帮帮我，linux2.6以后怎么从struct sk

1调度数据成员(1)volatilelongstates;表示进程的当前状态:TASK_RUNNING:正在运行或在就绪队列run-queue中准备运行的进程，实际参与进程调度。TASK_INTERRUPTIBLE:处于等待队列中的进程，待资源有效时唤醒，也可由其它进程通过信号(signal)或定时中断唤醒后进入就绪队列run-queue。TASK_UNINTERRUPTIBLE:处于等待队列中的进程，待资源有效时唤醒，不可由其它进程通过信号(signal)或定时中断唤醒。TASK_ZOMBIE:表示进程结束但尚未消亡的一种状态(僵死状态)。此时，进程已经结束运行且释放大部分资源，但尚未释放进程控制块。TASK_STOPPED:进程被暂停，通过其它进程的信号才能唤醒。导致这种状态的原因有二，或者是对收到SIGSTOP、SIGSTP、SIGTTIN或SIGTTOU信号的反应，或者是受其它进程的ptrace系统调用的控制而暂时将CPU交给控制进程。TASK_SWAPPING:进程页面被交换出内存的进程。(2)unsignedlongflags;进程标志:PF_ALIGNWARN打印“对齐”警告信息。PF_PTRACED被ptrace系统调用监控。PF_TRACESYS正在跟踪。PF_FORKNOEXEC进程刚创建，但还没执行。PF_SUPERPRIV超级用户特权。PF_DUMPCOREdumpedcore。PF_SIGNALED进程被信号(signal)杀出。PF_STARTING进程正被创建。PF_EXITING进程开始关闭。PF_USEDFPU该进程使用FPU(SMPonly)。PF_DTRACEdelayedtrace(usedonm68k)。(3)longpriority;进程优先级。Priority的值给出进程每次获取CPU后可使用的时间(按jiffies计)。优先级可通过系统调用sys_setpriorty改变(在kernel/sysc中)。(4)unsignedlongrt_priority;rt_priority给出实时进程的优先级，rt_priority+1000给出进程每次获取CPU后可使用的时间(同样按jiffies计)。实时进程的优先级可通过系统调用sys_sched_setscheduler()改变(见kernel/schedc)。(5)longcounter;在轮转法调度时表示进程当前还可运行多久。在进程开始运行是被赋为priority的值，以后每隔一个tick(时钟中断)递减1，减到0时引起新一轮调度。重新调度将从run_queue队列选出counter值最大的就绪进程并给予CPU使用权，因此counter起到了进程的动态优先级的作用(priority则是静态优先级)。(6)unsignedlongpolicy;该进程的进程调度策略，可以通过系统调用sys_sched_setscheduler()更改(见kernel/schedc)。调度策略有:SCHED_OTHER0非实时进程，基于优先权的轮转法(roundrobin)。SCHED_FIFO1实时进程，用先进先出算法。SCHED_RR2实时进程，用基于优先权的轮转法。2信号处理(1)unsignedlongsignal;进程接收到的信号。每位表示一种信号，共32种。置位有效。(2)unsignedlongblocked;进程所能接受信号的位掩码。置位表示屏蔽，复位表示不屏蔽。(3)structsignal_structsig;因为signal和blocked都是32位的变量，Linux最多只能接受32种信号。对每种信号，各进程可以由PCB的sig属性选择使用自定义的处理函数，或是系统的缺省处理函数。指派各种信息处理函数的结构定义在include/linux/schedh中。对信号的检查安排在系统调用结束后，以及“慢速型”中断服务程序结束后(IRQ#_interrupt()，参见9。5节“启动内核”)。3进程队列指针(1)structtask_structnext_task，prev_task;所有进程(以PCB的形式)组成一个双向链表。next_task和就是链表的前后指针。链表的头和尾都是init_task(即0号进程)。(2)structtask_structnext_run，prev_run;由正在运行或是可以运行的，其进程状态均为TASK_RUNNING的进程所组成的一个双向循环链表，即run_queue就绪队列。该链表的前后向指针用next_run和prev_run，链表的头和尾都是init_task(即0号进程)。(3)structtask_structp_opptr，p_pptr;和structtask_structp_cptr，p_ysptr，p_osptr;以上分别是指向原始父进程(originalparent)、父进程(parent)、子进程(youngestchild)及新老兄弟进程(youngersibling，oldersibling)的指针。4进程标识(1)unsignedshortuid，gid;uid和gid是运行进程的用户标识和用户组标识。(2)intgroups[NGROUPS];与多数现代UNIX *** 作系统一样，Linux允许进程同时拥有一组用户组号。在进程访问文件时，这些组号可用于合法性检查。(3)unsignedshorteuid，egid;euid和egid又称为有效的uid和gid。出于系统安全的权限的考虑，运行程序时要检查euid和egid的合法性。通常，uid等于euid，gid等于egid。有时候，系统会赋予一般用户暂时拥有root的uid和gid(作为用户进程的euid和egid)，以便于进行运作。(4)unsignedshortfsuid，fsgid;fsuid和fsgid称为文件系统的uid和gid，用于文件系统 *** 作时的合法性检查，是Linux独特的标识类型。它们一般分别和euid和egid一致，但在NFS文件系统中NFS服务器需要作为一个特殊的进程访问文件，这时只修改客户进程的fsuid和fsgid。(5)unsignedshortsuid，sgid;suid和sgid是根据POSIX标准引入的，在系统调用改变uid和gid时，用于保留真正的uid和gid。(6)intpid，pgrp，session;进程标识号、进程的组织号及session标识号，相关系统调用(见程序kernel/sysc)有sys_setpgid、sys_getpgid、sys_setpgrp、sys_getpgrp、sys_getsid及sys_setsid几种。(7)intleader;是否是session的主管，布尔量。5时间数据成员(1)unsignedlongtimeout;用于软件定时，指出进程间隔多久被重新唤醒。采用tick为单位。(2)unsignedlongit_real_value，it_real_iner;用于itimer(intervaltimer)软件定时。采用jiffies为单位，每个tick使it_real_value减到0时向进程发信号SIGALRM，并重新置初值。初值由it_real_incr保存。具体代码见kernel/itimerc中的函数it_real_fn()。(3)structtimer_listreal_timer;一种定时器结构(Linux共有两种定时器结构，另一种称作old_timer)。数据结构的定义在include/linux/timerh中，相关 *** 作函数见kernel/schedc中add_timer()和del_timer()等。(4)unsignedlongit_virt_value，it_virt_incr;关于进程用户态执行时间的itimer软件定时。采用jiffies为单位。进程在用户态运行时，每个tick使it_virt_value减1，减到0时向进程发信号SIGVTALRM，并重新置初值。初值由it_virt_incr保存。具体代码见kernel/schedc中的函数do_it_virt()。(5)unsignedlongit_prof_value，it_prof_incr;同样是itimer软件定时。采用jiffies为单位。不管进程在用户态或内核态运行，每个tick使it_prof_value减1，减到0时向进程发信号SIGPROF，并重新置初值。初值由it_prof_incr保存。具体代码见kernel/schedc中的函数do_it_prof。(6)longutime，stime，cutime，cstime，start_time;以上分别为进程在用户态的运行时间、进程在内核态的运行时间、所有层次子进程在用户态的运行时间总和、所有层次子进程在核心态的运行时间总和，以及创建该进程的时间。6信号量数据成员(1)structsem_undosemundo;进程每 *** 作一次信号量，都生成一个对此次 *** 作的undo *** 作，它由sem_undo结构描述。这些属于同一进程的undo *** 作组成的链表就由semundo属性指示。当进程异常终止时，系统会调用undo *** 作。sem_undo的成员semadj指向一个数据数组，表示各次undo的量。结构定义在include/linux/semh。(2)structsem_queuesemsleeping;每一信号量集合对应一个sem_queue等待队列(见include/linux/semh)。