1. 进程优先级
1.1 基本概念
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是什么 ：进程获得CPU资源的先后顺序。
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为什么需要 ：因为CPU资源稀缺，需要确定哪个进程优先执行。
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如何实现 ：在进程的
task_struct结构中用整数表示优先级。 -
区分：
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优先级 (Priority)：能否以及何时获得资源。
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权限 (Permission)：能否访问资源（安全控制）。
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1.2 Linux优先级表示
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PRI (Priority) ：进程的最终优先级，用户无法直接修改。
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Linux默认值：80
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Linux范围：[60, 99]（共40级）
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NI (Nice Value) ：进程优先级的修正值（调整参数）。
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范围：[-20, 19]
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用户可以通过
nice或renice命令调整此值。
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计算公式：
最终优先级(PRI) = 基础优先级(默认80) + NI值
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NI值越低（可为负数），优先级越高。
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NI值越高（最大19），优先级越低。
1.3 查看与调整优先级
1.3.1 查看进程优先级-ps
bash
# 使用ps命令查看进程详细信息，包括优先级
ps -al | head -1 && ps -al | grep myprocess
# 输出示例：
# F S UID PID PPID C PRI NI ADDR SZ WCHAN TTY TIME CMD
# 0 S 1000 24261 24260 0 80 0 1054 hrtime pts/0 00:00:00 myprocess1.3.2 调整进程优先级-nice（需root权限）
bash
# 启动时指定优先级（普通用户只能增加NI值，降低优先级）
nice -n 10 ./myprocess # 设置NI为10
# 调整运行中进程的优先级
renice -n -100 -p 25110 # 调整进程25110的NI值（实际会限制在[-20,19]内）
renice -n 100 -p 25110 # 调整进程25110的NI值（实际会限制在[-20,19]内）1.4 系统调用接口
c
#include <sys/time.h>
#include <sys/resource.h>
int getpriority(int which, int who); // 获取优先级
int setpriority(int which, int who, int prio); // 设置优先级1.5 进程权限与文件访问
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Linux中，访问任何资源都是以进程身份进行，进程代表用户执行操作。
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系统通过进程的有效用户ID (EUID) 判断文件访问权限（所有者、所属组、其他用户）。
2. 进程切换与上下文
2.1 时间片与进程调度
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时间片 (Time Slice)：每个进程被分配的执行时间单元。
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关键事实：
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进程不会一直占用CPU直到代码执行完毕，而是会在时间片用完后被切换。
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死循环进程不会"打死"系统，因为它们也会被调度器切换出去。
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2.2 CPU寄存器与进程上下文
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寄存器的作用 ：CPU内部的临时存储空间，用于保存当前正在执行进程的临时数据。
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寄存器内容 = 进程的硬件上下文：
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程序计数器 (PC/EIP)：下一条要执行的指令地址。
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栈指针 (EBP/ESP)：栈帧相关信息。
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通用寄存器 (EAX, EBX, ECX, EDX等)：计算中间结果。
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段寄存器 (CS, DS, ES等)：内存段信息。
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标志寄存器 (EFLAGS)：状态标志。
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2.3 进程切换的类比
"学生当兵"模型：
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CPU (学校)：执行任务的地方。
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进程 (学生)：需要执行的任务。
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调度器 (辅导员)：决定哪个学生使用学校资源。
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上下文 (学籍)：学生当前的学习状态。
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切换过程：
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保存上下文 ：学生离校当兵前，保存学籍信息（相当于保存进程的寄存器内容）。
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恢复上下文 ：学生返校后，恢复学籍信息（相当于恢复进程的寄存器内容）。
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继续执行：从上次中断的地方继续学习。
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2.4 进程切换的核心机制
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上下文保存位置 ：进程的上下文数据被保存到其
task_struct结构体中。 -
具体实现 ：在Linux中，上下文信息通常保存在 TSS (Task State Segment，任务状态段) 结构中。
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切换核心 ：进程切换最核心的操作就是保存当前进程的硬件上下文到其PCB中，并将下一个进程的上下文从PCB恢复到CPU寄存器。
3. 任务状态段 (TSS)
概念 ：TSS 是 x86 架构里用于保存任务上下文、管理特权级栈、处理中断栈和控制 I/O 权限的专用硬件数据结构。
3.1 TSS结构
c
// 任务状态段数据结构
struct tss_struct {
long back_link; // 链接字段
long esp0; // 0级栈指针
long ss0; // 0级栈段选择符
long esp1; // 1级栈指针
long ss1; // 1级栈段选择符
long esp2; // 2级栈指针
long ss2; // 2级栈段选择符
long cr3; // 页目录基址寄存器
long eip; // 指令指针
long eflags; // 标志寄存器
long eax, ecx, edx, ebx; // 通用寄存器
long esp; // 栈指针
long ebp; // 基址指针
long esi, edi; // 变址寄存器
long es, cs, ss, ds, fs, gs; // 段寄存器
long ldt; // 局部描述符表选择符
long trace_bitmap; // 调试跟踪位图
struct i387_struct i387; // 浮点运算单元状态
};3.2 TSS在PCB中的位置
c
struct task_struct {
// 各种进程属性...
