Linux是一个支持多任务的操作系统，而多个任务之间的切换是通过 调度器 来完成，调度器 使用不同的调度算法会有不同的效果。
Linux2.4版本使用的调度算法的时间复杂度为O(n)，其主要原理是通过轮询所有可运行任务列表，然后挑选一个最合适的任务运行，所以其时间复杂度与可运行任务队列的长度成正比。
而Linux2.6开始替换成名为 O(1)调度算法，顾名思义，其时间复杂度为O(1)。虽然在后面的版本开始使用 CFS调度算法（完全公平调度算法），但了解 O(1)调度算法 对学习Linux调度器还是有很大帮助的，所以本文主要介绍 O(1)调度算法 的原理与实现。
由于在 Linux 内核中，任务和进程是相同的概念，所以在本文混用了任务和进程这两个名词。
O(1)调度算法原理
prio_array 结构
O(1)调度算法 通过优先级来对任务进行分组，可分为140个优先级（0 ~ 139，数值越小优先级越高），每个优先级的任务由一个队列来维护。prio_array 结构就是用来维护这些任务队列，如下代码：
#define MAX_USER_RT_PRIO 100
#define MAX_RT_PRIO MAX_USER_RT_PRIO
#define MAX_PRIO (MAX_RT_PRIO 40)
#define BITMAP_SIZE ((((MAX_PRIO 1 7)/8) sizeof(long)-1)/sizeof(long))
struct prio_array {
int nr_active;
unsigned long bitmap[BITMAP_SIZE];
struct list_head queue[MAX_PRIO];
};下面介绍 prio_array 结构各个字段的作用：
nr_active: 所有优先级队列中的总任务数。bitmap: 位图，每个位对应一个优先级的任务队列，用于记录哪个任务队列不为空，能通过bitmap够快速找到不为空的任务队列。queue: 优先级队列数组，每个元素维护一个优先级队列，比如索引为0的元素维护着优先级为0的任务队列。
下图更直观地展示了 prio_array 结构各个字段的关系：
如上图所述，bitmap 的第2位和第6位为1（红色代表为1，白色代表为0），表示优先级为2和6的任务队列不为空，也就是说 queue 数组的第2个元素和第6个元素的队列不为空。
runqueue 结构
另外，为了减少多核CPU之间的竞争，所以每个CPU都需要维护一份本地的优先队列。因为如果使用全局的优先队列，那么多核CPU就需要对全局优先队列进行上锁，从而导致性能下降。
每个CPU都需要维护一个 runqueue 结构，runqueue 结构主要维护任务调度相关的信息，比如优先队列、调度次数、CPU负载信息等。其定义如下：
struct runqueue {
spinlock_t lock;
unsigned long nr_running,
nr_switches,
expired_timestamp,
nr_uninterruptible;
task_t *curr, *idle;
struct mm_struct *prev_mm;
prio_array_t *active, *expired, arrays[2];
int prev_cpu_load[NR_CPUS];
task_t *migration_thread;
struct list_head migration_queue;
atomic_t nr_iowait;
};runqueue 结构有两个重要的字段：active 和 expired，这两个字段在 O(1)调度算法 中起着至关重要的作用。我们先来了解一下 O(1)调度算法 的大概原理。
我们注意到 active 和 expired 字段的类型为 prio_array，指向任务优先队列。active 代表可以调度的任务队列，而 expired 字段代表时间片已经用完的任务队列。active 和 expired 会进行以下两个过程：
- 当
active中的任务时间片用完，那么就会被移动到expired中。 - 当
active中已经没有任务可以运行，就把expired与active交换，从而expired中的任务可以重新被调度。
如下图所示：
O(1)调度算法 把140个优先级的前100个（0 ~ 99）作为 实时进程优先级，而后40个（100 ~ 139）作为 普通进程优先级。实时进程被放置到实时进程优先级的队列中，而普通进程放置到普通进程优先级的队列中。
实时进程调度
实时进程分为 FIFO（先进先出） 和 RR（时间轮询） 两种，其调度算法比较简单，如下：
先进先出的实时进程调度：如果调度器在执行某个先进先出的实时进程，那么调度器会一直运行这个进程，直至其主动放弃运行权（退出进程或者sleep等）。时间轮询的实时进程调度：如果调度器在执行某个时间轮询的实时进程，那么调度器会判断当前进程的时间片是否用完，如果用完的话，那么重新分配时间片给它，并且重新放置回active队列中，然后调度到其他同优先级或者优先级更高的实时进程进行运行。
普通进程调度
每个进程都要一个动态优先级和静态优先级，静态优先级不会变化（进程创建时被设置），而动态优先级会随着进程的睡眠时间而发生变化。动态优先级可以通过以下公式进行计算：
代码语言：javascript复制动态优先级 = max(100, min(静态优先级 – bonus 5), 139))
