进程调度决定了哪个进程将被执行以及执行的时间，操作系统通过合理的进程调度实现资源的最大化利用。
在单片机上，常见的方式是系统初始化后进入 while(1){} 循环。当然，单片机也可以运行类似 FreeRTOS 的系统，从而实现进程切换。
在带有操作系统的 CPU 上运行的逻辑是允许多个进程（实际上是程序）“同时”运行。例如，你可以同时操作鼠标、播放音乐、进行文字编辑等。宏观上，这些任务看似并行执行，但实际上 CPU 是在不断调度每个进程，使每个进程都能得到响应，同时兼顾不同场景下的响应效率（进程的执行时间）。
进程调度器的任务是合理分配 CPU 时间给运行中的进程，创造一种所有进程并行运行的假象。这对调度器提出了要求：
调度器分配的 CPU 时间不能过长，否则会导致其他程序响应延迟，难以保证公平性。调度器分配的时间也不能过短，因为每次调度都会导致上下文切换，这种切换开销很大。调度器的任务具体包括：
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1、分配时间给进程；2、上下文切换。因此，调度器的任务可以明确表述为：在恰当的时刻，按照合理的调度算法，选择进程，让进程运行到它应有的时间，并切换两个进程的上下文。
I/O 消耗型和 CPU 消耗型：如果运行的进程大部分时间用于进行 I/O 请求或等待，这类进程被称为 I/O 消耗型，例如键盘操作。这种类型的进程通常处于可运行状态，但实际运行时间很短，大部分时间处于阻塞（睡眠）状态。
如果进程的大部分时间都在使用 CPU 进行运算，这类进程被称为 CPU 消耗型，例如使用 Matlab 进行大型运算。这类进程没有太多的 I/O 需求，从系统响应的角度来看，调度器不应频繁调度它们。对于 CPU 消耗型进程，调度策略通常是降低它们的执行频率，延长运行时间。
Linux 系统为了提升响应速度，倾向于优先调度 I/O 消耗型进程。
1、进程优先级调度算法中，基本的算法是根据进程的优先级来调度进程，例如 FreeRTOS 通过任务的优先级来进行进程抢占。
普通进程：在 Linux 中，普通进程的优先级通过称为 nice 值的参数来描述。nice 值的范围是 [-20, 19]，默认值为 0；nice 值越低，代表优先级越高，反之，nice 值越高，优先级越低。优先级较高的普通进程在短时间内有更多的执行时间（注意，这里所说的“更多执行时间”是指在一小段观察时间内，每个可执行的进程都执行一遍的情况）。可以通过 ps -el 命令查看系统中进程的列表。实时进程：实时优先级是可配置的，默认范围是 0~99，与 nice 值相反，实时优先级数值越高，优先级越高。任何实时进程的优先级都高于普通进程的优先级。总结：实时进程优先级：数值越高，优先级越大；普通进程优先级：nice 值越高，优先级越低；任何实时进程的优先级高于普通进程。
Linux 调度算法：Linux 中有一个总的调度结构，称为调度器类（scheduler class），它允许不同的可动态添加的调度算法并存。总调度器根据调度器类的优先顺序依次调度调度器类中的进程。选择了调度器类后，再在这个调度器类中使用其调度算法（调度策略）进行内部调度。
调度器的优先级顺序为：
Scheduling Class 的优先级顺序为 Stop_task > Real_Time > Fair > Idle_Task。开发者可以根据自己的设计需求，将所属的 Task 配置到不同的 Scheduling Class 中。其中，Real_time 和 Fair 是最常用的，下面主要讨论这两类。
1、Fair 调度使用的是 CFS 的调度算法，即完全公平调度器：对于一个普通进程，CFS 调度器调度它执行（SCHED_NORMAL），需要考虑两个方面：
如何选择哪一个进程进入运行状态？—— 在 CFS 中，每个进程被分配了一个虚拟时钟 vruntime（virtual runtime），这个变量并非直接等于其绝对运行时间，而是根据运行时间放大或缩小一个比例。CFS 使用这个 vruntime 来代表一个进程的运行时间。如果一个进程得以执行，那么它的 vruntime 将不断增大，直到它停止执行。未执行的进程的 vruntime 不变。调度器为了体现绝对的完全公平的调度原则，总是选择 vruntime 最小的进程，让其投入执行。它们被维护在一个以 vruntime 为顺序的红黑树 rbtree 中，每次从中取出 vruntime 最小的进程来投入运行。实际运行时间到 vruntime 的计算公式为：
vruntime = 实际运行时间 * 1024 / 进程权重
