件而暫停運(yùn)行，如等待某資源為可用（不包括處理機(jī)）或等待輸入/輸出完成。即使處理機(jī)空閑，該進(jìn)程也不能運(yùn)行。
4. 創(chuàng)建狀態(tài)：進(jìn)程正在被創(chuàng)建，尚未轉(zhuǎn)到就緒狀態(tài)。創(chuàng)建進(jìn)程通常需要多個(gè)步驟：首先申請一個(gè)空白的PCB，并向PCB中填寫一些控制和管理進(jìn)程的信息；然后由系統(tǒng)為該進(jìn)程分 配運(yùn)行時(shí)所必需的資源；最后把該進(jìn)程轉(zhuǎn)入到就緒狀態(tài)。
5. 結(jié)束狀態(tài)：進(jìn)程正從系統(tǒng)中消失，這可能是進(jìn)程正常結(jié)束或其他原因中斷退出運(yùn)行。當(dāng)進(jìn)程需要結(jié)束運(yùn)行時(shí)，系統(tǒng)首先必須置該進(jìn)程為結(jié)束狀態(tài)，然后再進(jìn)一步處理資源釋放和 回收等工作。

注意區(qū)別就緒狀態(tài)和等待狀態(tài)：就緒狀態(tài)是指進(jìn)程僅缺少處理機(jī)，只要獲得處理機(jī)資源就立即執(zhí)行；而等待狀態(tài)是指進(jìn)程需要其他資源（除了處理機(jī)）或等待某一事件。之所以把處理機(jī)和其他資源劃分開，是因?yàn)樵诜謺r(shí)系統(tǒng)的時(shí)間片輪轉(zhuǎn)機(jī)制中，每個(gè)進(jìn)程分到的時(shí)間片是若干毫秒。

也就是說，進(jìn)程得到處理機(jī)的時(shí)間很短且非常頻繁，進(jìn)程在運(yùn)行過程中實(shí)際上是頻繁地轉(zhuǎn)換到就緒狀態(tài)的；而其他資源（如外設(shè)）的使用和分配或者某一事件的發(fā)生（如I/O操作的完成）對應(yīng)的時(shí)間相對來說很長，進(jìn)程轉(zhuǎn)換到等待狀態(tài)的次數(shù)也相對較少。這樣來看，就緒狀態(tài)和等待狀態(tài)是進(jìn)程生命周期中兩個(gè)完全不同的狀態(tài)，很顯然需要加以區(qū)分。

(2)狀態(tài)轉(zhuǎn)換

1. 就緒狀態(tài) -> 運(yùn)行狀態(tài)：處于就緒狀態(tài)的進(jìn)程被調(diào)度后，獲得處理機(jī)資源（分派處理機(jī)時(shí)間片），于是進(jìn)程由就緒狀態(tài)轉(zhuǎn)換為運(yùn)行狀態(tài)。
2. 運(yùn)行狀態(tài) -> 就緒狀態(tài)：處于運(yùn)行狀態(tài)的進(jìn)程在時(shí)間片用完后，不得不讓出處理機(jī)，從而進(jìn)程由運(yùn)行狀態(tài)轉(zhuǎn)換為就緒狀態(tài)。此外，在可剝奪的操作系統(tǒng)中，當(dāng)有更高優(yōu)先級(jí)的進(jìn)程就 、 緒時(shí)，調(diào)度程度將正執(zhí)行的進(jìn)程轉(zhuǎn)換為就緒狀態(tài)，讓更高優(yōu)先級(jí)的進(jìn)程執(zhí)行。
3. 運(yùn)行狀態(tài) -> 阻塞狀態(tài)：當(dāng)進(jìn)程請求某一資源（如外設(shè)）的使用和分配或等待某一事件的發(fā)生（如I/O操作的完成）時(shí)，它就從運(yùn)行狀態(tài)轉(zhuǎn)換為阻塞狀態(tài)。進(jìn)程以系統(tǒng)調(diào)用的形式請求操作系統(tǒng)提供服務(wù)，這是一種特殊的、由運(yùn)行用戶態(tài)程序調(diào)用操作系統(tǒng)內(nèi)核過程的形式。
4. 阻塞狀態(tài) -> 就緒狀態(tài)：當(dāng)進(jìn)程等待的事件到來時(shí) ，如I/O操作結(jié)束或中斷結(jié)束時(shí)，中斷處理程序必須把相應(yīng)進(jìn)程的狀態(tài)由阻塞狀態(tài)轉(zhuǎn)換為就緒狀態(tài)。

二、Linux進(jìn)程誕生

2.1進(jìn)程創(chuàng)建方式

在 Linux 系統(tǒng)中，主要有三種方式可以創(chuàng)建新的進(jìn)程，分別是fork、vfork和clone系統(tǒng)調(diào)用 。這三種方式就像是三把不同的鑰匙，雖然都能打開進(jìn)程創(chuàng)建的大門，但各自有著獨(dú)特的開啟方式和適用場景。

1. fork函數(shù)是最常用的創(chuàng)建進(jìn)程的方式，它就像是一個(gè)復(fù)印機(jī)，創(chuàng)建出的子進(jìn)程幾乎是父進(jìn)程的完整副本，擁有自己獨(dú)立的地址空間、堆棧和數(shù)據(jù)副本。這種方式適用于需要獨(dú)立運(yùn)行的子進(jìn)程，比如一個(gè) Web 服務(wù)器程序，當(dāng)有新的客戶端連接時(shí)，就可以通過fork創(chuàng)建一個(gè)新的子進(jìn)程來處理該客戶端的請求 。
2. vfork函數(shù)則像是一個(gè)特殊的克隆工具，創(chuàng)建的子進(jìn)程與父進(jìn)程共享地址空間，并且保證子進(jìn)程先運(yùn)行，直到子進(jìn)程調(diào)用exec或exit函數(shù)后，父進(jìn)程才會(huì)繼續(xù)執(zhí)行。這種方式適用于子進(jìn)程需要立即執(zhí)行另一個(gè)程序的場景，比如在啟動(dòng)一個(gè)新的應(yīng)用程序時(shí)，就可以使用vfork來創(chuàng)建子進(jìn)程，然后在子進(jìn)程中調(diào)用exec函數(shù)來加載新的應(yīng)用程序。
3. clone函數(shù)則更加靈活，它可以根據(jù)用戶的需求，選擇性地繼承父進(jìn)程的部分資源，比如可以共享文件描述符、信號(hào)處理函數(shù)等。這種方式就像是一個(gè)定制化的工廠，可以根據(jù)不同的需求生產(chǎn)出不同類型的進(jìn)程，適用于創(chuàng)建線程或者需要精細(xì)控制資源共享的場景 。

fork創(chuàng)建一個(gè)新進(jìn)程，也需要?jiǎng)?chuàng)建task_struct所有資源；實(shí)際上創(chuàng)建一個(gè)新進(jìn)程之初，子進(jìn)程完全拷貝父進(jìn)程資源，如下圖示：

比如fs結(jié)構(gòu)體：

struct fs_struct {
* root
* pwd
};

子進(jìn)程會(huì)拷貝一份fs_struct，

*p2_fs = *p1_fs;

pwd路徑和root路徑與父進(jìn)程相同，子進(jìn)程修改當(dāng)前路徑，就會(huì)修改其p2_fs->pwd值；父進(jìn)程修改當(dāng)前路徑，修改p1_fs->pwd;

2.2fork 函數(shù)原理

fork函數(shù)的原型非常簡潔：pid_t fork(void); 。這個(gè)函數(shù)就像是一個(gè)神奇的開關(guān)，當(dāng)它被調(diào)用時(shí)，會(huì)在操作系統(tǒng)中引發(fā)一系列奇妙的變化。它會(huì)創(chuàng)建一個(gè)新的進(jìn)程，這個(gè)新進(jìn)程就是子進(jìn)程，而調(diào)用fork的進(jìn)程則是父進(jìn)程。

從實(shí)現(xiàn)原理上看，fork函數(shù)會(huì)復(fù)制父進(jìn)程的幾乎所有資源，包括虛擬地址空間、堆棧、打開的文件描述符等。在虛擬地址空間方面，父子進(jìn)程各自擁有自己獨(dú)立的虛擬地址空間，但它們共享代碼段（因?yàn)榇a段通常是只讀的，不需要為每個(gè)進(jìn)程單獨(dú)復(fù)制一份）。這就好比父子倆住在各自的房子里（虛擬地址空間），但他們共享同一個(gè)圖書館（代碼段） 。

在早期的 Unix 系統(tǒng)中，fork創(chuàng)建子進(jìn)程時(shí)會(huì)直接復(fù)制父進(jìn)程的整個(gè)地址空間，這會(huì)導(dǎo)致大量的內(nèi)存拷貝操作，效率非常低下。后來引入了寫時(shí)拷貝（Copy-On-Write，COW）技術(shù)，大大提高了fork的效率。寫時(shí)拷貝技術(shù)的原理是，在fork創(chuàng)建子進(jìn)程時(shí)，并不立即復(fù)制父進(jìn)程的地址空間，而是讓父子進(jìn)程共享相同的物理內(nèi)存頁面。只有當(dāng)其中一個(gè)進(jìn)程試圖修改共享的內(nèi)存頁面時(shí)，系統(tǒng)才會(huì)為修改的頁面創(chuàng)建一個(gè)副本，分別分配給父子進(jìn)程。這就好比父子倆一開始共享同一本書（物理內(nèi)存頁面），當(dāng)其中一個(gè)人想要在書上做筆記（修改內(nèi)存頁面）時(shí)，才會(huì)復(fù)制一本新的書給他 。

