调度器简介，以及Linux的调度策略

进程是操作系统虚拟出来的概念，用来组织计算机中的任务。但随着进程被赋予越来越多的任务，进程好像有了真实的生命，它从诞生就随着CPU时间执行，直到最终消失。不过，进程的生命都得到了操作系统内核的关照。就好像疲于照顾几个孩子的母亲内核必须做出决定，如何在进程间分配有限的计算资源，最终让用户获得最佳的使用体验。内核中安排进程执行的模块称为调度器（scheduler）。这里将介绍调度器的工作方式。

进程状态

调度器可以切换进程状态（process state）。一个Linux进程从被创建到死亡，可能会经过很多种状态，比如执行、暂停、可中断睡眠、不可中断睡眠、退出等。我们可以把Linux下繁多的进程状态，归纳为三种基本状态。

• 就绪（Ready）: 进程已经获得了CPU以外的所有必要资源，如进程空间、网络连接等。就绪状态下的进程等到CPU，便可立即执行。
• 执行（Running）：进程获得CPU，执行程序。
• 阻塞（Blocked）：当进程由于等待某个事件而无法执行时，便放弃CPU，处于阻塞状态。

图1 进程的基本状态

进程创建后，就自动变成了就绪状态。如果内核把CPU时间分配给该进程，那么进程就从就绪状态变成了执行状态。在执行状态下，进程执行指令，最为活跃。正在执行的进程可以主动进入阻塞状态，比如这个进程需要将一部分硬盘中的数据读取到内存中。在这段读取时间里，进程不需要使用CPU，可以主动进入阻塞状态，让出CPU。当读取结束时，计算机硬件发出信号，进程再从阻塞状态恢复为就绪状态。进程也可以被迫进入阻塞状态，比如接收到SIGSTOP信号。

调度器是CPU时间的管理员。Linux调度器需要负责做两件事：一件事是选择某些就绪的进程来执行；另一件事是打断某些执行中的进程，让它们变回就绪状态。不过，并不是所有的调度器都有第二个功能。有的调度器的状态切换是单向的，只能让就绪进程变成执行状态，不能把正在执行中的进程变回就绪状态。支持双向状态切换的调度器被称为抢占式（pre-emptive）调度器。

调度器在让一个进程变回就绪时，就会立即让另一个就绪的进程开始执行。多个进程接替使用CPU，从而最大效率地利用CPU时间。当然，如果执行中进程主动进入阻塞状态，那么调度器也会选择另一个就绪进程来消费CPU时间。所谓的上下文切换（context switch）就是指进程在CPU中切换执行的过程。内核承担了上下文切换的任务，负责储存和重建进程被切换掉之前的CPU状态，从而让进程感觉不到自己的执行被中断。应用程序的开发者在编写计算机程序时，就不用专门写代码处理上下文切换了。

进程的优先级

调度器分配CPU时间的基本依据，就是进程的优先级。根据程序任务性质的不同，程序可以有不同的执行优先级。根据优先级特点，我们可以把进程分为两种类别。

• 实时进程（Real-Time Process）：优先级高、需要尽快被执行的进程。它们一定不能被普通进程所阻挡，例如视频播放、各种监测系统。
• 普通进程（Normal Process）：优先级低、更长执行时间的进程。例如文本编译器、批处理一段文档、图形渲染。

普通进程根据行为的不同，还可以被分成互动进程（interactive process）和批处理进程（batch process）。互动进程的例子有图形界面，它们可能处在长时间的等待状态，例如等待用户的输入。一旦特定事件发生，互动进程需要尽快被激活。一般来说，图形界面的反应时间是50到100毫秒。批处理进程没有与用户交互的，往往在后台被默默地执行。

实时进程由Linux操作系统创造，普通用户只能创建普通进程。两种进程的优先级不同，实时进程的优先级永远高于普通进程。进程的优先级是一个0到139的整数。数字越小，优先级越高。其中，优先级0到99留给实时进程，100到139留给普通进程。

