【Linux】进程地址空间和进程调度队列

前言

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问题现象

当g_val的值修改后，父子进程各自的g_val地址都是一样的，但是为什么值却不同呢？ 由此我们可知，这个地址肯定不是物理地址，而是虚拟地址。

进程地址空间

地址空间的本质就是内核中的一个结构体对象。 每一个进程都有自己独立的地址空间，都有自己独立的页表。 页面里面存的是虚拟地址和对应的物理地址。

• 上图中，左边是父进程，右边是子进程。
• 我们在用C/C++语言所看到的地址，全部都是虚拟地址！物理地址，用户一概看不到，由OS统一管理
• 页面一边存的是虚拟地址，另一边存的就是对应的物理地址。
• 子进程会继承父进程的数据，所以最开始指向的虚拟、物理地址也跟父进程一样。
• 由于g_val的值改了，由因为进程具有独立性，所以OS就会在物理空间重新开一个空间，拷贝旧的数据到该地址，再让子进程的g_val指向该物理地址，但是虚拟地址不变。因此就出现文章开头的情况。
• 如果父子进程都不写，他们的变量默认是被父子共享的，代码是共享的，物理空间不会分离。 这种拷贝也叫写时拷贝，即按需申请，可有效节省空间。
• OS必须负责将 虚拟地址 转化成 物理地址

进一步理解

地址空间

如上图源码。 地址空间的本质就是内核中的一个结构体对象。内部很多的属性都是表示start、end的范围。

cpu中有一个简单的工作单元叫MMU（内存管理单元），还有一些寄存器会将当前进程的页表的地址保存到cpu内。MMU会快速把指定的虚拟地址结合页表转换成物理地址。

Linux2.6内核进程调度队列

上图是Linux2.6内核中进程队列的数据结构。

一个CPU拥有一个runqueue

如果有多个CPU就要考虑进程个数的负载均衡问题

优先级

• 普通优先级：100～139（nice值的取值范围，可与之对应）
• 实时优先级：0～99（不关心）

活动队列

• 时间片还没有结束的所有进程都按照优先级放在该队列
• nr_active: 总共有多少个运行状态的进程
• queue[140]: 一个元素就是一个进程队列，相同优先级的进程按照FIFO规则进行排队调度,所以，数组下标就是优先级！
• bitmap[5]:一共140个优先级，一共140个进程队列，为了提高查找非空队列的效率，就可以用5*32个 比特位表示队列是否为空，这样，便可以大大提高查找效率！

过期队列

• 过期队列和活动队列结构一模一样
• 过期队列上放置的进程，都是时间片耗尽的进程
• 当活动队列上的进程都被处理完毕之后，对过期队列的进程进行时间片重新计算

active指针和expired指针

• active指针永远指向活动队列
• expired指针永远指向过期队列
• 可是活动队列上的进程会越来越少，过期队列上的进程会越来越多，因为进程时间片到期时一直都存在的。
• 在合适的时候，会交换active指针和expired指针的内容，就有了一批新的活动进程。

总结

在系统当中查找一个最合适调度的进程的时间复杂度是一个常数，不随着进程增多而导致时间成本增 加，我们称之为进程调度O(1)算法！