进程因 *** 作该信号量集合而阻塞时，它被挂到semsleeping指示的关于该信号量集合的sem_queue队列。反过来，semsleeping。sleeper指向该进程的PCB。7进程上下文环境(1)structdesc_structldt;进程关于CPU段式存储管理的局部描述符表的指针，用于仿真WINEWindows的程序。其他情况下取值NULL，进程的ldt就是arch/i386/trapsc定义的default_ldt。(2)structthread_structtss;任务状态段，其内容与INTELCPU的TSS对应，如各种通用寄存器CPU调度时，当前运行进程的TSS保存到PCB的tss，新选中进程的tss内容复制到CPU的TSS。结构定义在include/linux/tasksh中。(3)unsignedlongsaved_kernel_stack;为MS-DOS的仿真程序(或叫系统调用vm86)保存的堆栈指针。(4)unsignedlongkernel_stack_page;在内核态运行时，每个进程都有一个内核堆栈，其基地址就保存在kernel_stack_page中。8文件系统数据成员(1)structfs_structfs;fs保存了进程本身与VFS的关系消息，其中root指向根目录结点，pwd指向当前目录结点，umask给出新建文件的访问模式(可由系统调用umask更改)，count是Linux保留的属性，如下页图所示。结构定义在include/linux/schedh中。(2)structfiles_structfiles;files包含了进程当前所打开的文件(structfilefd[NR_OPEN])。在Linux中，一个进程最多只能同时打开NR_OPEN个文件。而且，前三项分别预先设置为标准输入、标准输出和出错消息输出文件。(3)intlink_count;文件链(link)的数目。9内存数据成员(1)structmm_structmm;在linux中，采用按需分页的策略解决进程的内存需求。task_struct的数据成员mm指向关于存储管理的mm_struct结构。其中包含了一个虚存队列mmap，指向由若干vm_area_struct描述的虚存块。同时，为了加快访问速度，mm中的mmap_avl维护了一个AVL树。在树中，所有的vm_area_struct虚存块均由左指针指向相邻的低虚存块，右指针指向相邻的高虚存块。结构定义在include/linux/schedh中。10页面管理(1)intswappable:1;进程占用的内存页面是否可换出。swappable为1表示可换出。对该标志的复位和置位均在do_fork()函数中执行(见kerenl/forkc)。(2)unsignedlongswap_address;虚存地址比swap_address低的进程页面，以前已经换出或已换出过，进程下一次可换出的页面自swap_address开始。参见swap_out_process()和swap_out_pmd()(见mm/vmscanc)。(3)unsignedlongmin_flt，maj_flt;该进程累计的minor缺页次数和major缺页次数。maj_flt基本与min_flt相同，但计数的范围比后者广(参见fs/bufferc和mm/page_allocc)。min_flt只在do_no_page()、do_wp_page()里(见mm/memoryc)计数新增的可以写 *** 作的页面。(4)unsignedlongnswap;该进程累计换出的页面数。(5)unsignedlongcmin_flt，cmaj_flt，cnswap;以本进程作为祖先的所有层次子进程的累计换入页面、换出页面计数。(6)unsignedlongold_maj_flt，dec_flt;(7)unsignedlongswap_cnt;下一次信号最多可换出的页数。11支持对称多处理器方式(SMP)时的数据成员(1)intprocessor;进程正在使用的CPU。(2)intlast_processor;进程最后一次使用的CPU。(3)intlock_depth;上下文切换时系统内核锁的深度。12其它数据成员(1)unsignedshortused_math;是否使用FPU。(2)charcomm[16];进程正在运行的可执行文件的文件名。(3)structrlimitrlim[RLIM_NLIMITS];结构rlimit用于资源管理，定义在linux/include/linux/resourceh中，成员共有两项:rlim_cur是资源的当前最大数目;rlim_max是资源可有的最大数目。在i386环境中，受控资源共有RLIM_NLIMITS项，即10项，定义在linux/include/asm/resourceh中，见下表:(4)interrno;最后一次出错的系统调用的错误号，0表示无错误。系统调用返回时，全程量也拥有该错误号。(5)longdebugreg[8];保存INTELCPU调试寄存器的值，在ptrace系统调用中使用。(6)structexec_domainexec_domain;Linux可以运行由80386平台其它UNIX *** 作系统生成的符合iBCS2标准的程序。关于此类程序与Linux程序差异的消息就由exec_domain结构保存。(7)unsignedlongpersonality;Linux可以运行由80386平台其它UNIX *** 作系统生成的符合iBCS2标准的程序。Personality进一步描述进程执行的程序属于何种UNIX平台的“个性”信息。通常有PER_Linux、PER_Linux_32BIT、PER_Linux_EM86、PER_SVR3、PER_SCOSVR3、PER_WYSEV386、PER_ISCR4、PER_BSD、PER_XENIX和PER_MASK等，参见include/linux/personalityh。(8)structlinux_binfmtbinfmt;指向进程所属的全局执行文件格式结构，共有a。out、script、elf和java等四种。结构定义在include/linux/binfmtsh中(core_dump、load_shlib(fd)、load_binary、use_count)。(9)intexit_code，exit_signal;引起进程退出的返回代码exit_code，引起错误的信号名exit_signal。(10)intdumpable:1;布尔量，表示出错时是否可以进行memorydump。(11)intdid_exec:1;按POSIX要求设计的布尔量，区分进程是正在执行老程序代码，还是在执行execve装入的新代码。(12)inttty_old_pgrp;进程显示终端所在的组标识。(13)structtty_structtty;指向进程所在的显示终端的信息。如果进程不需要显示终端，如0号进程，则该指针为空。结构定义在include/linux/ttyh中。(14)structwait_queuewait_chldexit;在进程结束时，或发出系统调用wait4后，为了等待子进程的结束，而将自己(父进程)睡眠在该队列上。结构定义在include/linux/waith中。13进程队列的全局变量(1)current;当前正在运行的进程的指针，在SMP中则指向CPU组中正被调度的CPU的当前进程:#definecurrent(0+current_set[smp_processor_id()])/schedh/structtask_structcurrent_set[NR_CPUS];(2)structtask_structinit_task;即0号进程的PCB，是进程的“根”，始终保持初值INIT_TASK。(3)structtask_structtask[NR_TASKS];进程队列数组，规定系统可同时运行的最大进程数(见kernel/schedc)。NR_TASKS定义在include/linux/tasksh中，值为512。每个进程占一个数组元素(元素的下标不一定就是进程的pid)，task[0]必须指向init_task(0号进程)。可以通过task[]数组遍历所有进程的PCB。但Linux也提供一个宏定义for_each_task()(见include/linux/schedh)，它通过next_task遍历所有进程的PCB:#definefor_each_task(p)\for(p=&init_task;(p=p->next_task)!=&init_task;)(4)unsignedlongvolatilejiffies;Linux的基准时间(见kernal/schedc)。系统初始化时清0，以后每隔10ms由时钟中断服务程序do_timer()增1。(5)intneed_resched;重新调度标志位(见kernal/schedc)。当需要Linux调度时置位。在系统调用返回前(或者其它情形下)，判断该标志是否置位。置位的话，马上调用schedule进行CPU调度。(6)unsignedlongintr_count;记录中断服务程序的嵌套层数(见kernal/softirqc)。正常运行时，intr_count为0。当处理硬件中断、执行任务队列中的任务或者执行bottomhalf队列中的任务时，intr_count非0。这时，内核禁止某些 *** 作，例如不允许重新调度。

