物联网心球
大家好，这里是物联网心球。本期文章我们来深入学习 Linux 进程调度系统。
1.进程调度是什么？
进程调度是内核按照既定规则，从就绪队列里挑选进程、分配 CPU 使用权，并完成进程切换的整套机制。
进程调度的目标：
公平性：让每个进程都能获得合理的 CPU 时间，避免某个进程独占资源。
效率：最大化 CPU 利用率，减少空闲等待。
响应性：让交互式程序（如浏览器、终端）能快速响应用户操作。
实时性：保证关键任务（如工业控制、音视频处理）在严格时限内完成。
2.进程调度系统
如图1所示，进程调度系统核心概念包括：调度策略、调度类进程、优先级、调度实体、CPU运行队列、调度时机。
图1 进程调度系统
3.调度策略
调度策略是操作系统为进程分配 CPU 资源、决定执行顺序与切换规则所采用的算法和规则。
调度策略分类：
SCHED_NORMAL（0）：完全公平调度，Linux 默认调度策略，调度器始终选择 vruntime 最小的进程运行。
SCHED_FIFO（1）：实时先进先出，无时间片，一旦获得 CPU 一直运行，除非被更高优先级实时任务抢占。
SCHED_RR（2）：实时时间片轮询，与 SCHED_FIFO 唯一的区别是同优先级进程之间增加了时间片轮转。
SCHED_BATCH（3）：批量处理调度，与SCHED_NORMAL区别是，进程唤醒后不会主动抢占当前正在运行的前台进程。
SCHED_IDLE（5）：空闲调度，优先级最低，仅系统无其他任务时才运行。
SCHED_DEADLINE（6）：截止期限调度，优先级最高，基于 EDF（最早截止时间优先） 算法，为任务设置运行周期、运行时长、截止时间，内核保证任务在截止时间前完成。
SCHED_EXT（7）：可扩展调度器，通过 BPF 程序自定义调度逻辑（Linux 6.12+）。
4.调度类
调度类（struct sched_class） 是 Linux 内核实现模块化调度的核心结构体，它将调度算法、选进程、入队、出队、抢占、切换等一系列调度行为封装成统一接口。
不同类型的进程归属不同调度类，每个调度类对应一套独立调度逻辑，高优先级调度类的进程会无条件抢占低优先级调度类进程。struct sched_class 定义如下：
struct sched_class {
void (*enqueue_task) (......); /* 将进程加入CPU运行队列 */
bool (*dequeue_task) (......); /* 将进程移出CPU运行队列 */
void (*yield_task) (......); /* 主动让出CPU：sched_yield() 时调用 */
struct task_struct *(*pick_task)(......); /* 从本调度类中选出一个最应该运行的进程 */
struct task_struct *(*pick_next_task)(......); /* 选择下一个运行进程 */
void (*put_prev_task)(......); /* 把上一个进程放回CPU运行队列 */
void (*set_next_task)(......); /* 设置下一个进程为即将运行进程 */
int (*select_task_rq)(......); /* 为进程选择目标CPU */
void (*set_cpus_allowed)(......); /* 设置CPU亲和性 */
void (*update_curr)(......); /* 更新当前进程运行时间 */
};
Linux 常见调度类（按优先级从高到低）如下：
dl_sched_class（DEADLINE 硬实时调度类）：优先级最高，用于工业控制、自动驾驶、低延时音视频，按截止时间调度。
rt_sched_class（实时调度类）：用于实时任务，支持 SCHED_FIFO、SCHED_RR，高优先级可抢占所有普通进程。
fair_sched_class（完全公平调度类）：Linux 默认调度类，管理普通进程（SCHED_NORMAL、SCHED_BATCH），保证 CPU 公平分配。
idle_sched_class（空闲调度类）：优先级最低，只有 CPU 完全空闲时才运行，用于系统 idle 任务。
stop_sched_class（停止调度类）：内核内部最高优先级，用于 CPU 热插拔、内核暂停，用户无法使用。
5.进程优先级
进程优先级是内核决定哪个进程先使用 CPU的权重值，内核永远优先选择优先级更高的进程运行，进程 task_struct 结构定义了四个优先级字段：
struct task_struct {
int prio; /* 动态优先级 */
int static_prio; /* 静态优先级 */
int normal_prio; /* 理论标准优先级 */
unsigned int rt_priority; /* 实时优先级 */
......