这里的 1024 代表 nice 值为 0 的进程权重。所有的进程都以 nice 为 0 的权重 1024 作为基准，计算自己的 vruntime。上面两个公式可以得出，尽管进程的权重不同，但它们的 vruntime 增长速度应该是相同的，与权重无关。由于所有进程的 vruntime 增长速度宏观上看应该是同时推进的，因此可以用 vruntime 来选择运行的进程。vruntime 值较小就说明它以前占用 CPU 的时间较短，受到了“不公平”对待，因此下一个运行的进程就是它。这样既能公平选择进程，又能保证高优先级进程获得较多的运行时间，这就是 CFS 的主要思想。
选择的进程进行运行后，它运行多久？进程运行的时间是根据进程的权重进行分配。
分配给进程的运行时间 = 调度周期 *（进程权重 / 所有进程权重之和）
CFS 调度器实体结构作为一个名为 se 的 sched_entity 结构，嵌入到进程描述符 struct task_struct 中。
struct sched_entity { struct load_weight load; /* for load-balancing */ struct rb_node run_node; struct list_head group_node; unsigned int on_rq; u64 exec_start; u64 sum_exec_runtime; u64 vruntime; u64 prev_sum_exec_runtime; u64 nr_migrations; #ifdef CONFIG_SCHEDSTATS struct sched_statistics statistics; #endif #ifdef CONFIG_FAIR_GROUP_SCHED struct sched_entity *parent; /* rq on which this entity is (to be) queued: */ struct cfs_rq *cfs_rq; /* rq "owned" by this entity/group: */ struct cfs_rq *my_q; #endif};
2、实时调度策略：对于实时调度策略，分为两种：
SCHED_FIFO 和 SCHED_RR
这两种进程的优先级都比任何普通进程的优先级高（SCHED_NORMAL），都会比它们更先得到调度。
SCHED_FIFO：一个这种类型的进程处于可执行状态时，就会一直执行，直到它自己被阻塞或主动放弃 CPU；它不基于时间片，可以一直执行下去，只有更高优先级的 SCHED_FIFO 或 SCHED_RR 才能抢占它的任务。如果有两个同样优先级的 SCHED_FIFO 任务，它们会轮流执行，其他低优先级的只有等它们变为不可执行状态，才有机会执行。SCHED_RR：与 SCHED_FIFO 大致相同，只是 SCHED_RR 级的进程在耗尽其时间片后，不能再执行，需要接受 CPU 的调度。当 SCHED_RR 耗尽时间片后，同一优先级的其他实时进程被轮流调度。上述两种实时算法都是静态的优先级。内核不为实时优先级的进程计算动态优先级，保证给定优先级的实时进程总能够抢占比它优先级低的进程。
Linux 调度时机：1、进程切换：从进程的角度看，CPU 是共享资源，由所有进程按特定的策略轮番使用。一个进程离开 CPU、另一个进程占据 CPU 的过程，称为进程切换（process switch）。进程切换是在内核中通过调用 schedule() 完成的。
发生进程切换的场景有以下三种：
1、进程运行不下去了：比如因为要等待 I/O 完成，或者等待某个资源、某个事件，典型的内核代码如下：
// 把进程放进等待队列，把进程状态置为 TASK_UNINTERRUPTIBLEprepare_to_wait(waitq, wait, TASK_UNINTERRUPTIBLE);// 切换进程schedule();
2、进程还在运行，但内核不让它继续使用 CPU 了：比如进程的时间片用完了，或者优先级更高的进程来了，所以该进程必须把 CPU 的使用权交出来。3、进程还可以运行，但它自己的算法决定主动交出 CPU 给别的进程：用户程序可以通过系统调用 sched_yield() 来交出 CPU，内核则可以通过函数 cond_resched() 或 yield() 来做到。进程切换分为自愿切换（Voluntary）和强制切换（Involuntary），以上场景 1 属于自愿切换，场景 2 和 3 属于强制切换。自愿切换发生时，进程不再处于运行状态，比如由于等待 I/O 而阻塞（TASK_UNINTERRUPTIBLE），或者因等待资源和特定事件而休眠（TASK_INTERRUPTIBLE），又或者被 debug/trace 设置为 TASK_STOPPED/TASK_TRACED 状态；强制切换发生时，进程仍然处于运行状态（TASK_RUNNING），通常是由于被优先级更高的进程抢占（preempt），或者进程的时间片用完了。注意：进程可以通过调用 sched_yield() 主动交出 CPU，这不是自愿切换，而是属于强制切换，因为进程仍然处于运行状态。有时候内核代码会在耗时较长的循环体内通过调用 cond_resched() 或 yield()，主动让出 CPU，以免 CPU 被内核代码占据太久，给其它进程运行机会。这也属于强制切换，因为进程仍然处于运行状态。
