【Linux】进程优先级&&进程切换

文章目录

进程优先级

进程优先级是操作系统中用于决定进程调度顺序的重要属性。它表示一个进程在系统资源分配和 CPU 调度中的相对重要性。优先级越高的进程通常会获得更多的 CPU 时间和资源，从而更快地完成其任务。

查看进程优先级

ps -l

通常

ps -l

查询不到我们启动的进程的信息，所以我们一般都是用

ps -al

查询进程信息。

可以看到我们启动的myprocess。
这里有两个信息来觉得我们的优先级。

一个是PRI，一个事NI值，这两个决定了进程的优先级。
最终优先级的计算公式：

     P 
    
   
     R 
    
   
     I 
    
   
     （最终） 
    
   
     = 
    
   
     P 
    
   
     R 
    
   
     I 
    
   
     （默认） 
    
   
     + 
    
   
     N 
    
   
     I 
    
   
  
    PRI（最终）=PRI（默认）+NI 
   
  
PRI（最终）=PRI（默认）+NI

NI值也称为nice值，是优先级的修正数据。
这里还有一个比较重要的信息：UID
UID是操作系统中用于唯一标识用户的数字。在Linux中，每个用户都有一个唯一的 UID，用于控制访问权限和资源管理。
这里可以看到myprocess这个进程是由UID是1000的用户启动的。
UID的作用：我们知道Linux中有权限的概念，那么权限是如何实现的呢？其实每个文件也是有UID的。

当我们用某个指令的时候，比如说touch，mkdir等等指令，操作系统是如何判断是否有权限的呢，因为使用指令实际本质上也是启动一个进程，这个进程势必也是有UID的，所以操作系统可以对比这个文件的UID和这个操作的UID，看这个操作的UID对应的文件是否有这个权限，最后决定是否能进行这个操作。

进程优先级的修改

进程优先级的修改本质上是修改nice值，修改的是优先级修正数据，进而最终影响我们的最终优先级
进程优先级的修改主要有两种：

1. 指令
2. 代码

指令修改：
利用top指令修改进程优先级：

打开top，输入r进入到优先级修改的模式，通过PID来对优先级进行修改，输入我们对应的PID，然后对进程的nice值进行修改。

可以看见我们的NI值由默认的0修改为了1，最终优先级也是由默认的80，变为了81，这里我们可以知道：

     P 
    
   
     R 
    
   
     I 
    
   
     （最终） 
    
   
     = 
    
   
     P 
    
   
     R 
    
   
     I 
    
   
     （默认 
    
   
     80 
    
   
     ） 
    
   
     + 
    
   
     N 
    
   
     I 
    
   
  
    PRI（最终）=PRI（默认80）+NI 
   
  
PRI（最终）=PRI（默认80）+NI

我们可以通过修改进程优先级来确定最终优先级的上限和下限，这里我们不知道最大的NI值是多少，先姑且修改为100.

可以看见实际的nice值没有修改为100，而是修改为了19，说明nice值的上限是19，最终进程优先级的上限是99，我们继续来确定下限，这里我们也同样用-100，来表示最小nice值。

可以看见实际的nice也没有被修改为-100，而是被修改为了-20，说明nice值的下限是-20，PRI的下限是60，这里我们就可以确定nice值是

[-20,19]

,40个数，而最终优先级的范围是

[60,99]

。

进程切换

进程切换的概念

进程切换是指操作系统在多个进程之间切换 CPU 的执行权的过程。由于在一个操作系统中，CPU 资源是有限的，而通常会有多个进程需要同时执行，因此操作系统会通过进程切换来实现多任务处理。
当一个进程执行完一个时间片之后，就会执行进程切换，切换到下一个进程，这样循环往复就形成了进程间的轮转调度。
那么进程的切换是如何进行的呢？我们来画一个简图：
我们知道CPU中有很多寄存器，比如：eax，ebx，ecx，edx，eflag，ecs，eds，efs，eip（pc），ir等等。

对于上面这么多寄存器我们只需要知道：
eip（pc）：存储当前正在执行的指令的下一条指令的地址的寄存器
ir：指令寄存器，是CPU内部一个专门用于存储当前正在执行的指令的寄存器。它在CPU执行周期中起着关键作用，负责暂时保存从内存中取出的指令，以便CPU解码和执行。

当程序已经加载到内存当中时，pc开始读取指令，然后ir读取pc存储的地址对应的指令。ir存储完指令之后，会进行解码，然后取操作数等等操作，最后会得到这句代码的结果，但是在ir存储完了之后，pc会根据ir中代码的长度，然后跳到下一个代码首的地址，存储下一个代码首的地址，当CPU执行完了之后就会执行下一句代码。