};
prio：动态优先级（真实优先级），调度器通过 prio 选择下一个要运行的进程时，通常等于 normal_prio，但可以临时变化（不是固定死的）。范围：-1~139，数值越小，优先级越高。
static_prio：静态优先级，只给 CFS 普通进程使用，由 static_prio = 120 + nice 计算而来，范围：100~139。
normal_prio：normal_prio 是动态优先级 prio 的初始值。Linux 有优先级继承、优先级翻转等机制，这些机制会临时修改 prio，让进程优先级临时变高，normal_prio 是优先级临时调整后恢复的标准值。
rt_priority：实时优先级，只给实时进程使用（SCHED_FIFO/SCHED_RR），范围：1 ~ 99，数值越大优先级越高。
我们通过一张图来直观了解一下这几个优先级，如图2所示。
图2 进程优先级
我们把进程优先级总结为一张表（见表1），方便查看：
表1 进程优先级
在进程优先级中，有一个比较重要的概念nice值，nice 值是 Linux 系统里用于调整普通进程（完全公平调度）优先级的参数，取值范围 -20 ~ 19，默认值为 0。数值越小，进程抢占 CPU 的能力越强，优先级越高；数值越大则越谦让、优先级越低。
它仅作用于普通进程，对实时进程、DEADLINE 调度进程无效，同时普通用户只能调高该值，root 用户可全权修改。
静态优先级 static_prio 由 nice 直接计算：static_prio = 120 + nice。Linux 提供了查看和修改nice值的命令，如下：
# 显示进程的 PID、nice 值和命令
ps -eo pid,ni,cmd
# 查看特定进程
ps -o pid,ni,cmd -p <PID>
# 启动新进程时指定 nice 值
nice -n <nice值> 命令
# 修改正在运行的进程的 nice 值，注意：普通用户只能调高 nice 值
renice <新nice值> -p <PID>
这些命令底层依赖 getpriority 和 setpriority 函数，getpriority 和 setpriority 函数（系统调用）用于获取和设置指定进程、进程组或用户的 nice 值。
#include <sys/resource.h>
// 成功：返回目标进程的 nice 值（注意：nice值可能 -1）；返回 -1，并设置 errno
int getpriority(int which, int who);
// 成功：返回 0；失败：返回 -1，并设置 errno。
int setpriority(int which, int who, int prio);
参数说明：
which: 用于指定操作的目标类型：
PRIO_PROCESS：操作单个进程， who 填写目标进程的 PID。
PRIO_PGRP：操作进程组，who 填写目标进程组的 PGID。
PRIO_USER：操作指定用户所有进程，who 填写目标用户的 UID。
who：配合which使用，当 who 传入 0 时，表示操作当前的进程、进程组或用户。
prio：指定新的 nice 值。
getpriority 和 setpriority 函数的底层实现原理如图3所示。
图3 设置普通进程优先级
用户程序修改nice值时，内核会通过 NICE_TO_PRIO（120 + nice）将 nice 值转换为静态优先级存储在 task_struct 结构 static_prio 字段。用户程序获取 nice 值时，会通过 PRIO_TO_NICE (static_prio - 120) 将 static_prio 静态优先级转换成 nice 值并返回给用户程序。
6.调度实体
调度实体是可以被调度器调度的最小单位，调度对象（用户进程、用户线程、内核线程、cgroup调度组）通过调度实体加入 CPU 运行队列，调度实体中包含了进程调度相关的必要信息。
Linux 按调度类划分三大调度实体：
CFS 调度实体（struct sched_entity）：归属完全公平调度类，对应 SCHED_NORMAL、SCHED_BATCH 调度策略，用于系统普通进程与后台任务。
RT 调度实体（ struct sched_rt_entity）：归属实时调度类，对应 SCHED_FIFO、SCHED_RR 调度策略，用于低延迟实时任务。
DL 调度实体（struct sched_dl_entity）：归属截止期限调度类，对应 SCHED_DEADLINE 调度策略，用于时延要求高的硬实时任务。
task_struct 结构体内部，同时包含三类调度实体，之所以同时要包含调度实体，是进程需要通过这三个调度实体选择性加入 CPU 运行队列三大子队列：
struct task_struct {
struct sched_entity se;
/* CFS 调度实体 */
struct sched_rt_entity rt;
/* RT 实时调度实体 */
struct sched_dl_entity dl;
/* DL 截止期限调度实体 */
......