1，SCHED_OTHER 分时调度策略，

2，SCHED_FIFO实时调度策略，先到先服务

3，SCHED_RR实时调度策略，时间片轮转

实时进程将得到优先调用，实时进程根据实时优先级决定调度权值，分时进程则通过nice和counter值决定权值，nice越小，counter越大，被调度的概率越大，也就是曾经使用了cpu最少的进程将会得到优先调度。

SHCED_RR和SCHED_FIFO的不同：

当采用SHCED_RR策略的进程的时间片用完，系统将重新分配时间片，并置于就绪队列尾。放在队列尾保证了所有具有相同优先级的RR任务的调度公平。

SCHED_FIFO一旦占用cpu则一直运行。一直运行直到有更高优先级任务到达或自己放弃。

如果有相同优先级的实时进程（根据优先级计算的调度权值是一样的）已经准备好，FIFO时必须等待该进程主动放弃后才可以运行这个优先级相同的任务。而RR可以让每个任务都执行一段时间。

相同点：

RR和FIFO都只用于实时任务。

创建时优先级大于0(1-99)。

按照可抢占优先级调度算法进行。

就绪态的实时任务立即抢占非实时任务。

所有任务都采用linux分时调度策略时。

1，创建任务指定采用分时调度策略，并指定优先级nice值(-20~19)。

2，将根据每个任务的nice值确定在cpu上的执行时间(counter)。

3，如果没有等待资源，则将该任务加入到就绪队列中。

4，调度程序遍历就绪队列中的任务，通过对每个任务动态优先级的计算(counter+20-nice)结果，选择计算结果最大的一个去运行，当这个时间片用完后(counter减至0)或者主动放弃cpu时，该任务将被放在就绪队列末尾(时间片用完)或等待队列(因等待资源而放弃cpu)中。

