进程优先级
1.进程优先级是什么
对比优先级<->权限
- 权限：是能不能的问题；
- 优先级：已经能了，先后的问题。
优先级：进程在已经能得到某种资源的情况下，得到资源的先后顺序。
2.为什么要有
资源不足，需要分配资源，就要设置优先级：决定进程，获得资源的先后顺序。
3.Linux下，怎么设计的？
查看系统进程 ：命令ps -l
- UID：对应此进程对应的用户编号，不同用户都有各自的编号；
- PRI ：代表此进程可被执行的优先级，值越小越早被执行；
- NI ：一个进程的nice值，优先级的修正数值。当nice值为负数，进程优先级将会变高，越快被进行。
所以，在Linux下，调整进程优先级就是调整进程的nice值，nice的范围是-20~19，一共40个级别。
通过top命令，按r进入修改指定进程的nice值；将某进程nice值改变后观察：
优先级不能频繁更改。
注意 ：通过nice值改动的PRI始终是PRI默认值（80）-nice值。比如当一开始对一个进程的nice值赋10，PRI变为90；第二次改nice赋值为-10，PRI变为70，而不是变回80。
4.nice范围
在修改某进程nice值的过程中，无论赋任何值，最终只能是在-20~19这个范围内；那么进程PRI范围只能是60~99。
5.为什么优先级变化范围有限？
常见的操作系统Linux、windows等，都是分时操作系统。
分时操作系统：给进程分配时间片，相对公平、公正的调度策略，较为均衡地让不同的进程，都能得到CPU的资源。
所以：改变优先级就不能改变得太狠，就要控制范围。
补充：实时操作系统
与分时操作系统相对。
只有执行完一个进程后，才会去执行下一个进程，在工业运用中比较多。
6.其他修改优先级的命令
1）nice
nice -n <调整值> <命令/程序>
<调整值>：是在默认值0的基础上加减，比如-n 5就是把 nice 值设为0+5=5;普通用户：只能把 nice 值调大（降低优先级），范围0~19;root 用户：可以调小（提高优先级），范围-20~19.
注意：当运行完nice这个命令时，会自动启动对应的进程/程序。
# 示例1：降低优先级启动程序（普通用户也能做）
nice -n 10 ./main
# 示例2：提高优先级启动程序（需要root权限）
sudo nice -n -5 ./cpu_intensive_program
# 示例3：查看当前nice默认值
nice2）renice
renice <调整值> -p <PID>
<调整值>：指定最终的 nice 值；-p <PID>：目标进程的 PID；- 权限规则和
nice一样：普通用户只能调大（降优先级），root 可以任意调。
注意：修改的是已经在运行的进程的nice值。
# 示例1：降低某个进程的优先级（普通用户）
renice 15 -p 12345
# 示例2：提高某个进程的优先级（需要root）
sudo renice -5 -p 123457.补充概念
1）竞争性：CPU资源必然有限，进程必然众多，所以进程之间必然有竞争；
2）独立性 ：多进程运行，需要独享各自的资源，进程间互不干扰；父子进程也有独立性！
3）并行 ：多个进程在多个CPU下分别，同时进行运行，这称之为并行；（少见）
4）并发 ：多个进程在⼀个CPU下采用进程切换 的方式，在⼀段时间之内，让多个进程都得以推进，称
之为并发。
进程切换
进程上下文：
1）作用 ：进程切换 ：保存旧进程上下文 → 加载新进程上下文，保证进程暂停后再恢复，能接着原来位置继续跑，不乱序、不丢数据。
2）包含三部分（了解）：
- 用户级上下文：程序代码、数据、栈、全局变量、用户寄存器
- 寄存器上下文 （最核心）：程序计数器 PC、栈指针、通用寄存器、状态字
- 系统级上下文：进程 PCB、内核栈、页表、内存映射、打开文件等内核信息
切换：
因为并发 特点，当进程进行切换，因寄存器是共享的，A进程运行时，将A的上下文存进寄存器中，当需要中途离开系统进行下一个B进程时，A进程将寄存器里的上下文剥离 ，存到A自己的task_struct中，然后B进程的上下文再存进寄存器中，运行B进程。
（时间片）：当代计算机都是分时操作系统，每个进程都有它合适的时间片(其实就是⼀个计数
器)。时间片到达 ，进程就被操作系统从CPU中剥离下来。
组织进程
Linux是由c语言组织的，当创建一个结构体如下，它的地址怎么存的呢？
c
struct A {
int a;
int b;
int c;
double d;
};
提出问题 ：引用上面的结构体A，假如我知道一个对象的c成员 的地址，但是我不知道这个对象的地址，我要怎样求得这个对象的地址呢？
由此在进程之间可以重新设计一个双链表：
1）如何获取进程的其他属性？
刚刚展示的，由成员变量地址可以求出整体对象的地址。所以这里我们知道了成员变量链表节点的地址，自然能求得整个进程的地址，也就能访问该进程的其他属性；
2）为何如此设计？
增加链式管理的扩展性，其他地方也能用这种结构；代码只需要维护一份；
3）节点连接
当新的进程需要连接上来时，只需要insert这个link node。
4）进程都在哪？
Linux内核，会将所有进程的task_struct统一放在一张全局的双链表list_head task中；
5）进程不是也会在运行队列、阻塞队列吗？
当然，说明task_struct中，不仅有一套list_head task，还会有其他的链表，如：struct list_head run代表的就是运行队列的链表。这也就使得进程能在不同的队列链表中自由切换。
甚至,不同的结构体对象也能连接起来；
甚至task_struct里还能接不同的数据结构，红黑树、hash表等。
Linux的调度（运行）队列
每一个CPU都有一个调度（运行）队列：struct runqueue{};
当系统要运行进程时，会在140个数组元素中找下标较小且非空的，然后在找到的元素中再看其中链表最靠前的，那一个就是要运行的进程。
那此时是需要去循环找到哪个元素吗？
不是的，Linux中，为了提高效率，采用了位图的方法检测：
以上就设计出一个结构：优先级数组
c
struct prio_array_t {
int nr_active;
long bitmap[5];
struct list_head queue[140];
}问题：
1）假如系统中有一些进程优先级是61，然而不断的有优先级是60的进程加进来，那么61的进程就一直不运行了？
当然不是，因为这是个分时操作系统，会有时间片的限制。
2）那是将60的进程PRI变大吗？
也不是，因为将PRI变大，将优先级变底，不仅变得是PRI的数字，还要将进程的所在队列更改，成本大。
解决办法：
CPU的调度（运行）队列struct runqueue{};中会存在两个相同的优先级数组struct prio_array_t[2]，一个是活跃队列 ，一个是过期队列 ，并且会有两个指针*active、*expired，各自指向一个队列。
任何运行的进程都是从活跃队列里拉出来的，当这个进程的时间片结束 了，这个进程会被放进过期队列中 的对应位置；当活跃队列为空时，两个指针指向将会调换，过期队列变成活跃队列，至此又来一轮进程的运行。
那么像问题（1）的现象，新来的60进程，不会直接接到活跃队列后面，而是接到过期队列后面，在下一轮过期-活跃对换时再运行60进程。
以上就是Linux进程队列的O(1)算法。