其他資源大體與fs類似，最復(fù)雜的是mm拷貝，需借助MMU來完成拷貝；

即寫時(shí)拷貝技術(shù)：

#include <sched.h>
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

int data = 10;

int child_process()
{
	printf(“Child process %d, data %d\n”,getpid(),data);
	data = 20;
	printf(“Child process %d, data %d\n”,getpid(),data);
	_exit(0);
}

int main(int argc, char* argv[])
{
	int pid;
	pid = fork();
	if(pid==0) {
		child_process();
	}
	else{
		sleep(1);
		printf(“Parent process %d, data %d\n”,getpid(), data);
		exit(0);
	}
	return 0;
}

寫時(shí)拷貝技術(shù)帶來了很多好處。首先，它節(jié)省了內(nèi)存開銷，因?yàn)樵诖蠖鄶?shù)情況下，父子進(jìn)程在fork之后并不會(huì)立即修改共享的內(nèi)存，所以不需要一開始就復(fù)制大量的內(nèi)存。其次，它提高了進(jìn)程創(chuàng)建的效率，減少了fork操作的時(shí)間開銷 。

第一階段：只有一個(gè)進(jìn)程P1，數(shù)據(jù)段可讀可寫：

第二階段，調(diào)用fork之后創(chuàng)建子進(jìn)程P2，P2完全拷貝一份P1的mm_struct，其指針指向相同地址，即P1/P2虛擬地址，物理地址完全相同，但該內(nèi)存的頁表地址變?yōu)橹蛔x；

第三階段：當(dāng)P2改寫data時(shí)，子進(jìn)程改寫只讀內(nèi)存，會(huì)引起內(nèi)存缺頁中斷，在ISR中申請一片新內(nèi)存，通常是4K，把P1進(jìn)程的data拷貝到這4K新內(nèi)存。再修改頁表，改變虛實(shí)地址轉(zhuǎn)換關(guān)系，使物理地址指向新申請的4K，這樣子進(jìn)程P2就得到新的4K內(nèi)存，并修改權(quán)限為可讀寫，然后從中斷返回到P2進(jìn)程寫data才會(huì)成功。整個(gè)過程虛擬地址不變，對應(yīng)用程序員來說，感覺不到地址變化。

誰先寫，誰申請新物理內(nèi)存；Data=20；這句代碼經(jīng)過了賦值無寫權(quán)限，引起缺頁中斷，申請內(nèi)存，修改頁表，拷貝數(shù)據(jù)…回到data=20再次賦值，所以整個(gè)執(zhí)行時(shí)間會(huì)很長。

這就是linux中的寫時(shí)拷貝技術(shù)(copy on write), 誰先寫誰申請新內(nèi)存，沒有優(yōu)先順序；cow依賴硬件MMU實(shí)現(xiàn)，沒有MMU的系統(tǒng)就沒法實(shí)現(xiàn)cow，也就不支持fork函數(shù),只有vfork;

2.3vfork 函數(shù)原理

vfork函數(shù)的原型同樣簡單：pid_t vfork(void); 。它與fork函數(shù)有著明顯的區(qū)別。vfork創(chuàng)建的子進(jìn)程與父進(jìn)程共享地址空間，這意味著子進(jìn)程完全運(yùn)行在父進(jìn)程的地址空間上，如果子進(jìn)程修改了某個(gè)變量，那么父進(jìn)程中的這個(gè)變量也會(huì)被改變。而且，vfork保證子進(jìn)程先運(yùn)行，在子進(jìn)程調(diào)用exec或exit函數(shù)之前，父進(jìn)程會(huì)被阻塞，處于暫停狀態(tài) 。

這種特性使得vfork適用于一些特定的場景，比如子進(jìn)程需要立即執(zhí)行另一個(gè)程序的情況。因?yàn)樽舆M(jìn)程共享父進(jìn)程的地址空間，所以在創(chuàng)建子進(jìn)程時(shí)不需要復(fù)制大量的內(nèi)存，從而節(jié)省了時(shí)間和資源。例如，當(dāng)我們需要啟動(dòng)一個(gè)新的程序時(shí)，可以使用vfork創(chuàng)建子進(jìn)程，然后在子進(jìn)程中調(diào)用exec函數(shù)來加載新的程序，這樣可以快速地啟動(dòng)新程序，而不會(huì)浪費(fèi)過多的資源 。

不過，使用vfork也需要特別小心。由于子進(jìn)程和父進(jìn)程共享地址空間，如果子進(jìn)程在調(diào)用exec或exit之前對共享的變量進(jìn)行了修改，可能會(huì)影響到父進(jìn)程的正常運(yùn)行。所以，在使用vfork時(shí)，一定要確保子進(jìn)程盡快調(diào)用exec或exit函數(shù)，以避免出現(xiàn)意想不到的問題 。

2.4clone 函數(shù)原理

clone函數(shù)的原型相對復(fù)雜一些：int clone(int (*fn)(void *), void *child_stack, int flags, void *arg); 。它接受多個(gè)參數(shù)，這些參數(shù)賦予了clone函數(shù)強(qiáng)大的靈活性。

fn參數(shù)是一個(gè)函數(shù)指針，指向新進(jìn)程開始執(zhí)行的函數(shù)，就像是為新進(jìn)程設(shè)定了一個(gè)起點(diǎn)。child_stack參數(shù)指定了新進(jìn)程的用戶態(tài)棧指針，為新進(jìn)程提供了一個(gè)獨(dú)立的堆棧空間 。

flags參數(shù)是一個(gè)標(biāo)志位，它決定了新進(jìn)程如何繼承父進(jìn)程的資源。通過設(shè)置不同的標(biāo)志位，可以實(shí)現(xiàn)不同的資源共享和進(jìn)程創(chuàng)建方式。比如，CLONE_VM標(biāo)志表示新進(jìn)程與父進(jìn)程共享內(nèi)存描述符和所有的頁表，這樣它們就可以共享內(nèi)存空間；CLONE_FS標(biāo)志表示共享文件系統(tǒng)，包括根目錄、當(dāng)前目錄和文件權(quán)限掩碼等；CLONE_FILES標(biāo)志表示共享打開的文件描述符，使得父子進(jìn)程可以訪問相同的文件 。

arg參數(shù)是傳遞給fn函數(shù)的參數(shù)，就像是給新進(jìn)程傳遞了一份 “行李”，讓它在開始執(zhí)行時(shí)可以使用 。

clone函數(shù)創(chuàng)建進(jìn)程的獨(dú)特之處在于它可以根據(jù)用戶的需求，精細(xì)地控制新進(jìn)程對父進(jìn)程資源的繼承方式，既可以創(chuàng)建完全獨(dú)立的進(jìn)程，也可以創(chuàng)建共享部分資源的輕量級(jí)進(jìn)程（線程）。這種靈活性使得clone函數(shù)在很多場景下都能發(fā)揮重要作用，比如在實(shí)現(xiàn)多線程庫時(shí)，就可以利用clone函數(shù)來創(chuàng)建共享內(nèi)存和文件描述符的輕量級(jí)進(jìn)程，模擬線程的行為 。

Linux中創(chuàng)建進(jìn)程(fork，vfork)和線程(pthread_create)，在內(nèi)核都是調(diào)用do_fork()–>clone()，參數(shù)clone_flags標(biāo)記表明哪些資源是需要克隆的，創(chuàng)建線程時(shí)，所有資源都克隆；

從調(diào)度的角度理解線程，從資源角度來理解進(jìn)程，內(nèi)核里只要是task_struct，就可以被調(diào)度；linux中的線程又叫輕量級(jí)進(jìn)程lwp;

ret = pthread_create(&tid1, NULL, thread_fun, NULL);
if (ret == -1) {
perror(“cannot create new thread”);
return -1;
}
strace ./a.out

2.5幕后英雄：do_fork 和 copy_process

在進(jìn)程創(chuàng)建的過程中，do_fork函數(shù)是真正的核心。它就像是一場精彩演出背后的導(dǎo)演，負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)和安排進(jìn)程創(chuàng)建的各個(gè)環(huán)節(jié) 。do_fork函數(shù)定義在 Linux 內(nèi)核的kernel/fork.c文件中，它接受多個(gè)參數(shù)，包括clone_flags（克隆標(biāo)志）、stack_start（棧起始地址）、regs（寄存器值）和stack_size（棧大小）等。這些參數(shù)就像是導(dǎo)演手中的劇本和道具清單，決定了新進(jìn)程的各種特性和資源分配 。

do_fork函數(shù)主要完成以下幾個(gè)關(guān)鍵任務(wù)：首先，它會(huì)根據(jù)clone_flags標(biāo)志來檢查創(chuàng)建進(jìn)程的合法性，確保滿足各種條件和限制。然后，它會(huì)調(diào)用copy_process函數(shù)來創(chuàng)建新進(jìn)程的描述符和其他內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) 。在創(chuàng)建過程中，它會(huì)為新進(jìn)程分配一個(gè)唯一的進(jìn)程 ID（PID），這個(gè) PID 就像是新進(jìn)程的身份證，用于在系統(tǒng)中唯一標(biāo)識(shí)這個(gè)進(jìn)程 。

copy_process函數(shù)則是do_fork函數(shù)的得力助手，它負(fù)責(zé)具體創(chuàng)建新進(jìn)程的描述符和其他內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。它就像是一個(gè)勤勞的工匠，精心打造新進(jìn)程所需的各種 “零件” 。copy_process函數(shù)首先會(huì)調(diào)用dup_task_struct函數(shù)復(fù)制當(dāng)前進(jìn)程的task_struct結(jié)構(gòu)體，這個(gè)結(jié)構(gòu)體是進(jìn)程描述符，包含了進(jìn)程的各種信息，如進(jìn)程狀態(tài)、優(yōu)先級(jí)、打開的文件描述符等 。