long state; // 进程状态
long counter; // 时间片计数器
long priority; // 优先级
// ... 其他字段
/* tss for this task */
struct tss_struct tss; // 任务状态段
};4. O(1)调度算法
调度器目标
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公平性：确保所有进程都有机会获得CPU时间。
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高效性：快速选择下一个要运行的进程。
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响应性：对交互式进程快速响应。****
4.1 核心数据结构
c
// 简化表示
struct prio_array {
unsigned int bitmap[5]; // 优先级位图，指示哪些优先级队列非空
struct list_head queue[140]; // 140个优先级队列，每个队列对应一个优先级
unsigned int nr_active; // 活跃进程总数
};
struct runqueue {
struct prio_array *active; // 指向活跃队列
struct prio_array *expired; // 指向过期队列
// ... 其他调度信息
};4.2 调度过程
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个比特位表示列是否为空，这样，便可以⼤⼤提⾼查找效率！
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两个队列设计：
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活跃队列 (active) ：存放仍有时间片的进程。
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过期队列 (expired) ：存放时间片已用完的进程。
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调度步骤 ：
a. 从活跃队列的位图中查找最高优先级 的非空队列。
b. 从该优先级队列中取出第一个进程 执行。
c. 进程时间片用完时，重新计算优先级和时间片 ，放入过期队列。
d. 当活跃队列为空时，交换活跃队列和过期队列的指针。
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性能特点 ：选择下一个进程的时间复杂度为 O(1)，与系统进程数无关。
4.2 优先级映射
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Linux优先级范围 [60, 99] 映射到调度器的140个优先级队列。
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映射关系考虑公平性和响应性需求。
4.3 进程饥饿问题
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定义 ：由于优先级设置不合理，导致低优先级进程长时间得不到CPU资源。
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解决方案：
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动态优先级调整：根据进程行为（CPU密集型 vs I/O密集型）动态调整优先级。
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时间片补偿：为长时间未运行的进程提供额外时间片。
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公平调度算法：如CFS（完全公平调度器），确保所有进程公平分享CPU时间。
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4.4 实时操作系统 vs 分时操作系统
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分时操作系统 (如桌面Linux)：
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目标：公平分享CPU时间。
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特点：支持优先级，但可能被抢占。
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应用：通用计算环境。
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实时操作系统 (如VxWorks, RTLinux)：
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目标：保证任务在规定时间内完成。
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特点：严格优先级，高优先级任务可立即抢占低优先级任务。
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应用：工业控制、航空航天、医疗设备等关键任务系统。
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5. 总结
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孤儿进程是父进程先退出后由init进程领养的子进程，防止僵尸进程累积。
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进程优先级通过PRI和NI值确定，PRI=80+NI，范围[60,99]，可通过nice/renice调整。
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进程切换 的核心是保存和恢复硬件上下文（寄存器内容），保存到PCB的TSS结构中。
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O(1)调度算法使用活跃/过期双队列设计，实现常数时间的进程选择。
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进程饥饿是低优先级进程长期得不到CPU的问题，现代调度算法通过动态调整避免。
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分时操作系统强调公平性，实时操作系统强调确定性，适用于不同应用场景。