一个普通进程的默认优先级是120。我们可以用命令nice来修改一个进程的默认优先级。例如有一个可执行程序叫app，执行命令：

$nice -n -20 ./app

命令中的-20指的是从默认优先级上减去20。通过这个命令执行app程序，内核会将app进程的默认优先级设置成100，也就是普通进程的最高优先级。命令中的-20可以被换成-20至19中任何一个整数，包括-20 和 19。默认优先级将会变成执行时的静态优先级（static priority）。调度器最终使用的优先级根据的是进程的动态优先级：

动态优先级 = 静态优先级 – Bonus + 5

如果这个公式的计算结果小于100或大于139，将会取100到139范围内最接近计算结果的数字作为实际的动态优先级。公式中的Bonus是一个估计值，这个数字越大，代表着它可能越需要被优先执行。如果内核发现这个进程需要经常跟用户交互，将会把Bonus值设置成大于5的数字。如果进程不经常跟用户交互，内核将会把进程的Bonus设置成小于5的数。

O(n)和O(1)调度器

下面介绍Linux的调度策略。最原始的调度策略是按照优先级排列好进程，等到一个进程运行完了再运行优先级较低的一个，但这种策略完全无法发挥多任务系统的优势。因此，随着时间推移，操作系统的调度器也多次进化。

先来看Linux 2.4内核推出的O(n)调度器。O(n)这个名字，来源于算法复杂度的大O表示法。大O符号代表这个算法在最坏情况下的复杂度。字母n在这里代表操作系统中的活跃进程数量。O(n)表示这个调度器的时间复杂度和活跃进程的数量成正比。

O(n)调度器把时间分成大量的微小时间片（Epoch）。在每个时间片开始的时候，调度器会检查所有处在就绪状态的进程。调度器计算每个进程的优先级，然后选择优先级最高的进程来执行。一旦被调度器切换到执行，进程可以不被打扰地用尽这个时间片。如果进程没有用尽时间片，那么该时间片的剩余时间会增加到下一个时间片中。

O(n)调度器在每次使用时间片前都要检查所有就绪进程的优先级。这个检查时间和进程中进程数目n成正比，这也正是该调度器复杂度为O(n)的原因。当计算机中有大量进程在运行时，这个调度器的性能将会被大大降低。也就是说，O(n)调度器没有很好的可拓展性。O(n)调度器是Linux 2.6之前使用的进程调度器。当Java语言逐渐流行后，由于Java虚拟机会创建大量进程，调度器的性能问题变得更加明显。

为了解决O(n)调度器的性能问题，O(1)调度器被发明了出来，并从Linux 2.6内核开始使用。顾名思义，O(1)调度器是指调度器每次选择要执行的进程的时间都是1个单位的常数，和系统中的进程数量无关。这样，就算系统中有大量的进程，调度器的性能也不会下降。O(1)调度器的创新之处在于，它会把进程按照优先级排好，放入特定的数据结构中。在选择下一个要执行的进程时，调度器不用遍历进程，就可以直接选择优先级最高的进程。

和O(n)调度器类似，O(1)也是把时间片分配给进程。优先级为120以下的进程时间片为：

(140–priority)×20毫秒

优先级120及以上的进程时间片为：

(140–priority)×5 毫秒

O(1)调度器会用两个队列来存放进程。一个队列称为活跃队列，用于存储那些待分配时间片的进程。另一个队列称为过期队列，用于存储那些已经享用过时间片的进程。O(1)调度器把时间片从活跃队列中调出一个进程。这个进程用尽时间片，就会转移到过期队列。当活跃队列的所有进程都被执行过后，调度器就会把活跃队列和过期队列对调，用同样的方式继续执行这些进程。

上面的描述没有考虑优先级。加入优先级后，情况会变得复杂一些。操作系统会创建140个活跃队列和过期队列，对应优先级0到139的进程。一开始，所有进程都会放在活跃队列中。然后操作系统会从优先级最高的活跃队列开始依次选择进程来执行，如果两个进程的优先级相同，他们有相同的概率被选中。执行一次后，这个进程会被从活跃队列中剔除。如果这个进程在这次时间片中没有彻底完成，它会被加入优先级相同的过期队列中。当140个活跃队列的所有进程都被执行完后，过期队列中将会有很多进程。调度器将对调优先级相同的活跃队列和过期队列继续执行下去。过期队列和活跃队列，如图2所示。