接著copy_process函數(shù)會(huì)檢查新進(jìn)程的資源限制，確保不會(huì)超過系統(tǒng)的限制。然后，它會(huì)初始化新進(jìn)程的各種屬性，如設(shè)置進(jìn)程的狀態(tài)為可運(yùn)行狀態(tài)（TASK_RUNNING），初始化進(jìn)程的信號(hào)處理函數(shù)、文件系統(tǒng)信息等 。在初始化過程中，它會(huì)根據(jù)clone_flags標(biāo)志來決定新進(jìn)程如何繼承父進(jìn)程的資源，是完全復(fù)制還是共享部分資源 。

最后，copy_process函數(shù)會(huì)調(diào)用copy_thread函數(shù)來初始化子進(jìn)程的內(nèi)核棧，為子進(jìn)程的執(zhí)行做好準(zhǔn)備。通過do_fork和copy_process函數(shù)的協(xié)同工作，一個(gè)新的進(jìn)程就誕生了，它帶著自己的使命和資源，開始在 Linux 系統(tǒng)這個(gè)大舞臺(tái)上展現(xiàn)自己的活力 。

三、Linux進(jìn)程調(diào)度

3.1調(diào)度策略

在 Linux 的進(jìn)程調(diào)度舞臺(tái)上，有多種調(diào)度策略可供選擇，每種策略都有其獨(dú)特的特點(diǎn)和適用場景，就像是不同風(fēng)格的舞蹈，在不同的音樂節(jié)奏下展現(xiàn)出各自的魅力 。

首先是SCHED_OTHER，它是默認(rèn)的分時(shí)調(diào)度策略，適用于大多數(shù)普通應(yīng)用程序。在這種策略下，系統(tǒng)會(huì)根據(jù)進(jìn)程的nice值（取值范圍為 - 20 到 19，數(shù)值越小優(yōu)先級(jí)越高）來分配 CPU 時(shí)間。nice值就像是進(jìn)程的 “好感度”，好感度越高（nice值越小）的進(jìn)程，獲得 CPU 時(shí)間的機(jī)會(huì)就越大 。例如，一個(gè)普通的文本編輯程序，它對實(shí)時(shí)性要求不高，就可以采用SCHED_OTHER調(diào)度策略，讓系統(tǒng)合理地分配 CPU 時(shí)間，保證它能正常運(yùn)行 。

SCHED_FIFO是實(shí)時(shí)調(diào)度策略中的先進(jìn)先出策略，適用于對時(shí)間要求嚴(yán)格、需要立即執(zhí)行的實(shí)時(shí)任務(wù) 。一旦一個(gè)SCHED_FIFO類型的進(jìn)程獲得了 CPU，它就會(huì)一直運(yùn)行下去，直到它主動(dòng)放棄 CPU（比如因?yàn)榈却?I/O 操作而阻塞）或者被更高優(yōu)先級(jí)的進(jìn)程搶占 。這就好比一場緊張的賽車比賽，一旦賽車駛?cè)胭惖溃蜁?huì)一直飛馳，直到遇到特殊情況才會(huì)停下來 。比如，工業(yè)控制系統(tǒng)中的一些實(shí)時(shí)控制任務(wù)，需要對外部設(shè)備的信號(hào)做出快速響應(yīng)，就可以使用SCHED_FIFO策略，確保任務(wù)能及時(shí)執(zhí)行，避免因延遲而導(dǎo)致生產(chǎn)事故 。

SCHED_RR也是實(shí)時(shí)調(diào)度策略，它是時(shí)間片輪轉(zhuǎn)調(diào)度策略 。與SCHED_FIFO不同的是，SCHED_RR為每個(gè)進(jìn)程分配一個(gè)固定的時(shí)間片，當(dāng)進(jìn)程的時(shí)間片用完后，它會(huì)被放到就緒隊(duì)列的末尾，等待下一次調(diào)度 。這就像是一場接力賽跑，每個(gè)選手都有自己的固定跑步時(shí)間，時(shí)間一到就把接力棒交給下一位選手 。對于一些對響應(yīng)時(shí)間要求嚴(yán)格且執(zhí)行時(shí)間較短的實(shí)時(shí)任務(wù)，比如多媒體播放中的音頻和視頻解碼任務(wù)，使用SCHED_RR策略可以保證每個(gè)任務(wù)都能得到及時(shí)處理，避免出現(xiàn)音頻卡頓或視頻掉幀的情況 。

在優(yōu)先級(jí)關(guān)系上，實(shí)時(shí)進(jìn)程（采用SCHED_FIFO和SCHED_RR策略）的優(yōu)先級(jí)高于普通進(jìn)程（采用SCHED_OTHER策略） 。這意味著當(dāng)有實(shí)時(shí)進(jìn)程就緒時(shí)，系統(tǒng)會(huì)優(yōu)先調(diào)度實(shí)時(shí)進(jìn)程，確保它們能及時(shí)運(yùn)行，而普通進(jìn)程則需要等待實(shí)時(shí)進(jìn)程執(zhí)行完畢或者主動(dòng)放棄 CPU 后才有機(jī)會(huì)運(yùn)行 。

3.2調(diào)度算法

Linux 內(nèi)核中，完全公平調(diào)度器（CFS）是進(jìn)程調(diào)度的核心算法之一，它的設(shè)計(jì)目標(biāo)是實(shí)現(xiàn)所有進(jìn)程公平分享 CPU 資源 。CFS 就像是一位公正的裁判，努力讓每個(gè)進(jìn)程都能在 CPU 這個(gè)賽場上獲得公平的比賽時(shí)間 。

CFS 的工作原理基于虛擬運(yùn)行時(shí)間（vruntime） 。每個(gè)進(jìn)程都有一個(gè)vruntime值，它表示進(jìn)程的虛擬運(yùn)行時(shí)間 。vruntime的計(jì)算方式為：vruntime = 實(shí)際運(yùn)行時(shí)間 × 1024 / 進(jìn)程權(quán)重 。這里的進(jìn)程權(quán)重由進(jìn)程的nice值決定，nice值越小（優(yōu)先級(jí)越高），權(quán)重越大 。例如，一個(gè)nice值為 - 5 的進(jìn)程，它的權(quán)重會(huì)比nice值為 5 的進(jìn)程大，在相同的實(shí)際運(yùn)行時(shí)間下，它的vruntime增長速度會(huì)更慢 。

CFS 使用紅黑樹來存儲(chǔ)可運(yùn)行進(jìn)程，以vruntime為鍵值 。每次調(diào)度時(shí)，CFS 會(huì)選擇紅黑樹中最左側(cè)節(jié)點(diǎn)（即vruntime最小的進(jìn)程）運(yùn)行 。這就好比在一場比賽中，裁判總是選擇那些 “跑得最慢”（vruntime最小）的選手先上場，讓每個(gè)選手都有機(jī)會(huì)展示自己 。通過這種方式，CFS 保證了每個(gè)進(jìn)程都能公平地獲得 CPU 時(shí)間，避免了某些進(jìn)程長時(shí)間占用 CPU 而導(dǎo)致其他進(jìn)程饑餓的情況 。

實(shí)時(shí)調(diào)度策略主要包括SCHED_FIFO和SCHED_RR，它們適用于對時(shí)間要求嚴(yán)格的實(shí)時(shí)任務(wù) 。實(shí)時(shí)調(diào)度策略的特點(diǎn)是優(yōu)先級(jí)較高，能夠確保實(shí)時(shí)任務(wù)在規(guī)定的時(shí)間內(nèi)完成 。對于SCHED_FIFO策略的任務(wù)，一旦獲得 CPU 就會(huì)一直運(yùn)行，直到主動(dòng)放棄或被更高優(yōu)先級(jí)任務(wù)搶占；而SCHED_RR策略的任務(wù)則是按照時(shí)間片輪轉(zhuǎn)的方式運(yùn)行，每個(gè)任務(wù)在自己的時(shí)間片內(nèi)運(yùn)行，時(shí)間片用完后會(huì)被放到就緒隊(duì)列末尾 。

這些實(shí)時(shí)調(diào)度策略在工業(yè)控制、航空航天等對實(shí)時(shí)性要求極高的領(lǐng)域有著廣泛的應(yīng)用，比如在航空航天領(lǐng)域，飛行器的飛行控制任務(wù)需要實(shí)時(shí)處理各種傳感器數(shù)據(jù)，對時(shí)間的準(zhǔn)確性要求極高，使用實(shí)時(shí)調(diào)度策略可以確保這些任務(wù)能夠及時(shí)、準(zhǔn)確地執(zhí)行，保障飛行器的安全飛行 。

3.3調(diào)度時(shí)機(jī)