进程自愿切换（Voluntary）和强制切换（Involuntary）的次数被统计在 /proc//status 中，其中 voluntary_ctxt_switches 表示自愿切换的次数，nonvoluntary_ctxt_switches 表示强制切换的次数，两者都是自进程启动以来的累计值。
也可以用 pidstat -w 命令查看进程切换的每秒统计值：
pidstat -w 1Linux 3.10.0-229.14.1.el7.x86_64 (bj71s060) 02/01/2018 _x86_64_ (2 CPU)12:05:20 PM UID PID cswch/s nvcswch/s Command12:05:21 PM 0 1299 0.94 0.00 httpd12:05:21 PM 0 27687 0.94 0.00 pidstat
自愿切换和强制切换的统计值在实践中有什么意义呢？大致而言，如果一个进程的自愿切换占多数，意味着它对 CPU 资源的需求不高。如果一个进程的强制切换占多数，意味着对它来说 CPU 资源可能是个瓶颈，这里需要排除进程频繁调用 sched_yield() 导致强制切换的情况。
2、调度时机：自愿切换意味着进程需要等待某种资源，强制切换则与抢占（Preemption）有关。
抢占（Preemption）是指内核强行切换正在 CPU 上运行的进程，在抢占的过程中并不需要得到进程的配合，在随后的某个时刻被抢占的进程还可以恢复运行。发生抢占的原因主要有：进程的时间片用完了，或者优先级更高的进程来争夺 CPU 了。
抢占的过程分两步，第一步触发抢占，第二步执行抢占，这两步中间不一定是连续的，有些特殊情况下甚至会间隔相当长的时间：
触发抢占：给正在 CPU 上运行的当前进程设置一个请求重新调度的标志（TIF_NEED_RESCHED），仅此而已，此时进程并没有切换。执行抢占：在随后的某个时刻，内核会检查 TIF_NEED_RESCHED 标志并调用 schedule() 执行抢占。抢占只在某些特定的时机发生，这是内核的代码决定的。
3、触发抢占的时机：每个进程都包含一个 TIF_NEED_RESCHED 标志，内核根据这个标志判断该进程是否应该被抢占，设置 TIF_NEED_RESCHED 标志就意味着触发抢占。
直接设置 TIF_NEED_RESCHED 标志的函数是 set_tsk_need_resched()；触发抢占的函数是 resched_task()。
TIF_NEED_RESCHED 标志什么时候被设置呢？在以下时刻：
周期性的时钟中断：时钟中断处理函数会调用 scheduler_tick()，这是调度器核心层（scheduler core）的函数，它通过调度类（scheduling class）的 task_tick 方法检查进程的时间片是否耗尽，如果耗尽则触发抢占：
/* * This function gets called by the timer code, with HZ frequency. * We call it with interrupts disabled. */void scheduler_tick(void) { ... curr->sched_class->task_tick(rq, curr, 0); ...}
唤醒进程的时候：当进程被唤醒的时候，如果优先级高于 CPU 上的当前进程，就会触发抢占。相应的内核代码中，try_to_wake_up() 最终通过 check_preempt_curr() 检查是否触发抢占。新进程创建的时候：如果新进程的优先级高于 CPU 上的当前进程，会触发抢占。相应的调度器核心层代码是 sched_fork()，它再通过调度类的 task_fork 方法触发抢占：
int sched_fork(unsigned long clone_flags, struct task_struct *p) { ... if (p->sched_class->task_fork) p->sched_class->task_fork(p); ...}
进程修改 nice 值的时候：如果进程修改 nice 值导致优先级高于 CPU 上的当前进程，也会触发抢占。内核代码参见 set_user_nice()。进行负载均衡的时候：在多 CPU 的系统上，进程调度器尽量使各个 CPU 之间的负载保持均衡，而负载均衡操作可能会需要触发抢占。不同的调度类有不同的负载均衡算法，涉及的核心代码也不一样，比如 CFS 类在 load_balance() 中触发抢占：
