Linux 2.6 内核进程调度队列

Linux 内核究竟是如何调度队列的？

运行队列（runqueue）

在 OS 中会存在如下 运行队列，而每一个 CPU 都有一个这样的 运行队列：

蓝色区域（活动队列）

queue

注意此区域有一个叫 queue[140] 的东西，其真正的面目是这个：

task_struct* queue[140];

这是个数组，数组里是 task_struct* 类型的指针，可以存放 140 个进程 PCB 的地址

看似可以放 140 个，但实际上只会使用后 40 个（[100, 139]），好像很巧合，进程优先级就是 40 个级别，对上了？
没错， queue 下标 100 对应优先级 60，下标 139 对应优先级 99（[60, 99]）

那么相同优先级的进程 PCB （task_struct）就会以链表的形式链入 queue 对应的下表处，看似是维护了一个运行队列，实际上是维护了 40 个队列（链表）

那么想要找到一个 r 状态进程，只需要找到 运行队列 的 queue，从优先级最高的 60，也就是下表 100 处开始 遍历取出 即可

bitmap

我们的进程可能压根不会从下标 100 （优先级 60）的位置进行链入，可能都是下标 120 （优先级 80）的位置链入，那 CPU 还需要从下标 100 的位置开始遍历吗？那不是麻烦吗？

而 bitmap[5] 就出来了：

long bitmap[5];

long 在 32 位是 4 字节，32 个 bit，那 bitmap 数组的 5 个元素就有 5 * 32 = 160 个 bit

而就是用这 160 个 bit 表征 queue 里的 140 个指针是否有链入的进程，若 queue 某一下标有进程，那 bitmap 对应的位置上就是 1，反之则为 0

这样就能快速判断 queue 哪个下标位置上有进程，时间复杂度几近为 O(1)

nr_active

这个表示整个队列里有多少个进程，不用详述

总结：时间片还没有结束的所有进程都按照优先级放在该队列（活动队列）

红色区域（过期队列）

我们看了 蓝色区域 的 queue 等属性，不是这 红色区域 属性怎么和它一样是怎么回事

实际上 运行队列 会出现两套这样的结构；
queue ， bitmap ， nr_active 可以放一起成为一个小的结构体作为 运行队列 里的一个属性

利用这个小的结构体构建一个只有两个这种数据结构元素的数组，分别为： array[0] ， array[1]

而上图 array[0] 表示蓝色区域， array[1] 表示红色区域

• 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，会对 过期队列 的进程进行时间片重新计算

*active 和 *expired

CPU 在找进程时不是直接访问这个队列的，而是先找 active 指针，active 指针指向 array 数组的哪一个元素就访问哪一个元素里的 queue ，CPU 始终调度 active 指向的队列

而 active 所指的队列是 只出不进 的， expired 所指的队列是 只进不出 的

也就是说新来的进程是只入 expired 队列， active 队列里某个进程被调度的时间片到了，也是直接入 expired 队列，直到 active 队列为空，没有进程被调度时， OS 直接将指针 active 和 expired 的内容交换即可

这就是 O(1) 调度算法，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

• 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
• 没关系，在合适的时候，只要能够交换 active 指针和 expired 指针的内容，就相当于有具有了一批新的 活动进程