進(jìn)程調(diào)度的時(shí)機(jī)就像是一場音樂會(huì)中節(jié)奏的轉(zhuǎn)換點(diǎn)，把握得恰到好處才能讓整個(gè)演出流暢進(jìn)行 。在 Linux 系統(tǒng)中，進(jìn)程調(diào)度會(huì)在多種情況下發(fā)生 ：

當(dāng)系統(tǒng)調(diào)用返回時(shí)，是一個(gè)常見的調(diào)度時(shí)機(jī) 。系統(tǒng)調(diào)用就像是進(jìn)程向操作系統(tǒng)發(fā)出的服務(wù)請求，當(dāng)請求處理完成返回時(shí)，系統(tǒng)會(huì)檢查是否有更合適的進(jìn)程需要運(yùn)行 。比如，一個(gè)進(jìn)程調(diào)用read系統(tǒng)調(diào)用來讀取文件數(shù)據(jù)，在讀取完成返回后，系統(tǒng)可能會(huì)發(fā)現(xiàn)有其他進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)更高或者等待時(shí)間更長，這時(shí)就會(huì)進(jìn)行進(jìn)程調(diào)度，讓更合適的進(jìn)程獲得 CPU 。

中斷處理完成后也會(huì)觸發(fā)進(jìn)程調(diào)度 。中斷就像是緊急事件的通知，當(dāng)硬件設(shè)備（如鍵盤、鼠標(biāo)、網(wǎng)卡等）產(chǎn)生中斷時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)暫停當(dāng)前進(jìn)程的執(zhí)行，去處理中斷事件 。當(dāng)中斷處理完成后，系統(tǒng)會(huì)重新評(píng)估當(dāng)前的進(jìn)程狀態(tài)，決定是否進(jìn)行進(jìn)程調(diào)度 。例如，當(dāng)用戶按下鍵盤時(shí)，會(huì)產(chǎn)生鍵盤中斷，操作系統(tǒng)會(huì)暫停當(dāng)前正在運(yùn)行的進(jìn)程，去處理鍵盤輸入事件，處理完成后，再根據(jù)情況決定是否調(diào)度其他進(jìn)程 。

進(jìn)程主動(dòng)放棄 CPU 也是調(diào)度的時(shí)機(jī)之一 。有些進(jìn)程在執(zhí)行過程中，可能會(huì)因?yàn)榈却承┵Y源（如等待其他進(jìn)程發(fā)送信號(hào)、等待 I/O 操作完成等）而主動(dòng)調(diào)用schedule函數(shù)放棄 CPU 。比如，一個(gè)進(jìn)程需要等待另一個(gè)進(jìn)程完成某項(xiàng)任務(wù)后才能繼續(xù)執(zhí)行，它就會(huì)主動(dòng)調(diào)用schedule函數(shù)，將 CPU 讓給其他可運(yùn)行的進(jìn)程，直到等待的條件滿足后再重新競爭 CPU 。

另外，當(dāng)進(jìn)程的時(shí)間片用完時(shí)，也會(huì)進(jìn)行進(jìn)程調(diào)度 。在采用時(shí)間片輪轉(zhuǎn)調(diào)度策略（如SCHED_RR）的情況下，每個(gè)進(jìn)程被分配一個(gè)固定的時(shí)間片，當(dāng)時(shí)間片用完后，進(jìn)程就會(huì)被迫讓出 CPU，等待下一次調(diào)度 。這就像是一場限時(shí)演講比賽，每個(gè)選手的演講時(shí)間一到，就必須下臺(tái)，讓下一位選手上臺(tái)演講 。通過這些調(diào)度時(shí)機(jī)的合理把握，Linux 系統(tǒng)能夠高效地管理進(jìn)程，確保每個(gè)進(jìn)程都能在合適的時(shí)間運(yùn)行，提高系統(tǒng)的整體性能 。

四、Linux進(jìn)程終止

4.1 終止原因

進(jìn)程終止是進(jìn)程生命周期的最后階段，就像是一場演出的落幕。進(jìn)程終止的原因多種多樣，常見的有以下幾種 。

當(dāng)進(jìn)程調(diào)用exit函數(shù)時(shí)，它就像是一個(gè)演員主動(dòng)向?qū)а菔疽庋莩鼋Y(jié)束，決定主動(dòng)終止自己的運(yùn)行 。在 C 語言中，exit函數(shù)是標(biāo)準(zhǔn)庫函數(shù)，用于正常終止程序的執(zhí)行 。它接受一個(gè)整數(shù)參數(shù)，這個(gè)參數(shù)通常被稱為退出狀態(tài)碼，用于向父進(jìn)程或操作系統(tǒng)傳遞進(jìn)程終止的相關(guān)信息 。比如，退出狀態(tài)碼為 0 通常表示進(jìn)程正常結(jié)束，就像一場演出完美謝幕；而其他非零值則表示進(jìn)程在執(zhí)行過程中遇到了問題，比如文件讀取失敗、內(nèi)存分配錯(cuò)誤等，就像是演出過程中出現(xiàn)了意外狀況 。

進(jìn)程收到特定信號(hào)也會(huì)導(dǎo)致其終止 。信號(hào)是 Linux 系統(tǒng)中進(jìn)程間通信的一種方式，它就像是一個(gè)緊急通知，當(dāng)進(jìn)程收到某些特定信號(hào)時(shí)，可能會(huì)被迫終止 。例如，SIGKILL信號(hào)是一個(gè)強(qiáng)制終止信號(hào)，它就像是一把 “尚方寶劍”，一旦發(fā)送給進(jìn)程，進(jìn)程就會(huì)立即無條件終止，沒有任何機(jī)會(huì)進(jìn)行資源清理或其他善后工作 。SIGTERM信號(hào)則相對溫和一些，它是一個(gè)正常的終止信號(hào)，用于通知進(jìn)程優(yōu)雅地終止 。當(dāng)進(jìn)程收到SIGTERM信號(hào)時(shí)，它可以選擇捕獲這個(gè)信號(hào)，并在信號(hào)處理函數(shù)中進(jìn)行一些清理工作，如關(guān)閉打開的文件、釋放內(nèi)存等，然后再正常終止 。就好比一個(gè)演員在收到導(dǎo)演的 “謝幕” 通知后，會(huì)先整理好自己的道具和服裝，然后再優(yōu)雅地退場 。

4.2終止過程

當(dāng)進(jìn)程調(diào)用exit函數(shù)后，會(huì)經(jīng)歷一系列復(fù)雜而有序的步驟，最終完成終止過程 。這個(gè)過程就像是一場精心安排的閉幕式，每個(gè)環(huán)節(jié)都至關(guān)重要 。

exit函數(shù)最終會(huì)調(diào)用內(nèi)核中的do_exit函數(shù)，do_exit函數(shù)就像是這場閉幕式的總導(dǎo)演，負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)和執(zhí)行進(jìn)程終止的各個(gè)環(huán)節(jié) 。do_exit函數(shù)首先會(huì)設(shè)置進(jìn)程描述符task_struct的標(biāo)志成員為PF_EXITING，這個(gè)標(biāo)志就像是一個(gè) “演出結(jié)束” 的牌子，向系統(tǒng)表明該進(jìn)程正在退出 。

接著，do_exit函數(shù)會(huì)調(diào)用del_timer_sync函數(shù)刪除任意內(nèi)核定時(shí)器 。內(nèi)核定時(shí)器就像是進(jìn)程演出過程中的定時(shí)提醒裝置，在進(jìn)程終止時(shí)，這些定時(shí)器不再需要，所以要將它們刪除 。

如果 BSD 的進(jìn)程記賬功能是開啟的，do_exit函數(shù)會(huì)調(diào)用acct_update_integrals函數(shù)來輸出記賬信息 。進(jìn)程記賬功能就像是一個(gè)記錄進(jìn)程 “演出開銷” 的賬本，記錄了進(jìn)程占用 CPU 時(shí)間等信息，在進(jìn)程終止時(shí)，需要將這些信息輸出 。

然后，do_exit函數(shù)會(huì)調(diào)用exit_mm函數(shù)釋放進(jìn)程占用的mm_struct，如果沒有別的進(jìn)程使用（即沒有被共享），就會(huì)徹底釋放 。mm_struct結(jié)構(gòu)體管理著進(jìn)程的虛擬內(nèi)存空間，就像是進(jìn)程的 “演出場地”，在進(jìn)程終止時(shí)，要將這個(gè)場地歸還給系統(tǒng) 。

do_exit函數(shù)還會(huì)調(diào)用exit_sem函數(shù)，如果進(jìn)程排隊(duì)等待 IPC（進(jìn)程間通信）信息，則讓它離開該隊(duì)列 。IPC 就像是進(jìn)程之間的 “交流渠道”，在進(jìn)程終止時(shí)，要斷開這些交流渠道 。

