Linux与minix调度机制比较

Minix3和linux3调度机制比较

摘要

minix3和linux是两个非常不同的系统，本文将对两个系统的调度机制进行比较。minix3采用的是多级的进程队列进行调度。为了防止系统出现挂起的情况，采用动态优先级的方法。随后，文章将介绍minix3的调度算法中的一些具体实现；由于linux2.6中实现了多种的调度算法，本文选择了最常用的CFS（完全公平算法）来做介绍。最后，文章对两类算法的应用做了对比和总结。

关键字：minix3,linux，进程调度，CFS

1.Minix3的调度算法

1.1基本思想

一个多级的排队系统。有16个排队队列，但实际上可以编译定义更多或更少的队列。系统刚运行的时候一般不会使用这么多的队列，而仅使用其中几个。进程的优先级基本上由其所在队列的优先级所决定。选择进程运行的时候，调度器将从最高优先级队列中的进程开始选，如果有，则选取队首进程运行；若没有，则到下一个次优先级的队列中去选进程去执行。

1.2 CPU时间分配和防止系统挂起（hang）

进程调度中既要给与高优先级进程更多的机会去运行，但同时也要防止系统老是被一个高优先级的进程所占用，出现低优先级进程的“进程饥饿”，最后甚至造成系统挂起的问题。Minix3采用以下的方法。

首先，队列内采取时间片轮转的方法。每个进程都有一个时间片，每次时间片用完，调度器都要进行进程调度。优先级高的进程一般有较大的时间片。对于某个优先级队列中的进程而言，一个进程运行完它的时间片后就会被放到原先优先级队列的尾部并分配一个新的时间片，使得队列中的进程能轮转地公平的得到运行的机会。

其次，对于队列间，采取如下动态优先级的策略。

但如果队列中只有一个进程，那这个进程在时间片运行完后，仍会立即继续下一个时间片地运行。为了防止这种情况，但一个进程连续两个时间片地运行完后，将被放在一个较低的运行队列中。

而当进程没有妨碍其他进程的运行（即其时间片用完后，调度器调度了其他的进程运行）时，它的优先级又会不断提高直到到它能回到的（所允许的）最大优先级。这样，原先的被降低了优先级的进程在不妨碍别的进程下运行的情况下，能有机会逐步地回到原来的优先级。

1.3 Minix进程阻塞策略

如果程序阻塞后，它将由被移出调度队列。然后调度器再在调度队列中剩下的进程中选择一个程序运行。一个阻塞进程被唤醒后，得到的只是阻塞前所剩余的时间片。并将被放到原来调度队列的队首。

1.4 进程间的优先级

任务优先级>驱动程序>服务器程序>用户程序

下图是minix3进程层次图。

图1

第一层的时钟和系统任务有最高优先级，驱动程序次之，服务器再次之，最后是用户程序。

1.5具体实现

相关数据结构：

16个队列：

图2

rdy_head和rdy_tail数组中每一项对应一个队列，分别指向队列头的进程和队列尾的进程。这样可以很方便的对多级队列的头部和尾部进行操作。

相关重要函数（这些函数都在proc.h中）：

sched(rp,queue,front)

该函数决定一个新就绪的进程应该放在哪个队列上，给予多大的时间片，应该放在队列头还是队列尾。

三个参数rq为代表新就绪的进程。queue表示将被放置的队列。front确定了是被放在队列头还是队列尾。在此，我仅提取几个关键的语句说明这个函数的作用。

{

……………………...

//更新进程的优先级，penalty根据前文中说到的动态优先级策略而为1或是-1。

rp->p_priority += penalty;

//由优先级而知道进程应该放在哪个调度队列上。

*queue = rp->p_priority;

//timeleft表示进程剩余时间片的大小。

//如果就绪的队列之前的时间片还没有用完，显然，其实刚被唤醒的阻塞进程，应被放到调度队列的头部。所以*front非0。

//此外，根据轮转的原则，刚用运行完的进程都应该放在调度队列的尾部。所以让*front为0。

*front = time_left;

}

pick_proc()

pick_proc负责在整个多级调度队列中找到第一个非空的队列的队首进程，将其赋值给

next_ptr即可。（操作系统将自动调用next_ptr指向的进程作为下一个运行的进程）。

enqueue(rq)

{

……………………….

sched(rp,&queue,&front);

//根据*queue和*front的结果，将进程rq插入到多级调度队列中合适的位置。

………………

//在多级队列中选中进程运行。

pick_proc();

}

dequeue(rq)

{

register int q = rp->p_priority;

………………………………………….