5，此时调度程序重复上面计算过程，转到第4步。

6，当调度程序发现所有就绪任务计算所得的权值都为不大于0时，重复第2步。

所有任务都采用FIFO时，

1，创建进程时指定采用FIFO，并设置实时优先级rt_priority(1-99)。

2，如果没有等待资源，则将该任务加入到就绪队列中。

3，调度程序遍历就绪队列，根据实时优先级计算调度权值(1000+rt_priority)，选择权值最高的任务使用cpu，该FIFO任务将一直占有cpu直到有优先级更高的任务就绪(即使优先级相同也不行)或者主动放弃(等待资源)。

4，调度程序发现有优先级更高的任务到达(高优先级任务可能被中断或定时器任务唤醒，再或被当前运行的任务唤醒，等等)，则调度程序立即在当前任务堆栈中保存当前cpu寄存器的所有数据，重新从高优先级任务的堆栈中加载寄存器数据到cpu，此时高优先级的任务开始运行。重复第3步。

5，如果当前任务因等待资源而主动放弃cpu使用权，则该任务将从就绪队列中删除，加入等待队列，此时重复第3步。

所有任务都采用RR调度策略时

1，创建任务时指定调度参数为RR，并设置任务的实时优先级和nice值(nice值将会转换为该任务的时间片的长度)。

2，如果没有等待资源，则将该任务加入到就绪队列中。

3，调度程序遍历就绪队列，根据实时优先级计算调度权值(1000+rt_priority)，选择权值最高的任务使用cpu。

4，如果就绪队列中的RR任务时间片为0，则会根据nice值设置该任务的时间片，同时将该任务放入就绪队列的末尾。重复步骤3。

5，当前任务由于等待资源而主动退出cpu，则其加入等待队列中。重复步骤3。

系统中既有分时调度，又有时间片轮转调度和先进先出调度

1，RR调度和FIFO调度的进程属于实时进程，以分时调度的进程是非实时进程。

2，当实时进程准备就绪后，如果当前cpu正在运行非实时进程，则实时进程立即抢占非实时进程。

3，RR进程和FIFO进程都采用实时优先级做为调度的权值标准，RR是FIFO的一个延伸。FIFO时，如果两个进程的优先级一样，则这两个优先级一样的进程具体执行哪一个是由其在队列中的未知决定的，这样导致一些不公正性(优先级是一样的，为什么要让你一直运行？)，如果将两个优先级一样的任务的调度策略都设为RR，则保证了这两个任务可以循环执行，保证了公平。 调度程序运行时，要在所有处于可运行状态的进程之中选择最值得运行的进程投入运行。选择进程的依据是什么呢？在每个进程的task_struct 结构中有这么四项：

policy， priority ， counter， rt_priority

这四项就是调度程序选择进程的依据其中，policy是进程的调度策略，用来区分两种进程-实时和普通；priority是进程(实时和普通)的优先级；counter 是进程剩余的时间片，它的大小完全由priority决定；rt_priority是实时优先级，这是实时进程所特有的，用于实时进程间的选择。

首先，Linux 根据policy从整体上区分实时进程和普通进程，因为实时进程和普通进程度调度是不同的，它们两者之间，实时进程应该先于普通进程而运行，然后，对于同一类型的不同进程，采用不同的标准来选择进程：

对于普通进程，Linux采用动态优先调度，选择进程的依据就是进程counter的大小。进程创建时，优先级priority被赋一个初值，一般为0～70之间的数字，这个数字同时也是计数器counter的初值，就是说进程创建时两者是相等的。字面上看，priority是“优先级”、counter是“计数器”的意思，然而实际上，它们表达的是同一个意思-进程的“时间片”。Priority代表分配给该进程的时间片，counter表示该进程剩余的时间片。在进程运行过程中，counter不断减少，而priority保持不变，以便在counter变为0的时候（该进程用完了所分配的时间片）对counter重新赋值。当一个普通进程的时间片用完以后，并不马上用priority对counter进行赋值，只有所有处于可运行状态的普通进程的时间片(p->；；counter==0)都用完了以后，才用priority对counter重新赋值，这个普通进程才有了再次被调度的机会。这说明，普通进程运行过程中，counter的减小给了其它进程得以运行的机会，直至counter减为0时才完全放弃对CPU的使用，这就相对于优先级在动态变化，所以称之为动态优先调度。至于时间片这个概念，和其他不同 *** 作系统一样的，Linux的时间单位也是“时钟滴答”，只是不同 *** 作系统对一个时钟滴答的定义不同而已（Linux为10ms）。进程的时间片就是指多少个时钟滴答，比如，若priority为20，则分配给该进程的时间片就为20个时钟滴答，也就是2010ms=200ms。Linux中某个进程的调度策略(policy)、优先级(priority)等可以作为参数由用户自己决定，具有相当的灵活性。内核创建新进程时分配给进程的时间片缺省为200ms(更准确的，应为210ms)，用户可以通过系统调用改变它。

对于实时进程，Linux采用了两种调度策略，即FIFO(先来先服务调度)和RR（时间片轮转调度）。因为实时进程具有一定程度的紧迫性，所以衡量一个实时进程是否应该运行，Linux采用了一个比较固定的标准。实时进程的counter只是用来表示该进程的剩余时间片，并不作为衡量它是否值得运行的标准，这和普通进程是有区别的。上面已经看到，每个进程有两个优先级，实时优先级就是用来衡量实时进程是否值得运行的。

这一切看来比较麻烦，但实际上Linux中的实现相当简单。Linux用函数goodness()来衡量一个处于可运行状态的进程值得运行的程度。该函数综合了上面提到的各个方面，给每个处于可运行状态的进程赋予一个权值(weight)，调度程序以这个权值作为选择进程的唯一依据。

Linux根据policy的值将进程总体上分为实时进程和普通进程，提供了三种调度算法：一种传统的Unix调度程序和两个由POSIX1b(原名为POSIX4) *** 作系统标准所规定的“实时”调度程序。但这种实时只是软实时，不满足诸如中断等待时间等硬实时要求，只是保证了当实时进程需要时一定只把CPU分配给实时进程。