調(diào)用exit_files和exit_fs函數(shù)，分別處理文件描述符和文件系統(tǒng)數(shù)據(jù)的引用計(jì)數(shù) 。如果引用計(jì)數(shù)降為 0，說明沒有其他進(jìn)程使用這些資源，這時(shí)就可以釋放它們 。文件描述符和文件系統(tǒng)數(shù)據(jù)就像是進(jìn)程演出時(shí)使用的 “道具”，在演出結(jié)束后，要將這些道具妥善處理 。

do_exit函數(shù)會(huì)把task_struct中的exit_code成員（退出代碼）置為exit函數(shù)傳入的參數(shù)或其他相關(guān)值，這個(gè)退出代碼會(huì)供父進(jìn)程檢索，用于了解子進(jìn)程終止的原因 。就好比演員在退場時(shí)，會(huì)給導(dǎo)演留下一張便條，說明自己退場的原因 。

do_exit函數(shù)會(huì)調(diào)用exit_notify函數(shù)向父進(jìn)程發(fā)送信號(hào)，告知父進(jìn)程自己即將終止 。同時(shí)，會(huì)給該進(jìn)程尋找一個(gè) “養(yǎng)父”，這個(gè) “養(yǎng)父” 可能是線程組的其他線程或init進(jìn)程 。并且會(huì)把進(jìn)程狀態(tài)改為EXIT_ZOMBIE（僵尸狀態(tài)） 。在僵尸狀態(tài)下，進(jìn)程雖然已經(jīng)基本停止運(yùn)行，但它的進(jìn)程描述符等信息還會(huì)被保留，直到父進(jìn)程對其進(jìn)行處理 。

do_exit函數(shù)會(huì)調(diào)用schedule函數(shù)切換到新的進(jìn)程 。此時(shí)，原進(jìn)程已經(jīng)完成了大部分的終止工作，系統(tǒng)會(huì)調(diào)度其他可運(yùn)行的進(jìn)程繼續(xù)執(zhí)行，就像是一場演出結(jié)束后，舞臺(tái)會(huì)為下一場演出做好準(zhǔn)備 。

4.3僵死進(jìn)程與避免

僵死進(jìn)程，也被稱為僵尸進(jìn)程，是 Linux 系統(tǒng)中一種特殊的進(jìn)程狀態(tài) 。當(dāng)子進(jìn)程先于父進(jìn)程退出，且父進(jìn)程沒有及時(shí)讀取子進(jìn)程的退出狀態(tài)時(shí)，子進(jìn)程就會(huì)進(jìn)入僵死狀態(tài)，成為僵死進(jìn)程 。這就好比一個(gè)孩子提前離開了舞臺(tái)，但家長卻沒有來接他，他只能在舞臺(tái)邊等待 。

僵死進(jìn)程會(huì)在系統(tǒng)中保留其進(jìn)程描述符、進(jìn)程 ID 等信息，雖然它不再占用大量的系統(tǒng)資源，但如果大量的僵死進(jìn)程存在，會(huì)占用有限的進(jìn)程 ID 資源，導(dǎo)致系統(tǒng)無法創(chuàng)建新的進(jìn)程 。這就像是舞臺(tái)邊擠滿了等待家長的孩子，使得新的演員無法上臺(tái)表演 。

為了避免僵死進(jìn)程的產(chǎn)生，可以采取以下幾種方法 。父進(jìn)程可以調(diào)用wait系列函數(shù)（如wait、waitpid）來等待子進(jìn)程結(jié)束，并獲取子進(jìn)程的退出狀態(tài) 。wait函數(shù)會(huì)使父進(jìn)程阻塞，直到有子進(jìn)程退出，然后它會(huì)收集子進(jìn)程的信息，并把它徹底銷毀 。waitpid函數(shù)則更加靈活，它可以指定等待特定的子進(jìn)程，并且可以設(shè)置非阻塞模式 。這就好比家長在孩子表演結(jié)束后，及時(shí)到舞臺(tái)邊接孩子，將孩子安全地帶回家 。

父進(jìn)程可以安裝SIGCHLD信號(hào)的處理函數(shù) 。當(dāng)子進(jìn)程退出時(shí)，系統(tǒng)會(huì)向父進(jìn)程發(fā)送SIGCHLD信號(hào)，父進(jìn)程可以在信號(hào)處理函數(shù)中調(diào)用waitpid函數(shù)來處理子進(jìn)程的退出，這樣可以避免父進(jìn)程阻塞，提高程序的并發(fā)性能 。這就好比家長給孩子設(shè)置了一個(gè)信號(hào)器，當(dāng)孩子表演結(jié)束時(shí)，信號(hào)器會(huì)通知家長，家長可以及時(shí)去接孩子 。

還可以使用 “兩次fork” 的技巧 。父進(jìn)程先fork出一個(gè)子進(jìn)程，然后子進(jìn)程再fork出一個(gè)孫子進(jìn)程，接著子進(jìn)程立即exit退出 。這樣，孫子進(jìn)程就會(huì)成為孤兒進(jìn)程，被init進(jìn)程收養(yǎng)，init進(jìn)程會(huì)負(fù)責(zé)清理孫子進(jìn)程，從而避免了僵死進(jìn)程的產(chǎn)生 。這就好比家長讓孩子先找到一個(gè)臨時(shí)監(jiān)護(hù)人，然后自己離開，臨時(shí)監(jiān)護(hù)人會(huì)照顧好孩子，確保孩子不會(huì)無人照料 。通過這些方法，可以有效地避免僵死進(jìn)程的產(chǎn)生，保證系統(tǒng)的穩(wěn)定運(yùn)行 。

五、Linux進(jìn)程案例分析

Linux的調(diào)度器類主要實(shí)現(xiàn)兩類進(jìn)程調(diào)度算法：實(shí)時(shí)調(diào)度算法和完全公平調(diào)度算法(CFS)，實(shí)時(shí)調(diào)度算法SCHED_FIFO和SCHED_RR，按優(yōu)先級(jí)執(zhí)行，一般不會(huì)被搶占。直到實(shí)時(shí)進(jìn)程執(zhí)行完，才會(huì)執(zhí)行普通進(jìn)程。而大多數(shù)的普通進(jìn)程，用的就是CFS算法。

進(jìn)程調(diào)度的時(shí)機(jī)：

①進(jìn)程狀態(tài)轉(zhuǎn)換時(shí)刻：進(jìn)程終止、進(jìn)程睡眠；

②當(dāng)前進(jìn)程的”時(shí)間片”用完；

③主動(dòng)讓出處理器，用戶調(diào)用sleep()或者內(nèi)核調(diào)用schedule()；

④從中斷，系統(tǒng)調(diào)用或異常返回時(shí)。

每個(gè)進(jìn)程task_struct中都有一個(gè)struct sched_entity se成員，這就是調(diào)度器的實(shí)體結(jié)構(gòu)，進(jìn)程調(diào)度算法實(shí)際上就是管理所有進(jìn)程的這個(gè)se。

結(jié)構(gòu)任務(wù)結(jié)構(gòu){
    揮發(fā)性長狀態(tài)；    / * - 1 不可運(yùn)行， 0 可以運(yùn)行， > 0 已停止* /
    無效*堆棧；
    atomic_t 用法；
    無符號(hào)整型標(biāo)志；    / *每個(gè)進(jìn)程標(biāo)志，定義如下* /
    無符號(hào)整型ptrace ；

    int鎖深度；        / * BKL鎖定深度* /

#ifdef CONFIG_SMP
#ifdef __ARCH_WANT_UNLOCKED_CTXSW
    int oncpu ;
＃萬一
＃萬一

    int prio , static_prio ,正常_prio ;
    無符號(hào)整數(shù)rt_priority ；
    const struct sched_class * sched_class ;
    struct sched_entity se; //進(jìn)程調(diào)度實(shí)體
    結(jié)構(gòu) sched_rt_entity rt ；
    ……
}

CFS基于一個(gè)簡單的理念：所有任務(wù)都應(yīng)該公平的分配處理器。理想情況下，n個(gè)進(jìn)程的調(diào)度系統(tǒng)中，每個(gè)進(jìn)程獲得1/n處理器時(shí)間，所有進(jìn)程的vruntime也是相同的。

CFS完全拋棄了時(shí)間片的概念，而是分配一個(gè)處理器使用比來度量。每個(gè)進(jìn)程一個(gè)調(diào)度周期內(nèi)分配的時(shí)間(類似于傳統(tǒng)的“時(shí)間片”)跟三個(gè)因素有關(guān)：進(jìn)程總數(shù)，優(yōu)先級(jí)，調(diào)度周期

5.1理解CFS的首先要理解vruntime的含義

簡單說vruntime就是該進(jìn)程的運(yùn)行時(shí)間，但這個(gè)時(shí)間是通過優(yōu)先級(jí)和系統(tǒng)負(fù)載等加權(quán)過的時(shí)間，而非物理時(shí)鐘時(shí)間，按字面理解為虛擬運(yùn)行時(shí)間，也很恰當(dāng)。

每個(gè)進(jìn)程的調(diào)度實(shí)體se都保存著本進(jìn)程的虛擬運(yùn)行時(shí)間。

結(jié)構(gòu)sched_entity {
    struct load_weight 負(fù)載；        / * 用于負(fù)載均衡* / _
    結(jié)構(gòu) rb_node run_node ;
    struct list_head group_node ;
    無符號(hào)整型        on_rq ；

    u64 exec_start ；
    u64 sum_exec_runtime ；
    u64            vruntime; //虛擬運(yùn)行時(shí)間
    u64 prev_sum_exec_runtime ;
……
}

而進(jìn)程相關(guān)的調(diào)度方法如下：

靜態(tài)常量結(jié)構(gòu) sched_class fair_sched_class = {
    。下一個(gè)            = & idle_sched_class ，
    。 enqueue_task         = enqueue_task_fair ,
    。出隊(duì)任務(wù)        =出隊(duì)任務(wù)公平,
    。產(chǎn)量任務(wù)        =產(chǎn)量任務(wù)公平，