//在rdy_head[q]寻找rq并将其从多级调度队列中移除。

……………………………………

//如果rq是在运行态的队列。那么还要调用pick_proc()来选择下一个运行的程序pick_proc();

}

总之，当一个进程的时间片用完了，或者是被阻塞了，这时，系统就要dequeue()来向进程调度队列移除一个元素。而一个进程就绪之后，则该系统调用enqueue()将其添加到多级队列中。而当一个而进程调度队列改变后，enqueue()或dequeue()中的pick_proc()则会选择优先级最高的进程运行。

2.linux2.6的调度算法

linux系统是一个十分稳健与成熟的系统。比起minix3而言，它的系统十分复杂。linux 的调度算法也极其复杂。实际上，linux2.6中关于进程调度不仅使用了一种调度算法，而是采用了“调度算法族”的概念。进程被划为很多个优先权类（priority class），一个优先权类的进程对应一种调度算法。linux内核中的调度函数schedule()会在系统中的所有就绪进程中寻找拥有最高优先权的优先权类，再在该优先权类用相应的调度算法找到拥有最高优先权的进程，让其运行。

对于大部分的一般的进程，大部分是采用CFS（complete fair scheduler）调度算法来调度，而对于实时进程，一般是用SCHED_FIFO（先进先出调度）和SCHED_RR（循环轮转调度）。下面仅主要介绍一下CFS。

2.1虚拟运行时间

CFS中不再通过优先级而是虚拟运行时间（内核代码中用vruntime变量来表示）来决定调度的结果。CFS调度器将在进程中选择一个虚拟运行时间最少的进程来运行。

CFS不直接使用优先级而是将其用作允许任务执行的时间的衰减系数。低优先级任务具有更高的衰减系数，而高优先级任务具有较低的衰减系数。这意味着与高优先级任务相比，低优先级任务允许任务执行的时间消耗得更快——其计算出来的虚拟运行时间也越大。

CFS 背后的主要想法是维护为任务提供处理器时间方面的平衡（公平性）。分给某个任务的时间失去平衡时（意味着一个或多个任务相对于其他任务而言未被给予相当数量的时间），应给失去平衡的任务分配时间，让其执行。要实现平衡，CFS做了一些的设计：任务的虚拟运行时越小，意味着任务被允许访问服务器的时间越短—其对处理器的需求越高。则该进程就越应该运行。这样就确保了公平。保障了决不存在一个进程长期得不到运行的情况。

同时，由于计算虚拟时间时高优先级进程是占优势的——其衰减系数低，这样使其能获得更多的运行机会。

2.2 红黑树

但是与之前的Linux 调度器不同，它没有将任务维护在运行队列中，CFS 维护了一个以虚拟运行时间的大小来排序的红黑树（参见图1）。红黑树是一个树结构，具有很多有趣、有用的属性。首先，它是自平衡的，这意味着树上没有路径比任何其他路径长两倍以上。第二，树上的运行按O(log n) 时间发生（其中n是树中节点的数量）。可以在红黑树上快速高效地插入或删除任务。比起另外一个自平衡的数据结构——平衡二叉树，红黑树的开销很低。

Linux 内的所有任务都由称为task_struct的任务结构表示。该结构（以及其他相关内容）完整地描述了任务并包括了任务的当前状态、其堆栈、进程标识、优先级（静态和动态）等等。在task_struct中，有一个名为sched_entity的结构来跟踪调度信息（参见图2）。而在sched_entity中就有vruntime变量表示虚拟运行时间（图中未画出）。

系统通过vruntime的大小来排序，通过rb_node结构将所有的sched_entity排列成一个红黑树。该红黑树最左边的节点对于的task_struct就是虚拟时间运行时间最小的进程。每次进程调度的时候就是通过红黑树找到这个进程节点并让其运行。

图2. 任务和红黑树的结构层次

图3

2.3 CFS中时间片策略

CFS的时间片不是向minix3中的那样有系统创建时给一个固定长的时间片。CFS中的时间片与运行环境中并发执行的进程数和进程的衰减系数有关。其主要思想为：在一个固定长的时长，根据进程的衰减系数的差异按几何级数的比例来瓜分这个固定时间为大小不均的时间片给各个进程。比如三个进程的衰减系数为5,10,20时。若几何级数比为每5个衰减系数隔两倍的话，则它们所获得的时间片长比为8:2:1。

3 结论

我们可以看到。linux2.6的CFS调度算法和minix3的调度算法都可以防止一个进程长期得不到运行的情况。但linux2.6的算法更为公平和精密。而且CFS采用红黑树来管理进程，因为红黑树的节点的插入和删除很高效。（无需像minix3中的enqueue()和dequeue()那样要遍历整个队列进行插入和删除操作）。所以在并发运行的进程数很多时，CFS更为高效。并且，比起minix3给进程一个固定时间片的做法，CFS的时间片动态划分更为合理。即可以防止时间片太小引起的进程过度频繁地切换；又可以防止时间片太大影响系统的并行性。

当然minix3的调度算法实现简单，代码量少，调度器所占的内存少。所以，minix3调度算法更适用于并发运行的进程数少的小型系统中。

参考资料：

1.Andrew S. Tanenbaum, Albert S. Woodhull,Operating Systems Design and

Implementatio(Third Edition),电子工业出版社,2008

2.Robert Love, Linux Kernel Development(Second Edition),机械工业出版社，2006

3.Daniel P. Bovet,Marco Cesati,Understanding the Linux Kernel(Third Edition),中国电力出版社，

2001