非实时进程有两种优先级，一种是静态优先级，另一种是动态优先级。实时进程又增加了第三种优先级，实时优先级。优先级是一些简单的整数，为了决定应该允许哪一个进程使用CPU的资源，用优先级代表相对权值-优先级越高，它得到CPU时间的机会也就越大。

？ 静态优先级(priority)-不随时间而改变，只能由用户进行修改。它指明了在被迫和其他进程竞争CPU之前，该进程所应该被允许的时间片的最大值（但很可能的，在该时间片耗尽之前，进程就被迫交出了CPU）。

？ 动态优先级(counter)-只要进程拥有CPU，它就随着时间不断减小；当它小于0时，标记进程重新调度。它指明了在这个时间片中所剩余的时间量。

？ 实时优先级(rt_priority)-指明这个进程自动把CPU交给哪一个其他进程；较高权值的进程总是优先于较低权值的进程。如果一个进程不是实时进程，其优先级就是0，所以实时进程总是优先于非实时进程的（但实际上，实时进程也会主动放弃CPU）。

当policy分别为以下值时：

1) SCHED_OTHER：这是普通的用户进程，进程的缺省类型，采用动态优先调度策略，选择进程的依据主要是根据进程goodness值的大小。这种进程在运行时，可以被高goodness值的进程抢先。

2) SCHED_FIFO：这是一种实时进程，遵守POSIX1b标准的FIFO(先入先出)调度规则。它会一直运行，直到有一个进程因I/O阻塞，或者主动释放CPU，或者是CPU被另一个具有更高rt_priority的实时进程抢先。在Linux实现中，SCHED_FIFO进程仍然拥有时间片-只有当时间片用完时它们才被迫释放CPU。因此，如同POSIX1b一样，这样的进程就象没有时间片(不是采用分时)一样运行。Linux中进程仍然保持对其时间片的记录（不修改counter）主要是为了实现的方便，同时避免在调度代码的关键路径上出现条件判断语句 if (！(current->；；policy&；；SCHED_FIFO)){}-要知道，其他大量非FIFO进程都需要记录时间片，这种多余的检测只会浪费CPU资源。（一种优化措施，不该将执行时间占10%的代码的运行时间减少到50%；而是将执行时间占90%的代码的运行时间减少到95%。09+0105=095>；；01+0909=091）

3) SCHED_RR：这也是一种实时进程，遵守POSIX1b标准的RR(循环round-robin)调度规则。除了时间片有些不同外，这种策略与SCHED_FIFO类似。当SCHED_RR进程的时间片用完后，就被放到SCHED_FIFO和SCHED_RR队列的末尾。

只要系统中有一个实时进程在运行，则任何SCHED_OTHER进程都不能在任何CPU运行。每个实时进程有一个rt_priority，因此，可以按照rt_priority在所有SCHED_RR进程之间分配CPU。其作用与SCHED_OTHER进程的priority作用一样。只有root用户能够用系统调用sched_setscheduler，来改变当前进程的类型(sys_nice，sys_setpriority)。

此外，内核还定义了SCHED_YIELD，这并不是一种调度策略，而是截取调度策略的一个附加位。如同前面说明的一样，如果有其他进程需要CPU，它就提示调度程序释放CPU。特别要注意的就是这甚至会引起实时进程把CPU释放给非实时进程。 真正执行调度的函数是schedule(void)，它选择一个最合适的进程执行，并且真正进行上下文切换，使得选中的进程得以执行。而reschedule_idle(struct task_struct p)的作用是为进程选择一个合适的CPU来执行，如果它选中了某个CPU，则将该CPU上当前运行进程的need_resched标志置为1，然后向它发出一个重新调度的处理机间中断，使得选中的CPU能够在中断处理返回时执行schedule函数，真正调度进程p在CPU上执行。在schedule()和reschedule_idle()中调用了goodness()函数。goodness()函数用来衡量一个处于可运行状态的进程值得运行的程度。此外，在schedule()函数中还调用了schedule_tail()函数；在reschedule_idle()函数中还调用了reschedule_idle_slow()。这些函数的实现对理解SMP的调度非常重要，下面一一分析这些函数。先给出每个函数的主要流程图，然后给出源代码，并加注释。

goodness()函数分析

goodness()函数计算一个处于可运行状态的进程值得运行的程度。一个任务的goodness是以下因素的函数：正在运行的任务、想要运行的任务、当前的CPU。goodness返回下面两类值中的一个：1000以下或者1000以上。1000或者1000以上的值只能赋给“实时”进程，从0到999的值只能赋给普通进程。实际上，在单处理器情况下，普通进程的goodness值只使用这个范围底部的一部分，从0到41。在SMP情况下，SMP模式会优先照顾等待同一个处理器的进程。不过，不管是UP还是SMP，实时进程的goodness值的范围是从1001到1099。

goodness()函数其实是不会返回-1000的，也不会返回其他负值。由于idle进程的counter值为负，所以如果使用idle进程作为参数调用goodness，就会返回负值，但这是不会发生的。

goodness()是个简单的函数，但是它是linux调度程序不可缺少的部分。运行队列中的每个进程每次执行schedule时都要调度它，因此它的执行速度必须很快。

//在/kernel/schedc中

static inline int goodness(struct task_struct p， int this_cpu， struct mm_struct this_mm)