    。 check_preempt_curr     = check_preempt_wakeup ,

    。 pick_next_task         = pick_next_task_fair ,
    。 put_prev_task         = put_prev_task_fair ,

#ifdef CONFIG_SMP
    。 select_task_rq         = select_task_rq_fair ，

    。 rq_online         = rq_online_fair ,
    。 rq_offline         = rq_offline_fair ,

    。任務(wù)喚醒        =任務(wù)喚醒公平，
＃萬一

    。 set_curr_task = set_curr_task_fair ,
    。任務(wù)滴答        =任務(wù)滴答公平,
    。任務(wù)分叉        =任務(wù)分叉公平,

    。 prio_changed         = prio_changed_fair ,
    。 Switched_to         = Switched_to_fair ，

    。 get_rr_interval     = get_rr_interval_fair ,

#ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED
    。任務(wù)移動(dòng)組    =任務(wù)移動(dòng)組公平,
＃萬一
} ;

5.2vruntime的值如何跟新？

時(shí)鐘中斷產(chǎn)生時(shí)，會(huì)依次調(diào)用tick_periodic()-> update_process_times()->scheduler_tick()。

無效調(diào)度程序_tick （無效）
{
……
    raw_spin_lock ( & rq- > lock ) ; _
    update_rq_clock ( rq ) ;
    update_cpu_load ( rq ) ;
    curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0); //執(zhí)行調(diào)度器tick，更新進(jìn)程vruntime
    raw_spin_unlock ( & rq- > lock ) ; _
……
}
task_tick_fair ()調(diào)用entity_tick()如下：
靜態(tài)無效entity_tick （結(jié)構(gòu)cfs_rq * cfs_rq ，結(jié)構(gòu)sched_entity * curr ， int排隊(duì)）
{
    update_curr ( cfs_rq ) ;
……
    if ( cfs_rq - > nr_running > 1 | | ! sched_feat ( WAKEUP_PREEMPT ) )
        check_preempt_tick(cfs_rq, curr); //檢查當(dāng)前進(jìn)程是否需要調(diào)度
}

這里分析兩個(gè)重要函數(shù)update_curr()和check_preempt_tick()。

靜態(tài)無效 update_curr (結(jié)構(gòu) cfs_rq * cfs_rq )
{
    struct sched_entity * curr = cfs_rq - > curr ;
    u64現(xiàn)在 = rq_of ( cfs_rq ) - >時(shí)鐘;
    無符號(hào)長 delta_exec ；

    如果 （不太可能（！ curr ））
        返回；

// delta_exec獲得最后一次修改后，當(dāng)前進(jìn)程所運(yùn)行的實(shí)際時(shí)間
    delta_exec = ( unsigned long ) ( now - curr - > exec_start ) ;
    如果 （！ delta_exec ）
        返回；

    __update_curr ( cfs_rq , curr , delta_exec ) ;
    curr->exec_start = now; //運(yùn)行時(shí)間已保存，更新起始執(zhí)行時(shí)間

    如果 （ entity_is_task （當(dāng)前）） {
        struct task_struct * curtask = task_of ( curr ) ;

        trace_sched_stat_runtime ( curtask , delta_exec , curr - > vruntime ) ;
        cpuacct_charge ( curtask , delta_exec ) ;
        account_group_exec_runtime ( curtask , delta_exec ) ;
    }
}

主要關(guān)心__update_curr()函數(shù)。

靜態(tài)內(nèi)聯(lián) void __update_curr （ struct cfs_rq * cfs_rq ， struct sched_entity * curr ， unsigned long delta_exec ）
{
    無符號(hào)長 delta_exec_weighted ；

    schedstat_set ( curr - > exec_max , max ( ( u64 ) delta_exec , curr - > exec_max ) ) ;

    curr->sum_exec_runtime += delta_exec;//累計(jì)實(shí)際運(yùn)行時(shí)間
    schedstat_add ( cfs_rq , exec_clock , delta_exec ) ;
    delta_exec_weighted = calc_delta_fair ( delta_exec , curr ) ; //對delta_exec加權(quán)

    curr->vruntime += delta_exec_weighted;//累計(jì)入vruntime
    update_min_vruntime(cfs_rq); //更新cfs_rq最小vruntime(保存所有進(jìn)程中的最小vruntime)
}

關(guān)注calc_delta_fair()加權(quán)函數(shù)如何實(shí)現(xiàn)。

/ *
 * δ / = w
 * /
靜態(tài)內(nèi)聯(lián)無符號(hào)長整型
calc_delta_fair ( unsigned long delta , struct sched_entity * se )
{
    if (不太可能( se - > load .weight ! = NICE_0_LOAD ) )
        delta = calc_delta_mine ( delta , NICE_0_LOAD , & se - >負(fù)載) ;

    返回增量；
}

若當(dāng)前進(jìn)程nice為0，直接返回實(shí)際運(yùn)行時(shí)間，其他所有nice值的加權(quán)都是以0nice值為參考增加或減少的。

/ *
 * delta * =重量/ lw
 * /
靜態(tài)無符號(hào)長整型
calc_delta_mine (無符號(hào)長 delta_exec ,無符號(hào)長權(quán)重,
        結(jié)構(gòu) load_weight * lw )
{
    u64 tmp ；

    if ( ! lw - > inv_weight ) {
        if ( BITS_PER_LONG > 32 & &不太可能( lw - >權(quán)重> = WMULT_CONST ) )
            lw - > inv_weight = 1 ;
        別的
            lw- > inv_weight = 1 + ( WMULT_CONST - lw- >權(quán)重/ 2 ) _
                / (lw->weight+1);//這公式?jīng)]弄明白
    }

    tmp = ( u64 ) delta_exec *權(quán)重；
    / *
     *檢查64位乘法是否溢出：
     * /
    如果 （不太可能（ tmp > WMULT_CONST ））
        tmp = SRR ( SRR ( tmp , WMULT_SHIFT / 2 ) * lw - > inv_weight ,
            WMULT_SHIFT / 2 ) ;
    別的
        tmp = SRR(tmp * lw->inv_weight, WMULT_SHIFT);//做四舍五入

    返回（無符號(hào)長）分鐘（ tmp ， （ u64 ）（無符號(hào)長） LONG_MAX ）；
}

當(dāng)nice!=0時(shí)，實(shí)際是按公式delta *= weight / lw來計(jì)算的weight=1024是nice0的權(quán)重，lw是當(dāng)前進(jìn)程的權(quán)重，該lw和nice值的換算后面介紹，上面還書的lw計(jì)算公式?jīng)]弄明白，總之這個(gè)函數(shù)就是把實(shí)際運(yùn)行時(shí)間加權(quán)為進(jìn)程調(diào)度里的虛擬運(yùn)行時(shí)間，從而更新vruntime。

更新完vruntime之后，會(huì)檢查是否需要進(jìn)程調(diào)度。

返回 static voidentity_tick ( struct cfs_rq * cfs_rq , struct sched_entity * curr , int排隊(duì))
{
    update_curr ( cfs_rq ) ;
……
    if ( cfs_rq - > nr_running > 1 | | ! sched_feat ( WAKEUP_PREEMPT ) )
        check_preempt_tick(cfs_rq, curr); //檢查當(dāng)前進(jìn)程是否需要調(diào)度
}

更新完cfs_rq之后，會(huì)檢查當(dāng)前進(jìn)程是否已經(jīng)用完自己的“時(shí)間片”。

/ *
 *如果需要，用新喚醒的任務(wù)搶占當(dāng)前任務(wù)：
 * /
靜態(tài)無效
check_preempt_tick ( struct cfs_rq * cfs_rq , struct sched_entity * curr )
{
    無符號(hào)長的 Ideal_runtime ， delta_exec ；

    ideal_runtime = sched_slice(cfs_rq, curr);//ideal_runtime是理論上的處理器運(yùn)行時(shí)間片    
    delta_exec = curr->sum_exec_runtime - curr->prev_sum_exec_runtime;//該進(jìn)程本輪調(diào)度累計(jì)運(yùn)行時(shí)間
    if (delta_exec > ideal_runtime) {// 假如實(shí)際運(yùn)行超過調(diào)度器分配的時(shí)間，就標(biāo)記調(diào)度標(biāo)志
        resched_task ( rq_of ( cfs_rq ) - > curr ) ;
        / *
         *當(dāng)前任務(wù)運(yùn)行足夠長的時(shí)間，確保它不會(huì)得到
         *由于好友的青睞而再次當(dāng)選。
         * /
        清除好友( cfs_rq , curr ) ;
        返回；
    }

    / *
     *確保錯(cuò)過喚醒搶占的任務(wù)
     *窄邊距不必等待完整的切片。
     *這也減少了負(fù)載下好友引起的延遲。
     * /
    if ( ! sched_feat ( WAKEUP_PREEMPT ) )
        返回；

    if ( delta_exec < sysctl_sched_min_capsularity )
        返回；

    如果 （ cfs_rq - > nr_running > 1 ） {
        struct sched_entity * se = __pick_next_entity ( cfs_rq ) ;
        s64 delta = curr - > vruntime - se - > vruntime ;

        if (增量>理想運(yùn)行時(shí)間)
            resched_task ( rq_of ( cfs_rq ) - > curr ) ;
    }
}