起初pc是指向这里的，但是ir读取完了之后，pc会更新。

     p 
    
   
     c 
    
   
     （下一个） 
    
   
     = 
    
   
     p 
    
   
     c 
    
   
     （当前） 
    
   
     + 
    
   
     i 
    
   
     r 
    
   
     （对应的代码的长度） 
    
   
  
    pc（下一个）=pc（当前）+ir（对应的代码的长度） 
   
  
pc（下一个）=pc（当前）+ir（对应的代码的长度）

就可以找到下一个代码的首个位置，然后进行循环处理，这时单个时间片处理进程的情况，这下我们加上多个进程处理的情况。

寄存器中的数据通常被视为临时数据。寄存器用于快速存储和访问CPU在执行指令时所需的操作数、地址、计算结果等信息。由于寄存器的访问速度远快于内存，它们是CPU内部用于临时存储和处理数据的关键部分。
首先我们考虑的是不保护临时数据的情况：
如果我们不保护临时数据，假如当我们执行到code3的时候，一个时间片已经执行完了，所以应该切换到下一个进程的时间片进行执行，执行下一个进程的时间片时，
这时，上一个进程的临时数据已经被第二个进程的数据覆盖掉了，当我们执行到code5的时候，一个时间片已经结束，所以回到第一个进程继续执行下一个时间片，但是上一个进程的临时数据已经被覆盖掉了，这时我们就不知道从哪句代码运行了，所以如果不保护临时数据是不可能形成进程切换，所以肯定有临时数据的保护，当我们一个时间片结束之后，在某个地方保存着这些临时变量，当执行完第一个进程之后保存临时数据，然后执行下一个时间片，执行完一系列时间片之后回到这个这个进程时，将保存起来的临时数据加载到CPU当中重新执行，上个时间片接着的进度。
进程切换：当一个进程的时间片结束之后切走到下一个进程，一系列进程完成之后切回到这个进程继续完成。
切走：将相关寄存器内容，保护起来
切回：将历史保存的寄存器数据，恢复到寄存器当中每次切换时。

这些临时数据到底是放在哪里的呢？

unsignedshort uid,euid,suid;unsignedshort gid,egid,sgid;unsignedlong timeout;unsignedlong it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;unsignedlong it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_incr;long utime,stime,cutime,cstime,start_time;unsignedlong min_flt, maj_flt;unsignedlong cmin_flt, cmaj_flt;structrlimit rlim[RLIM_NLIMITS];unsignedshort used_math;unsignedshort rss;/* number of resident pages */char comm[16];structvm86_struct* vm86_info;unsignedlong screen_bitmap;/* file system info */int link_count;int tty;/* -1 if no tty, so it must be signed */unsignedshort umask;structinode* pwd;structinode* root;structinode* executable;structvm_area_struct* mmap;structshm_desc*shm;structsem_undo*semun;structfile* filp[NR_OPEN];
    fd_set close_on_exec;/* ldt for this task - used by Wine.  If NULL, default_ldt is used */structdesc_struct*ldt;/* tss for this task */structtss_struct tss;#ifdefNEW_SWAPunsignedlong old_maj_flt;/* old value of maj_flt */unsignedlong dec_flt;/* page fault count of the last time */unsignedlong swap_cnt;/* number of pages to swap on next pass */short swap_table;/* current page table */short swap_page;/* current page */#endifNEW_SWAPstructvm_area_struct*stk_vma;

上面是PCB原码，内部有一个结构体是tss，我们来看看tss结构体：

structtss_struct{unsignedshort    back_link,__blh;unsignedlong    esp0;unsignedshort    ss0,__ss0h;unsignedlong    esp1;unsignedshort    ss1,__ss1h;unsignedlong    esp2;unsignedshort    ss2,__ss2h;unsignedlong    cr3;unsignedlong    eip;unsignedlong    eflags;unsignedlong    eax,ecx,edx,ebx;unsignedlong    esp;unsignedlong    ebp;unsignedlong    esi;unsignedlong    edi;unsignedshort    es, __esh;unsignedshort    cs, __csh;unsignedshort    ss, __ssh;unsignedshort    ds, __dsh;unsignedshort    fs, __fsh;unsignedshort    gs, __gsh;unsignedshort    ldt, __ldth;unsignedshort    trace, bitmap;unsignedlong    io_bitmap[IO_BITMAP_SIZE+1];unsignedlong    tr;unsignedlong    cr2, trap_no, error_code;union i387_union i387;};

可以看见当中有很多寄存器信息，寄存器当中的临时信息就是存储在PCB当中的tss结构体当中的。
TSS是 x86 架构中的一个重要数据结构，用于管理任务切换。它包含关于当前任务的信息，比如任务的状态、CPU 寄存器、堆栈指针等。

总结

在 Linux 操作系统中，进程优先级和进程切换是确保系统高效运行的核心机制。通过合理设置进程优先级，系统能够根据任务的重要性和紧急性，合理分配 CPU 资源。这不仅提升了系统的响应速度，还能有效避免资源的浪费。

同时，进程切换的实现方式保证了多任务环境下的平稳运行。尽管频繁的进程切换可能会带来一定的性能开销，但通过调度算法的优化，Linux 仍能在保持高效性的同时，确保各个进程得到公平的执行机会。

了解这些概念不仅有助于深入掌握 Linux 系统的工作原理，还能为优化应用程序性能提供指导。希望本文能为你在 Linux 进程管理方面的学习和实践提供一些启发。