上面公式的 bonus（奖励或惩罚） 是通过进程的睡眠时间计算出来，进程的睡眠时间越大，bonus 的值就越大，那么动态优先级就越高（前面说过优先级的值越小，优先级越高）。
另外要说明一下，实时进程的动态优先级与静态优先级相同。
当一个普通进程被添加到运行队列时，会先计算其动态优先级，然后按照动态优先级的值来添加到对应优先级的队列中。而调度器调度进程时，会先选择优先级最高的任务队列中的进程进行调度运行。
运行时间片计算
当进程的时间用完后，就需要重新进行计算。进程的运行时间片与静态优先级有关，可以通过以下公式进行计算：
代码语言：javascript复制静态优先级 < 120，运行时间片 = max((140-静态优先级)*20, MIN_TIMESLICE)
静态优先级 >= 120，运行时间片 = max((140-静态优先级)*5, MIN_TIMESLICE)
O(1)调度算法实现
接下来我们分析一下 O(1)调度算法 在内核中的实现。
时钟中断
时钟中断是由硬件触发的，可以通过编程来设置其频率，Linux内核一般设置为每秒产生100 ~ 1000次。时钟中断会触发调用 scheduler_tick() 内核函数，其主要工作是：减少进程的可运行时间片，如果时间片用完，那么把进程从 active 队列移动到 expired 队列中。代码如下：
void scheduler_tick(int user_ticks, int sys_ticks)
{
runqueue_t *rq = this_rq();
task_t *p = current;
...
// 处理普通进程
if (!--p->time_slice) { // 减少时间片, 如果时间片用完
dequeue_task(p, rq->active); // 把进程从运行队列中删除
set_tsk_need_resched(p); // 设置要重新调度标志
p->prio = effective_prio(p); // 重新计算动态优先级
p->time_slice = task_timeslice(p); // 重新计算时间片
p->first_time_slice = 0;
if (!rq->expired_timestamp)
rq->expired_timestamp = jiffies;
// 如果不是交互进程或者没有出来饥饿状态
if (!TASK_INTERACTIVE(p) || EXPIRED_STARVING(rq)) {
enqueue_task(p, rq->expired); // 移动到expired队列
} else
enqueue_task(p, rq->active); // 重新放置到active队列
}
...
}上面代码主要完成以下几个工作：
- 减少进程的时间片，并且判断时间片是否已经使用完。
- 如果时间片使用完，那么把进程从
active队列中删除。 - 调用
set_tsk_need_resched()函数设TIF_NEED_RESCHED标志，表示当前进程需要重新调度。 - 调用
effective_prio()函数重新计算进程的动态优先级。 - 调用
task_timeslice()函数重新计算进程的可运行时间片。 - 如果当前进程是交互进程或者出来饥饿状态，那么重新加入到
active队列。 - 否则把今天移动到
expired队列。
任务调度
如果进程设置了 TIF_NEED_RESCHED 标志，那么当从时钟中断返回到用户空间时，会调用 schedule() 函数进行任务调度。schedule() 函数代码如下：
void schedule(void)
{
...
prev = current; // 当前需要被调度的进程
rq = this_rq(); // 获取当前CPU的runqueue
array = rq->active; // active队列
// 如果active队列中没有进程, 那么替换成expired队列
if (unlikely(!array->nr_active)) {
rq->active = rq->expired;
rq->expired = array;
array = rq->active;
rq->expired_timestamp = 0;
}
idx = sched_find_first_bit(array->bitmap); // 找到最高优先级的任务队列
queue = array->queue idx;
next = list_entry(queue->next, task_t, run_list); // 获取到下一个将要运行的进程
...
prev->sleep_avg -= run_time; // 减少当前进程的睡眠时间
...
if (likely(prev != next)) {
...
prev = context_switch(rq, prev, next); // 切换到next进程进行运行
...
}
...
}上面代码主要完成以下几个步骤：
- 如果当前
runqueue的active队列为空，那么把active队列与expired队列进行交换。 - 调用
sched_find_first_bit()函数在bitmap中找到优先级最高并且不为空的任务队列索引。 - 减少当前进程的睡眠时间。
- 调用
context_switch()函数切换到next进程进行运行。