當(dāng)該進(jìn)程運(yùn)行時(shí)間超過實(shí)際分配的“時(shí)間片”，就標(biāo)記調(diào)度標(biāo)志resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);，否則本進(jìn)程繼續(xù)執(zhí)行。中斷退出，調(diào)度函數(shù)schedule()會(huì)檢查此標(biāo)記，以選取新的進(jìn)程來搶占當(dāng)前進(jìn)程。

5.3如何選擇下一個(gè)可執(zhí)行進(jìn)程

CFS選擇具有最小vruntime值的進(jìn)程作為下一個(gè)可執(zhí)行進(jìn)程，CFS用紅黑樹來組織調(diào)度實(shí)體，而鍵值就是vruntime。那么CFS只要查找選擇最左葉子節(jié)點(diǎn)作為下一個(gè)可執(zhí)行進(jìn)程即可。實(shí)際上CFS緩存了最左葉子，可以直接選取left_most葉子。

上面代碼跟蹤到timer tick中斷退出，若“ideal_runtime”已經(jīng)用完，就會(huì)調(diào)用schedule()函數(shù)選中新進(jìn)程并且完成切換。

asmlinkage void __sched 時(shí)間表( void )
{
    if ( prev - > state && ! ( preempt_count ( ) & PREEMPT_ACTIVE ) ) { _
        if (不太可能( signal_pending_state ( prev - > state , prev ) ) )
            上一個(gè) - >狀態(tài)= TASK_RUNNING ;
        別的
            deactivate_task(rq, prev, 1);//如果狀態(tài)已經(jīng)不可運(yùn)行，將其移除運(yùn)行隊(duì)列
        switch_count = &上一個(gè)- > nvcsw ;
    }

    pre_schedule ( rq ,上一個(gè)) ;

    if (不太可能( ! rq - > nr_running ) )
        空閑平衡（ CPU ， RQ ）；

    put_prev_task(rq, prev); //處理上一個(gè)進(jìn)程
    next = pick_next_task(rq);//選出下一個(gè)進(jìn)程
……
    context_switch(rq, prev, next); /* unlocks the rq *///完成進(jìn)程切換
……
}

如果進(jìn)程狀態(tài)已經(jīng)不是可運(yùn)行，那么會(huì)將該進(jìn)程移出可運(yùn)行隊(duì)列，如果繼續(xù)可運(yùn)行put_prev_task()會(huì)依次調(diào)用put_prev_task_fair()->put_prev_entity()。

靜態(tài)無效put_prev_entity （結(jié)構(gòu)cfs_rq * cfs_rq ，結(jié)構(gòu)sched_entity * prev ）
{
    / *
     * 如果仍在運(yùn)行隊(duì)列中，則deactivate_task ( )
     *沒有被調(diào)用并且update_curr ( )必須被完成：
     * /
    if (上一個(gè)- > on_rq )
        update_curr ( cfs_rq ) ;

    check_spread ( cfs_rq ,上一個(gè)) ;
    如果 （上一個(gè)- > on_rq ） {
        update_stats_wait_start ( cfs_rq ,上一個(gè)) ;
        / *將“當(dāng)前”放回樹中。 * /
        __enqueue_entity ( cfs_rq ,上一個(gè)) ;
    }
    cfs_rq - > curr = NULL ;
}

__enqueue_entity(cfs_rq, prev) 將上一個(gè)進(jìn)程重新插入紅黑樹(注意，當(dāng)前運(yùn)行進(jìn)程是不在紅黑樹中的)pick_next_task()會(huì)依次調(diào)用pick_next_task_fair()。

靜態(tài)結(jié)構(gòu)task_struct * pick_next_task_fair （結(jié)構(gòu)rq * rq ）
{
    結(jié)構(gòu)任務(wù)結(jié)構(gòu)* p ;
    struct cfs_rq * cfs_rq = & rq - > cfs ;
    結(jié)構(gòu) sched_entity * se ;

    if ( ! cfs_rq - > nr_running )
        返回空值；

    做 {
        se = pick_next_entity(cfs_rq);//選出下一個(gè)可執(zhí)行進(jìn)程
        set_next_entity(cfs_rq, se); //把選中的進(jìn)程(left_most葉子)從紅黑樹移除，更新紅黑樹
        cfs_rq = group_cfs_rq （ se ）；
    } while ( cfs_rq ) ;

    p = task_of ( se ) ;
    htick_start_fair ( rq , p ) ;

    返回 p ；
}

set_next_entity()函數(shù)會(huì)調(diào)用__dequeue_entity(cfs_rq, se)把選中的下一個(gè)進(jìn)程即最左葉子移出紅黑樹。最后context_switch()完成進(jìn)程的切換。

5.4何時(shí)更新rbtree

①上一個(gè)進(jìn)程執(zhí)行完ideal_time，還可繼續(xù)執(zhí)行時(shí)，會(huì)插入紅黑樹；

②下一個(gè)進(jìn)程被選中移出rbtree紅黑樹時(shí)；

③新建進(jìn)程；

④進(jìn)程由睡眠態(tài)被激活，變?yōu)榭蛇\(yùn)行態(tài)時(shí)；

⑤調(diào)整優(yōu)先級(jí)時(shí)也會(huì)更新rbtree。

5.5新建進(jìn)程如何加入紅黑樹

新建進(jìn)程會(huì)做一系列復(fù)雜的工作，這里我們只關(guān)心與紅黑樹有關(guān)部分

Linux使用fork，clone或者vfork等系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建進(jìn)程，最終都會(huì)到do_fork函數(shù)實(shí)現(xiàn)，如果沒有設(shè)置CLONE_STOPPED，do_fork會(huì)執(zhí)行兩個(gè)與紅黑樹相關(guān)的函數(shù): copy_process()和wake_up_new_task()

(1)copy_process()->sched_fork()->task_fork()

static void place_entity ( struct cfs_rq * cfs_rq ， struct sched_entity * se ， int初始值)
{
    u64 vruntime = cfs_rq->min_vruntime;//以cfs的最小vruntime為基準(zhǔn)

    / *
     * “當(dāng)前”期間已承諾當(dāng)前任務(wù)， _
     *然而，新任務(wù)的額外重量會(huì)減慢他們的速度
     *小，放置新任務(wù)，使其適合該插槽
     *最后保持打開狀態(tài)。
     * /
    if (初始&& sched_feat ( START_DEBIT ) ) _
        vruntime += sched_vslice(cfs_rq, se);// 加上一個(gè)調(diào)度周期內(nèi)的"時(shí)間片"

    / *休眠至單個(gè)延遲不計(jì)算在內(nèi)。 * /
    if ( ! initial & & sched_feat ( FAIR_SLEEPERS ) ) {
        無符號(hào)長閾值= sysctl_sched_latency ；

        / *
         *將休眠閾值轉(zhuǎn)換為虛擬時(shí)間。
         * SCHED_IDLE是一個(gè)特殊的子類。我們關(guān)心
         *公平性僅相對于其他 SCHED_IDLE 任務(wù)，
         *所有這些都具有相同的重量。
         * /
        if ( sched_feat ( NORMALIZED_SLEEPER ) & & ( ! entity_is_task ( se ) | |
                 task_of ( se ) - >策略！= SCHED_IDLE ) )
            thresh = calc_delta_fair ( thresh , se ) ;

        / *
         *將睡眠時(shí)間的影響減半， 以允許
         * 為睡眠者帶來更溫和的效果：
         * /
        如果 （ sched_feat （ GENTLE_FAIR_SLEEPERS ））
            脫粒> > = 1 ;

        vruntime - = 閾值；
    }

    / *確保我們永遠(yuǎn)不會(huì)因?yàn)楸慌旁诤竺娑A得時(shí)間。 * /
    vruntime = max_vruntime ( self - > vruntime , vruntime ) ;

    se - > vruntime = vruntime ;
}

計(jì)算新進(jìn)程的vruntime值，加上一個(gè)“平均時(shí)間片”表示剛執(zhí)行完，避免新建進(jìn)程立馬搶占CPU。

(2)調(diào)用wake_up_new_task函數(shù)

無效wake_up_new_task （ struct task_struct * p ，無符號(hào)長clone_flags ）
{
……
    rq = task_rq_lock ( p , & flags ) ;
    update_rq_clock ( rq ) ;
    activate_task(rq, p, 0);//激活當(dāng)前進(jìn)程，添加入紅黑樹
check_preempt_curr(rq, p, WF_FORK);//確認(rèn)是否需要搶占
    ……
}

更新時(shí)鐘，激活新建的進(jìn)程activate_task()會(huì)調(diào)用。

static void enqueue_task ( struct rq * rq , struct task_struct * p , intwakeup , bool head )
{
    如果 （喚醒）
        p- > se 。_ start_runtime = p - > se 。 sum_exec_運(yùn)行時(shí)；

    sched_info_queued ( p ) ;
    p- > sched_class- > enqueue_task ( rq , p ,喚醒, head ) ; _ _
    p- > se 。_ on_rq = 1 ;
}

將新建的進(jìn)程加入rbtree。

5.6喚醒進(jìn)程

調(diào)用try_to_wake_up()->activate_task()->enqueue_task_fair()->enqueue_entity()注意enqueue_entity 函數(shù)調(diào)用place_entity對進(jìn)程vruntime做補(bǔ)償計(jì)算，再次考察place_entity(cfs_rq, se, 0)。

static void place_entity ( struct cfs_rq * cfs_rq ， struct sched_entity * se ， int初始值)
{
    u64 vruntime = cfs_rq->min_vruntime;//以cfs的最小vruntime為基準(zhǔn)

