【Linux】进程优先级&&进程切换

进程优先级
进程优先级是操作系统中用于决定进程调度顺序的重要属性。它表示一个进程在系统资源分配和 CPU 调度中的相对重要性。优先级越高的进程通常会获得更多的 CPU 时间和资源，从而更快地完成其任务。

查看进程优先级
ps -l

通常ps -l查询不到我们启动的进程的信息，所以我们一般都是用ps -al查询进程信息。

可以看到我们启动的myprocess。
这里有两个信息来觉得我们的优先级。

一个是PRI，一个事NI值，这两个决定了进程的优先级。
最终优先级的计算公式：P R I （最终） = P R I （默认） + N I PRI（最终）=PRI（默认）+NIPRI（最终）=PRI（默认）+NI
NI值也称为nice值，是优先级的修正数据。
这里还有一个比较重要的信息：UID
UID是操作系统中用于唯一标识用户的数字。在Linux中，每个用户都有一个唯一的 UID，用于控制访问权限和资源管理。
这里可以看到myprocess这个进程是由UID是1000的用户启动的。
UID的作用：我们知道Linux中有权限的概念，那么权限是如何实现的呢？其实每个文件也是有UID的。

当我们用某个指令的时候，比如说touch，mkdir等等指令，操作系统是如何判断是否有权限的呢，因为使用指令实际本质上也是启动一个进程，这个进程势必也是有UID的，所以操作系统可以对比这个文件的UID和这个操作的UID，看这个操作的UID对应的文件是否有这个权限，最后决定是否能进行这个操作。

进程优先级的修改
进程优先级的修改本质上是修改nice值，修改的是优先级修正数据，进而最终影响我们的最终优先级
进程优先级的修改主要有两种：

指令
代码
指令修改：
利用top指令修改进程优先级：

打开top，输入r进入到优先级修改的模式，通过PID来对优先级进行修改，输入我们对应的PID，然后对进程的nice值进行修改。

可以看见我们的NI值由默认的0修改为了1，最终优先级也是由默认的80，变为了81，这里我们可以知道：
P R I （最终） = P R I （默认 80 ） + N I PRI（最终）=PRI（默认80）+NIPRI（最终）=PRI（默认80）+NI

我们可以通过修改进程优先级来确定最终优先级的上限和下限，这里我们不知道最大的NI值是多少，先姑且修改为100.

可以看见实际的nice值没有修改为100，而是修改为了19，说明nice值的上限是19，最终进程优先级的上限是99，我们继续来确定下限，这里我们也同样用-100，来表示最小nice值。

可以看见实际的nice也没有被修改为-100，而是被修改为了-20，说明nice值的下限是-20，PRI的下限是60，这里我们就可以确定nice值是[-20,19],40个数，而最终优先级的范围是[60,99]。

进程切换
进程切换的概念
进程切换是指操作系统在多个进程之间切换 CPU 的执行权的过程。由于在一个操作系统中，CPU 资源是有限的，而通常会有多个进程需要同时执行，因此操作系统会通过进程切换来实现多任务处理。
当一个进程执行完一个时间片之后，就会执行进程切换，切换到下一个进程，这样循环往复就形成了进程间的轮转调度。
那么进程的切换是如何进行的呢？我们来画一个简图：
我们知道CPU中有很多寄存器，比如：eax，ebx，ecx，edx，eflag，ecs，eds，efs，eip（pc），ir等等。

对于上面这么多寄存器我们只需要知道：
eip（pc）：存储当前正在执行的指令的下一条指令的地址的寄存器
ir：指令寄存器，是CPU内部一个专门用于存储当前正在执行的指令的寄存器。它在CPU执行周期中起着关键作用，负责暂时保存从内存中取出的指令，以便CPU解码和执行。

当程序已经加载到内存当中时，pc开始读取指令，然后ir读取pc存储的地址对应的指令。ir存储完指令之后，会进行解码，然后取操作数等等操作，最后会得到这句代码的结果，但是在ir存储完了之后，pc会根据ir中代码的长度，然后跳到下一个代码首的地址，存储下一个代码首的地址，当CPU执行完了之后就会执行下一句代码。

起初pc是指向这里的，但是ir读取完了之后，pc会更新。

p c （下一个） = p c （当前） + i r （对应的代码的长度） pc（下一个）=pc（当前）+ir（对应的代码的长度）pc（下一个）=pc（当前）+ir（对应的代码的长度）
就可以找到下一个代码的首个位置，然后进行循环处理，这时单个时间片处理进程的情况，这下我们加上多个进程处理的情况。