};
7.CPU运行队列
CPU 运行队列，内核用结构体 struct rq 表示，每一个 CPU 核心单独拥有一个独立运行队列（per-CPU 变量），是该 CPU 上所有就绪任务的统一管理容器。只有处于就绪、等待 CPU任务才会存放在对应 CPU 的运行队列中。
CPU 运行队列包含三大子队列，优先级从高到低：
DL 截止期限队列（struct dl_rq）：截止期限进程专用，红黑树结构，按 deadline 排序。
RT 实时队列（struct rt_rq）：实时进程专用，优先级数组 + 双向链表结构，按动态优先级排序。
CFS 完全公平队列（struct cfs_rq）：普通进程专用，红黑树结构，按 vruntime 虚拟运行时间，Linux 6.6+ 改用虚拟截止时间 vdeadline 排序。
8.调度时机
调度时机是内核决定是否进行进程/线程上下文切换的特定触发点或检查时刻。调度时机分为两大类：
主动调度：进程主动放弃 CPU，直接调用 schedule()，无标志位延迟，立刻切换。
被动调度：内核发现有更适合运行的任务，先打标记 TIF_NEED_RESCHED，不会立刻切换，仅走到安全检查点，才执行 schedule()。
主动调度和被动调度对比见表2。
表2 主动调度和被动调度对比
8.1 sleep 主动调度
用户程序调用 sleep 系列函数（sleep、usleep、nanosleep等函数）后，进程会发生一次主动调用，如图4所示。
图4 sleep 主动调度
用户程序调用sleep函数后，内核依次会调用：clock_nanosleep()->hrtimer_nanosleep()->do_nanosleep()，do_nanosleep 函数会将进程状态设置为 TASK_INTERRUPTIBLE（睡眠态），同时会启动一个高精度定时器由于超时后唤醒进程，最后会调用：schedule()->__schedule_loop()->__schedule()完成进程调度。__schedule函数会将当前进程从运行队列出队，然后从运行队列中挑选下一个最合适的进程运行，最后执行 CPU 上下文切换完成进程调度。
8.2 sched_yield 主动调度
用户程序调用 sched_yield 函数后，进程同样会发生一次主动调度，和sleep 主动调度不同的是，sched_yield 主动调度并不会让进程休眠，具体情况如图5所示。
图5 sched_yield 主动调度
用户程序调用 sched_yield 函数，内核会调用：do_sched_yield()->yield_task()，yield_task 函数内部会调用调度类成员函数sched_class->yield_task()，如完全公平调度的 yield_task_fair 函数，该函数会更新任务虚拟运行时间和虚拟截止时间。do_sched_yield 函数内部同时也会调用schedule 函数，schedule函数的实现逻辑前面已经介绍过，只不过该场景__schedule 函数不会将当前进程出队，而是将当前进程从运行队列对头移动至队尾。
8.3 时间片耗完被动调度
前面我们介绍了两种进程主动调度的场景，本节我们来介绍一种常见的进程被动调度的场景：时间片耗完。如图6所示。
图6 时间片耗完被动调度
每个 CPU 都维护了一个高精度定制器，定时器会周期性的产生硬件时钟中断，中断函数依次会调用：tick_handle_periodic()->tick_periodic()->update_process_times()->sched_tick()->task_tick()，task_tick 函数会调用调度类成员函数 sched_class->task_tick 函数，如完全公平调度 task_tick_fair 函数，该函数会更新任务虚拟运行时间和虚拟截止时间，如果正在运行的进程时间片耗完，该函数会设置该进程的 TIF_NEED_RESCHED 标志。
中断退出时，内核会检测进程的 TIF_NEED_RESCHED 标志，如果TIF_NEED_RESCHED 标志被设置，内核会调用 schedule 函数完成进程调度。