{ int weight；

if (p->；；policy ！= SCHED_OTHER) {/如果是实时进程，则/

weight = 1000 + p->；；rt_priority；

goto out；

}

/ 将counter的值赋给weight，这就给了进程一个大概的权值，counter中的值表示进程在一个时间片内，剩下要运行的时间/

weight = p->；；counter；

if (！weight) / weight==0，表示该进程的时间片已经用完，则直接转到标号out/

goto out；

#ifdef __SMP__

/在SMP情况下，如果进程将要运行的CPU与进程上次运行的CPU是一样的，则最有利，因此，假如进程上次运行的CPU与当前CPU一致的话，权值加上PROC_CHANGE_PENALTY，这个宏定义为20。/

if (p->；；processor == this_cpu)

weight += PROC_CHANGE_PENALTY；

#endif

if (p->；；mm == this_mm) /进程p与当前运行进程，是同一个进程的不同线程，或者是共享地址空间的不同进程，优先选择，权值加1/

weight += 1；

weight += p->；；priority； / 权值加上进程的优先级/

out：

return weight； / 返回值作为进程调度的唯一依据，谁的权值大，就调度谁运行/

}

schedule()函数分析

schedule()函数的作用是，选择一个合适的进程在CPU上执行，它仅仅根据'goodness'来工作。对于SMP情况，除了计算每个进程的加权平均运行时间外，其他与SMP相关的部分主要由goodness()函数来体现。

流程：

①将prev和next设置为schedule最感兴趣的两个进程：其中一个是在调用schedule时正在运行的进程(prev)，另外一个应该是接着就给予CPU的进程（next）。注意：prev和next可能是相同的-schedule可以重新调度已经获得cpu的进程

②中断处理程序运行“下半部分”

③内核实时系统部分的实现，循环调度程序（SCHED_RR）通过移动“耗尽的”RR进程-已经用完其时间片的进程-到队列末尾，这样具有相同优先级的其他RR进程就可以获得CPU了。同时，这补充了耗尽进程的时间片。

④由于代码的其他部分已经决定了进程必须被移进或移出TASK_RUNNING状态，所以会经常使用schedule，例如，如果进程正在等待的硬件条件已经发生，所以如果必要，这个switch会改变进程的状态。如果进程已经处于TASK_RUNNING状态，它就无需处理了。如果它是可以中断的（等待信号），并且信号已经到达了进程，就返回TASK_RUNNING状态。在所以其他情况下（例如，进程已经处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态了），应该从运行队列中将进程移走。

⑤将p初始化为运行队列的第一个任务；p会遍历队列中的所有任务。

⑥c记录了运行队列中所有进程最好的“goodness”-具有最好“goodness”的进程是最易获得CPU的进程。goodness的值越高越好。

⑦遍历执行任务链表，跟踪具有最好goodness的进程。

⑧这个循环中只考虑了唯一一个可以调度的进程。在SMP模式下，只有任务不在cpu上运行时，即can_schedule宏返回为真时，才会考虑该任务。在UP情况下，can_schedule宏返回恒为真

⑨如果循环结束后，得到c的值为0。说明运行队列中的所有进程的goodness值都为0。goodness的值为0，意味着进程已经用完它的时间片，或者它已经明确说明要释放CPU。在这种情况下，schedule要重新计算进程的counter；新counter的值是原来值的一半加上进程的静态优先级（priortiy），除非进程已经释放CPU，否则原来counter的值为0。因此，schedule通常只是把counter初始化为静态优先级。（中断处理程序和由另一个处理器引起的分支在schedule搜寻goodness最大值时都将增加此循环中的计数器，因此由于这个原因计数器可能不会为0。显然，这很罕见。）在counter的值计算完成后，重新开始执行这个循环，找具有最大goodness的任务。

⑩如果schedule已经选择了一个不同于前面正在执行的进程来调度，那么就必须挂起原来的进程并允许新的进程运行。这时调用switch_to来进行切换。

在前文中，我们分析了内核中进程和线程的统一结构体task_struct，并分析进程、线程的创建和派生的过程。在本文中，我们会对任务间调度进行详细剖析，了解其原理和整个执行过程。由此，进程、线程部分的大体框架就算是介绍完了。本节主要分为三个部分：Linux内核中常见的调度策略，调度的基本结构体以及调度发生的整个流程。下面将详细展开说明。

Linux 作为一个多任务 *** 作系统，将每个 CPU 的时间划分为很短的时间片，再通过调度器轮流分配给各个任务使用，因此造成多任务同时运行的错觉。为了维护 CPU 时间，Linux 通过事先定义的节拍率（内核中表示为 HZ），触发时间中断，并使用全局变量 Jiffies 记录了开机以来的节拍数。每发生一次时间中断，Jiffies 的值就加 1。节拍率 HZ 是内核的可配选项，可以设置为 100、250、1000 等。不同的系统可能设置不同的数值，可以通过查询 /boot/config 内核选项来查看它的配置值。

Linux的调度策略主要分为实时任务和普通任务。实时任务需求尽快返回结果，而普通任务则没有较高的要求。在前文中我们提到了task_struct中调度策略相应的变量为policy，调度优先级有prio, static_prio, normal_prio, rt_priority几个。优先级其实就是一个数值，对于实时进程来说，优先级的范围是 0 99；对于普通进程，优先级的范围是 100 139。数值越小，优先级越高。

实时调度策略主要包括以下几种

普通调度策略主要包括以下几种：

首先，我们需要一个结构体去执行调度策略，即sched_class。该类有几种实现方式

普通任务调度实体源码如下，这里面包含了 vruntime 和权重 load_weight，以及对于运行时间的统计。

在调度时，多个任务调度实体会首先区分是实时任务还是普通任务，然后通过以时间为顺序的红黑树结构组合起来，vruntime 最小的在树的左侧，vruntime最多的在树的右侧。以CFS策略为例，则会选择红黑树最左边的叶子节点作为下一个将获得 CPU 的任务。而这颗红黑树，我们称之为运行时队列（run queue），即struct rq。

其中包含结构体cfs_rq，其定义如下，主要是CFS调度相关的结构体，主要有权值相关变量、vruntime相关变量以及红黑树指针，其中结构体rb_root_cached即为红黑树的节点