图2 过期队列和活跃队列（需要替换）

我们下面看一个例子，有五个进程，如表1所示。

表1 进程

Linux操作系统中的进程队列（run queue），如表2所示。

表2 进程队列

那么在一个执行周期，被选中的进程依次是先A，然后B和C，随后是D，最后是E。

注意，普通进程的执行策略并没有保证优先级为100的进程会先被执行完进入结束状态，再执行优先级为101的进程，而是在每个对调活跃和过期队列的周期中都有机会被执行，这种设计是为了避免进程饥饿（starvation）。所谓的进程饥饿，就是优先级低的进程很久都没有机会被执行。

我们看到，O(1)调度器在挑选下一个要执行的进程时很简单，不需要遍历所有进程。但是它依然有一些缺点。进程的运行顺序和时间片长度极度依赖于优先级。比如，计算优先级为100、110、120、130和139这几个进程的时间片长度，如表3所示。

表3 进程的时间片长度

从表格中你会发现，优先级为110和120的进程的时间片长度差距比120和130之间的大了10倍。也就是说，进程时间片长度的计算存在很大的随机性。O(1)调度器会根据平均休眠时间来调整进程优先级。该调度器假设那些休眠时间长的进程是在等待用户互动。这些互动类的进程应该获得更高的优先级，以便给用户更好的体验。一旦这个假设不成立，O(1)调度器对CPU的调配就会出现问题。

完全公平调度器

从2007年发布的Linux 2.6.23版本起，完全公平调度器（CFS，Completely Fair Scheduler）取代了O(1)调度器。CFS调度器不对进程进行任何形式的估计和猜测。这一点和O(1)区分互动和非互动进程的做法完全不同。

CFS调度器增加了一个虚拟运行时（virtual runtime）的概念。每次一个进程在CPU中被执行了一段时间，就会增加它虚拟运行时的记录。在每次选择要执行的进程时，不是选择优先级最高的进程，而是选择虚拟运行时最少的进程。完全公平调度器用一种叫红黑树的数据结构取代了O(1)调度器的140个队列。红黑树可以高效地找到虚拟运行最小的进程。

我们先通过例子来看CFS调度器。假如一台运行的计算机中本来拥有A、B、C、D四个进程。内核记录着每个进程的虚拟运行时，如表4所示。

表4 每个进程的虚拟运行时

系统增加一个新的进程E。新创建进程的虚拟运行时不会被设置成0，而会被设置成当前所有进程最小的虚拟运行时。这能保证该进程被较快地执行。在原来的进程中，最小虚拟运行时是进程A的1 000纳秒，因此E的初始虚拟运行时会被设置为1 000纳秒。新的进程列表如表5所示。

表5 新的进程列表

假如调度器需要选择下一个执行的进程，进程A会被选中执行。进程A会执行一个调度器决定的时间片。假如进程A运行了250纳秒，那它的虚拟运行时增加。而其他的进程没有运行，所以虚拟运行时不变。在A消耗完时间片后，更新后的进程列表，如表6所示。

表6 更新后的进程列表

可以看到，进程A的排序下降到了第三位，下一个将要被执行的进程是进程E。从本质上看，虚拟运行时代表了该进程已经消耗了多少CPU时间。如果它消耗得少，那么理应优先获得计算资源。

按照上述的基本设计理念，CFS调度器能让所有进程公平地使用CPU。听起来，这让进程的优先级变得毫无意义。CFS调度器也考虑到了这一点。CFS调度器会根据进程的优先级来计算一个时间片因子。同样是增加250纳秒的虚拟运行时，优先级低的进程实际获得的可能只有200纳秒，而优先级高的进程实际获得可能有300纳秒。这样，优先级高的进程就获得了更多的计算资源。

以上就是调度器的基本原理，以及Linux用过的几种调度策略。调度器可以更加合理地把CPU时间分配给进程。现代计算机都是多任务系统，调度器在多任务系统中起着顶梁柱的作用。