load_balance() { ... move_tasks(); ... resched_cpu(); ...}
RT 类的负载均衡基于 overload，如果当前运行队列中的 RT 进程超过一个，就调用 push_rt_task() 把进程推给别的 CPU，在这里会触发抢占。
4、执行抢占的时机：触发抢占通过设置进程的 TIF_NEED_RESCHED 标志告诉调度器需要进行抢占操作了，但是真正执行抢占还要等内核代码发现这个标志才行，而内核代码只在设定的几个点上检查 TIF_NEED_RESCHED 标志，这也就是执行抢占的时机。
抢占如果发生在进程处于用户态的时候，称为 User Preemption（用户态抢占）；如果发生在进程处于内核态的时候，则称为 Kernel Preemption（内核态抢占）。
执行 User Preemption（用户态抢占）的时机：
从系统调用（syscall）返回用户态时；
源文件：arch/x86/kernel/entry_64.Ssysret_careful: bt $TIF_NEED_RESCHED,%edx jnc sysret_signal TRACE_IRQS_ON ENABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE) pushq_cfi %rdi call schedule popq_cfi %rdi jmp sysret_check
从中断返回用户态时：
retint_careful: CFI_RESTORE_STATE bt $TIF_NEED_RESCHED,%edx jnc retint_signal TRACE_IRQS_ON ENABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE) pushq_cfi %rdi call schedule popq_cfi %rdi GET_THREAD_INFO(%rcx) DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_NONE) TRACE_IRQS_OFF jmp retint_check
执行 Kernel Preemption（内核态抢占）的时机：Linux 在 2.6 版本之后就支持内核抢占了，但是请注意，具体取决于内核编译时的选项：CONFIG_PREEMPT_NONE=y 不允许内核抢占。这是 SLES 的默认选项。CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y 在一些耗时较长的内核代码中主动调用 cond_resched() 让出 CPU。这是 RHEL 的默认选项。CONFIG_PREEMPT=y 允许完全内核抢占。在 CONFIG_PREEMPT=y 的前提下，内核态抢占的时机是：
1、中断处理程序返回内核空间之前会检查 TIF_NEED_RESCHED 标志，如果置位则调用 preempt_schedule_irq() 执行抢占。preempt_schedule_irq() 是对 schedule() 的包装。
#ifdef CONFIG_PREEMPT /* Returning to kernel space. Check if we need preemption */ /* rcx: threadinfo. interrupts off. */ENTRY(retint_kernel) cmpl $0,TI_preempt_count(%rcx) jnz retint_restore_args bt $TIF_NEED_RESCHED,TI_flags(%rcx) jnc retint_restore_args bt $9,EFLAGS-ARGOFFSET(%rsp) /* interrupts off? */ jnc retint_restore_args call preempt_schedule_irq jmp exit_intr#endif
2、当内核从 non-preemptible（禁止抢占）状态变成 preemptible（允许抢占）的时候；在 preempt_enable() 中，会最终调用 preempt_schedule 来执行抢占。preempt_schedule() 是对 schedule() 的包装。
文章参考：https://www.php.cn/link/a522566787b294b2e70ea3d6b8a393d6
以上就是Linux进程调度学习！的详细内容，更多请关注创想鸟其它相关文章！
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