    / *
     * “當(dāng)前”期間已承諾當(dāng)前任務(wù)， _
     *然而，新任務(wù)的額外重量會(huì)減慢他們的速度
     *小，放置新任務(wù)，使其適合該插槽
     *最后保持打開狀態(tài)。
     * /
    if (初始&& sched_feat ( START_DEBIT ) ) _
        vruntime += sched_vslice(cfs_rq, se);//一個(gè)調(diào)度周期內(nèi)的"時(shí)間片"

    / *休眠至單個(gè)延遲不計(jì)算在內(nèi)。 * /
    if ( ! initial & & sched_feat ( FAIR_SLEEPERS ) ) {
        無符號(hào)長閾值= sysctl_sched_latency ；

        / *
         *將休眠閾值轉(zhuǎn)換為虛擬時(shí)間。
         * SCHED_IDLE是一個(gè)特殊的子類。我們關(guān)心
         *公平性僅相對于其他 SCHED_IDLE 任務(wù)，
         *所有這些都具有相同的重量。
         * /
        if ( sched_feat ( NORMALIZED_SLEEPER ) & & ( ! entity_is_task ( se ) | |
                 task_of ( se ) - >策略！= SCHED_IDLE ) )
            thresh = calc_delta_fair ( thresh , se ) ;

        / *
         *將睡眠時(shí)間的影響減半， 以允許
         * 為睡眠者帶來更溫和的效果：
         * /
        如果 （ sched_feat （ GENTLE_FAIR_SLEEPERS ））
            脫粒> > = 1 ;

        vruntime -= thresh;//對于睡眠進(jìn)程喚醒，給予vruntime補(bǔ)償
    }

    / *確保我們永遠(yuǎn)不會(huì)因?yàn)楸慌旁诤竺娑A得時(shí)間。 * /
    vruntime = max_vruntime(se->vruntime, vruntime);//避免通過睡眠來獲得運(yùn)行時(shí)間

    se - > vruntime = vruntime ;
}

當(dāng)initial=1時(shí)，新建進(jìn)程vruntime=cfs最小vruntime值+時(shí)間片，放入紅黑樹最右端。

當(dāng)initial=0時(shí)，表示喚醒進(jìn)程，vruntime要減去一個(gè)thresh.這個(gè)thresh由調(diào)度周期sysctl_sched_latency加權(quán)得到虛擬時(shí)間，這樣做可以對睡眠進(jìn)程做一個(gè)補(bǔ)償，喚醒時(shí)會(huì)得到一個(gè)較小的vruntime, 使它可以盡快搶占CPU(可以快速響應(yīng)I/O消耗型進(jìn)程)。

注意注釋/* ensure we never gain time by being placed backwards. */這個(gè)設(shè)計(jì)是為了給睡眠較長時(shí)間的進(jìn)程做時(shí)間補(bǔ)償?shù)模仁蛊淇梢钥焖贀屨迹直苊庖蛱〉膙runtime值而長期占用CPU。但有些進(jìn)程只是短時(shí)間睡眠，這樣喚醒時(shí)自身vruntime還是大于min_vruntime的，為了不讓進(jìn)程通過睡眠獲得額外運(yùn)行時(shí)間補(bǔ)償，最后vruntime取計(jì)算出的補(bǔ)償時(shí)間和進(jìn)程本身的vruntime較大者。從這可以看出，雖然CFS不再區(qū)分I/O消耗型，CPU消耗型進(jìn)程，但是CFS模型對IO消耗型天然的提供了快速的響應(yīng)。

5.7改變進(jìn)程優(yōu)先級(jí)，如何調(diào)整rbtree

Linux中改變進(jìn)程優(yōu)先級(jí)會(huì)調(diào)用底層的set_user_nice()。

void set_user_nice （ struct task_struct * p ，長nice ）
{
……
    dequeue_task(rq, p, 0); //把進(jìn)程從紅黑樹中取出
……
    p->static_prio = NICE_TO_PRIO(nice);//將nice(-20~19)值映射到100~139,0~99是實(shí)時(shí)進(jìn)程優(yōu)先級(jí)
    設(shè)置負(fù)載重量（ p ）；
……
    enqueue_task ( rq , p , 0 , false ) ;
}

set_user_nice把進(jìn)程從紅黑樹取出，調(diào)整優(yōu)先級(jí)(nice值對應(yīng)權(quán)重)，再重新加入紅黑樹。

set_load_weight()函數(shù)是設(shè)置nice值對應(yīng)的權(quán)重。

靜態(tài)無效set_load_weight （結(jié)構(gòu)task_struct * p ）
{
    如果 （ task_has_rt_policy （ p ）） {
        p- > se 。_負(fù)載。重量= 0 ；
        p- > se 。_負(fù)載。 inv_weight = WMULT_CONST ;
        返回；
    }

    / *
     * SCHED_IDLE 任務(wù)獲得最小權(quán)重：
     * /
    如果 （ p - >政策== SCHED_IDLE ）{ _
        p- > se 。_負(fù)載。重量= WEIGHT_IDLEPRIO ；
        p- > se 。_負(fù)載。 inv_weight = WMULT_IDLEPRIO ;
        返回；
    }

    p- > se 。_負(fù)載。權(quán)重= prio_to_weight [ p - > static_prio - MAX_RT_PRIO ] ;
    p- > se 。_負(fù)載。 inv_weight = prio_to_wmult [ p - > static_prio - MAX_RT_PRIO ] ;
}

數(shù)組prio_to_weight[]是將nice值(-20~19)轉(zhuǎn)化為以nici 0(1024)值為基準(zhǔn)的加權(quán)值,根據(jù)內(nèi)核注釋每一個(gè)nice差值，權(quán)重相差10%，即在負(fù)載一定的條件下，每增加或減少一個(gè)nice值，獲得的CPU時(shí)間相應(yīng)增加或減少10%。

靜態(tài)常量 int prio_to_weight [ 40 ] = {
 / * - 20 * / 88761 , 71755 , 56483 , 46273 , 36291 ,
 / * - 15 * / 29154 , 23254 , 18705 , 14949 , 11916 ,
 / * - 10 * / 9548、7620、6100、4904、3906 、_ _ _ _ _ _ _ _
 / * - 5 * / 3121 , 2501 , 1991 , 1586 , 1277 ,
 / * 0 * / 1024 , 820 , 655 , 526 , 423 ,
 / * 5 * / 335、272、215、172、137 、_ _ _ _ _ _ _ _
 / * 10 * / 110,87,70,56,45 , _ _ _ _ _ _ _ _
 / * 15 * / 36 , 29 , 23 , 18 , 15 ,
} ;

上面calc_delta_mine()函數(shù)用到這個(gè)數(shù)組加權(quán)值，這個(gè)轉(zhuǎn)化過程還沒弄明白，有明白的朋友，指點(diǎn)一二，不勝感激。

/ *
 * prio_to_weight [ ]數(shù)組的反( 2^32 / x )值，預(yù)先計(jì)算。
 *
 * 在重量不經(jīng)常變化的情況下，我們可以使用
 *預(yù)先計(jì)算逆數(shù)以通過轉(zhuǎn)動(dòng)除法來加速算術(shù)
 *轉(zhuǎn)化為乘法：
 * /
靜態(tài)常量u32 prio_to_wmult [ 40 ] = {
 / * - 20 * / 48388 , 59856 , 76040 , 92818 , 118348 ,
 / * - 15 * / 147320 , 184698 , 229616 , 287308 , 360437 ,
 / * - 10 * / 449829 , 563644 , 704093 , 875809 , 1099582 ,
 / * - 5 * / 1376151 , 1717300 , 2157191 , 2708050 , 3363326 ,
 / * 0 * / 4194304、5237765、6557202、8165337、10153587 、 _ _ _ _ _ _ _ _
 / * 5 * / 12820798、15790321、19976592、24970740、31350126 、_ _ _ _ _ _ _ _
 / * 10 * / 39045157、49367440、61356676、76695844、95443717 、 _ _ _ _ _ _ _ _
 / * 15 * / 119304647、148102320、186737708、238609294、286331153 、 _ _ _ _ _ _ _ _
} ;

最后，說下對CFS “完全公平” 的理解：

①不再區(qū)分進(jìn)程類型，所有進(jìn)程公平對待

②對I/O消耗型進(jìn)程，仍然會(huì)提供快速響應(yīng)(對睡眠進(jìn)程做時(shí)間補(bǔ)償)

③優(yōu)先級(jí)高的進(jìn)程，獲得CPU時(shí)間更多(vruntime增長的更慢)

可見CFS的完全公平，并不是說所有進(jìn)程絕對的平等，占用CPU時(shí)間完全相同，而是體現(xiàn)在vruntime數(shù)值上，所有進(jìn)程都用虛擬時(shí)間來度量，總是讓vruntime最小的進(jìn)程搶占，這樣看起來是完全公平的，但實(shí)際上vruntime的更新，增長速度，不同進(jìn)程是不盡一樣的。CFS利用這么個(gè)簡單的vruntime機(jī)制，實(shí)現(xiàn)了以往需要相當(dāng)復(fù)雜算法實(shí)現(xiàn)的進(jìn)度調(diào)度需求，高明！