对结构体dl_rq有类似的定义，运行队列由红黑树结构体构成，并按照deadline策略进行管理

对于实施队列相应的rt_rq则有所不同，并没有用红黑树实现。

下面再看看调度类sched_class，该类以函数指针的形式定义了诸多队列 *** 作，如

调度类分为下面几种：

队列 *** 作中函数指针指向不同策略队列的实际执行函数函数，在linux/kernel/sched/目录下，fairc、idlec、rtc等文件对不同类型的策略实现了不同的函数，如fairc中定义了

以选择下一个任务为例，CFS对应的是pick_next_task_fair，而rt_rq对应的则是pick_next_task_rt，等等。

由此，我们来总结一下：

有了上述的基本策略和基本调度结构体，我们可以形成大致的骨架，下面就是需要核心的调度流程将其拼凑成一个整体，实现调度系统。调度分为两种，主动调度和抢占式调度。

说到调用，逃不过核心函数schedule()。其中sched_submit_work()函数完成当前任务的收尾工作，以避免出现如死锁或者IO中断等情况。之后首先禁止抢占式调度的发生，然后调用__schedule()函数完成调度，之后重新打开抢占式调度，如果需要重新调度则会一直重复该过程，否则结束函数。

而__schedule()函数则是实际的核心调度函数，该函数主要 *** 作包括选取下一进程和进行上下文切换，而上下文切换又包括用户态空间切换和内核态的切换。具体的解释可以参照英文源码注释以及中文对各个步骤的注释。

其中核心函数是获取下一个任务的pick_next_task()以及上下文切换的context_switch()，下面详细展开剖析。首先看看pick_next_task()，该函数会根据调度策略分类，调用该类对应的调度函数选择下一个任务实体。根据前文分析我们知道，最终是在不同的红黑树上选择最左节点作为下一个任务实体并返回。

下面来看看上下文切换。上下文切换主要干两件事情，一是切换任务空间，也即虚拟内存；二是切换寄存器和 CPU 上下文。关于任务空间的切换放在内存部分的文章中详细介绍，这里先按下不表，通过任务空间切换实际完成了用户态的上下文切换工作。下面我们重点看一下内核态切换，即寄存器和CPU上下文的切换。

switch_to()就是寄存器和栈的切换，它调用到了 __switch_to_asm。这是一段汇编代码，主要用于栈的切换， 其中32位使用esp作为栈顶指针，64位使用rsp，其他部分代码一致。通过该段汇编代码我们完成了栈顶指针的切换，并调用__switch_to完成最终TSS的切换。注意switch_to中其实是有三个变量，分别是prev, next, last，而实际在使用时，我们会对last也赋值为prev。这里的设计意图需要结合一个例子来说明。假设有ABC三个任务，从A调度到B，B到C，最后C回到A，我们假设仅保存prev和next，则流程如下

最终调用__switch_to()函数。该函数中涉及到一个结构体TSS(Task State Segment)，该结构体存放了所有的寄存器。另外还有一个特殊的寄存器TR（Task Register）会指向TSS，我们通过更改TR的值，会触发硬件保存CPU所有寄存器在当前TSS，并从新的TSS读取寄存器的值加载入CPU，从而完成一次硬中断带来的上下文切换工作。系统初始化的时候，会调用 cpu_init()给每一个 CPU 关联一个 TSS，然后将 TR 指向这个 TSS，然后在 *** 作系统的运行过程中，TR 就不切换了，永远指向这个 TSS。当修改TR的值得时候，则为任务调度。

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在完成了switch_to()的内核态切换后，还有一个重要的函数finish_task_switch()负责善后清理工作。在前面介绍switch_to三个参数的时候我们已经说明了使用last的重要性。而这里为何让prev和last均赋值为prev，是因为prev在后面没有需要用到，所以节省了一个指针空间来存储last。

至此，我们完成了内核态的切换工作，也完成了整个主动调度的过程。

抢占式调度通常发生在两种情况下。一种是某任务执行时间过长，另一种是当某任务被唤醒的时候。首先看看任务执行时间过长的情况。

该情况需要衡量一个任务的执行时间长短，执行时间过长则发起抢占。在计算机里面有一个时钟，会过一段时间触发一次时钟中断，通知 *** 作系统时间又过去一个时钟周期，通过这种方式可以查看是否是需要抢占的时间点。

时钟中断处理函数会调用scheduler_tick()。该函数首先取出当前CPU，并由此获取对应的运行队列rq和当前任务curr。接着调用该任务的调度类sched_class对应的task_tick()函数进行时间事件处理。

以普通任务队列为例，对应的调度类为fair_sched_class，对应的时钟处理函数为task_tick_fair()，该函数会获取当前的调度实体和运行队列，并调用entity_tick()函数更新时间。

在entity_tick()中，首先会调用update_curr()更新当前任务的vruntime，然后调用check_preempt_tick()检测现在是否可以发起抢占。

check_preempt_tick() 先是调用 sched_slice() 函数计算出一个调度周期中该任务运行的实际时间 ideal_runtime。sum_exec_runtime 指任务总共执行的实际时间，prev_sum_exec_runtime 指上次该进程被调度时已经占用的实际时间，所以 sum_exec_runtime - prev_sum_exec_runtime 就是这次调度占用实际时间。如果这个时间大于 ideal_runtime，则应该被抢占了。除了这个条件之外，还会通过 __pick_first_entity 取出红黑树中最小的进程。如果当前进程的 vruntime 大于红黑树中最小的进程的 vruntime，且差值大于 ideal_runtime，也应该被抢占了。

如果确认需要被抢占，则会调用resched_curr()函数，该函数会调用set_tsk_need_resched()标记该任务为_TIF_NEED_RESCHED，即该任务应该被抢占。

某些任务会因为中断而唤醒，如当 I/O 到来的时候，I/O进程往往会被唤醒。在这种时候，如果被唤醒的任务优先级高于 CPU 上的当前任务，就会触发抢占。try_to_wake_up() 调用 ttwu_queue() 将这个唤醒的任务添加到队列当中。ttwu_queue() 再调用 ttwu_do_activate() 激活这个任务。ttwu_do_activate() 调用 ttwu_do_wakeup()。这里面调用了 check_preempt_curr() 检查是否应该发生抢占。如果应该发生抢占，也不是直接踢走当前进程，而是将当前进程标记为应该被抢占。

由前面的分析，我们知道了不论是是当前任务执行时间过长还是新任务唤醒，我们均会对现在的任务标记位_TIF_NEED_RESCUED，下面分析实际抢占的发生。真正的抢占还需要一个特定的时机让正在运行中的进程有机会调用一下 __schedule()函数，发起真正的调度。

实际上会调用__schedule()函数共有以下几个时机

从系统调用返回用户态：以64位为例，系统调用的链路为do_syscall_64->syscall_return_slowpath->prepare_exit_to_usermode->exit_to_usermode_loop。在exit_to_usermode_loop中，会检测是否为_TIF_NEED_RESCHED，如果是则调用__schedule()

内核态启动：内核态的执行中，被抢占的时机一般发生在 preempt_enable() 中。在内核态的执行中，有的 *** 作是不能被中断的，所以在进行这些 *** 作之前，总是先调用 preempt_disable() 关闭抢占，当再次打开的时候，就是一次内核态代码被抢占的机会。preempt_enable() 会调用 preempt_count_dec_and_test()，判断 preempt_count 和 TIF_NEED_RESCHED 是否可以被抢占。如果可以，就调用 preempt_schedule->preempt_schedule_common->__schedule 进行调度。

   本文分析了任务调度的策略、结构体以及整个调度流程，其中关于内存上下文切换的部分尚未详细叙述，留待内存部分展开剖析。

1、调度相关结构体及函数实现

2、schedule核心函数

前三个和最后一个是两个类型。前三个主要是Linux用来创建新的进程（线程）而设计的，exec()系列函数则是用来用指定的程序替换当前进程的所有内容。所以exec()系列函数经常在前三个函数使用之后调用，来创建一个全新的程序运行环境。Linux用init进程启动其他进程的过程一般都是这样的。

下面说fork、vfork和clone三个函数。这三个函数分别调用了sys_fork、sys_vfork、sys_clone，最终都调用了do_fork函数，差别在于参数的传递和一些基本的准备工作不同。可见这三者最终达到的最本质的目的都是创建一个新的进程。在这里需要明确一下，Linux内核中没有独立的“线程”结构，Linux的线程就是轻量级进程，换言之基本控制结构和Linux的进程是一样的（都是通过struct task_struct管理）。

fork是最简单的调用，不需要任何参数，仅仅是在创建一个子进程并为其创建一个独立于父进程的空间。fork使用COW（写时拷贝）机制，并且COW了父进程的栈空间。

vfork是一个过时的应用，vfork也是创建一个子进程，但是子进程共享父进程的空间。在vfork创建子进程之后，父进程阻塞，直到子进程执行了exec()或者exit()。vfork最初是因为fork没有实现COW机制，而很多情况下fork之后会紧接着exec，而exec的执行相当于之前fork复制的空间全部变成了无用功，所以设计了vfork。而现在fork使用了COW机制，唯一的代价仅仅是复制父进程页表的代价，所以vfork不应该出现在新的代码之中。在Linux的manpage中队vfork有这样一段话：It is rather unfortunate that Linux revived this specter from the past The BSD man page states: "This system call will be eliminated when proper system sharing mechanisms are implemented Users should not depend on the memory sharing semantics of vfork() as it will, in that case, be made synonymous to fork(2)"

clone是Linux为创建线程设计的（虽然也可以用clone创建进程）。所以可以说clone是fork的升级版本，不仅可以创建进程或者线程，还可以指定创建新的命名空间（namespace）、有选择的继承父进程的内存、甚至可以将创建出来的进程变成父进程的兄弟进程等等。clone和fork的调用方式也很不相同，clone调用需要传入一个函数，该函数在子进程中执行。此外，clone和fork最大不同在于clone不再复制父进程的栈空间，而是自己创建一个新的。

关于Linux命令的介绍，看看《linux就该这么学》，具体关于这一章地址3w(dot)linuxprobe/chapter-02(dot)html

在linux *** 作系统内核实现里经常使用的红黑树如下：

二叉树，按中序遍历后为一递增数组，自平衡意味着树的高度有一个上限，对于红黑树，其为2log(n+1)，所以时间复杂度为最差为Olog(n)。

赋予二叉搜索树自平衡特性的方法有多种，红黑树通过一下4条约束实现自平衡:

Every node is either red or black

All NIL nodes (figure 1) are considered black

A red node does not have a red child

Every path from a given node to any of its descendant NIL nodes goes through the same number of black nodes

其中根节点为黑色。

红黑树的搜索与二叉搜索树无异，但是插入和删除可能会违背上述四条原则。需要用到左旋右旋 *** 作。左旋右旋上图，可以看到左旋右旋本身不改变二叉搜索树的特性，旋转后必要时改变节点的颜色可消除插入或者删除带来的红冲突和黑冲突，有时红黑树的重新平衡需要迭代进行。

红黑树比较适合的应用场景:

需要动态插入、删除、查找的场景，包括但不限于：

某些数据库的增删改查，比如select from xxx where 这类条件检索。

linux内核中进程通过红黑树组织管理，便于快速插入、删除、查找进程的task_struct。

linux内存中内存的管理：分配和回收。用红黑树组织已经分配的内存块，当应用程序调用free释放内存的时候，可以根据内存地址在红黑树中快速找到目标内存块。

hashmap中(key,value)增、删、改查的实现；java 8就采用了RBTree替代链表。

Ext3文件系统，通过红黑树组织目录项。

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