寄存器中的数据通常被视为临时数据。寄存器用于快速存储和访问CPU在执行指令时所需的操作数、地址、计算结果等信息。由于寄存器的访问速度远快于内存，它们是CPU内部用于临时存储和处理数据的关键部分。
首先我们考虑的是不保护临时数据的情况：
如果我们不保护临时数据，假如当我们执行到code3的时候，一个时间片已经执行完了，所以应该切换到下一个进程的时间片进行执行，执行下一个进程的时间片时，
这时，上一个进程的临时数据已经被第二个进程的数据覆盖掉了，当我们执行到code5的时候，一个时间片已经结束，所以回到第一个进程继续执行下一个时间片，但是上一个进程的临时数据已经被覆盖掉了，这时我们就不知道从哪句代码运行了，所以如果不保护临时数据是不可能形成进程切换，所以肯定有临时数据的保护，当我们一个时间片结束之后，在某个地方保存着这些临时变量，当执行完第一个进程之后保存临时数据，然后执行下一个时间片，执行完一系列时间片之后回到这个这个进程时，将保存起来的临时数据加载到CPU当中重新执行，上个时间片接着的进度。
**进程切换：**当一个进程的时间片结束之后切走到下一个进程，一系列进程完成之后切回到这个进程继续完成。
切走：将相关寄存器内容，保护起来
切回：将历史保存的寄存器数据，恢复到寄存器当中每次切换时。

这些临时数据到底是放在哪里的呢？

unsigned short uid,euid,suid;
unsigned short gid,egid,sgid;
unsigned long timeout;
unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;
unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_incr;
long utime,stime,cutime,cstime,start_time;
unsigned long min_flt, maj_flt;
unsigned long cmin_flt, cmaj_flt;
struct rlimit rlim[RLIM_NLIMITS];
unsigned short used_math;
unsigned short rss; /* number of resident pages */
char comm[16];
struct vm86_struct * vm86_info;
unsigned long screen_bitmap;
/* file system info */
int link_count;
int tty; /* -1 if no tty, so it must be signed */
unsigned short umask;
struct inode * pwd;
struct inode * root;
struct inode * executable;
struct vm_area_struct * mmap;
struct shm_desc *shm;
struct sem_undo *semun;
struct file * filp[NR_OPEN];
fd_set close_on_exec;
/* ldt for this task - used by Wine. If NULL, default_ldt is used */
struct desc_struct *ldt;
/* tss for this task */
struct tss_struct tss;
#ifdef NEW_SWAP
unsigned long old_maj_flt; /* old value of maj_flt */
unsigned long dec_flt; /* page fault count of the last time */
unsigned long swap_cnt; /* number of pages to swap on next pass */
short swap_table; /* current page table */
short swap_page; /* current page */
#endif NEW_SWAP
struct vm_area_struct *stk_vma;

上面是PCB原码，内部有一个结构体是tss，我们来看看tss结构体：

struct tss_struct {
unsigned short back_link,__blh;
unsigned long esp0;
unsigned short ss0,__ss0h;
unsigned long esp1;
unsigned short ss1,__ss1h;
unsigned long esp2;
unsigned short ss2,__ss2h;
unsigned long cr3;
unsigned long eip;
unsigned long eflags;
unsigned long eax,ecx,edx,ebx;
unsigned long esp;
unsigned long ebp;
unsigned long esi;
unsigned long edi;
unsigned short es, __esh;
unsigned short cs, __csh;
unsigned short ss, __ssh;
unsigned short ds, __dsh;
unsigned short fs, __fsh;
unsigned short gs, __gsh;
unsigned short ldt, __ldth;
unsigned short trace, bitmap;
unsigned long io_bitmap[IO_BITMAP_SIZE+1];
unsigned long tr;
unsigned long cr2, trap_no, error_code;
union i387_union i387;
};

可以看见当中有很多寄存器信息，寄存器当中的临时信息就是存储在PCB当中的tss结构体当中的。
TSS是 x86 架构中的一个重要数据结构，用于管理任务切换。它包含关于当前任务的信息，比如任务的状态、CPU 寄存器、堆栈指针等。

总结
在 Linux 操作系统中，进程优先级和进程切换是确保系统高效运行的核心机制。通过合理设置进程优先级，系统能够根据任务的重要性和紧急性，合理分配 CPU 资源。这不仅提升了系统的响应速度，还能有效避免资源的浪费。

同时，进程切换的实现方式保证了多任务环境下的平稳运行。尽管频繁的进程切换可能会带来一定的性能开销，但通过调度算法的优化，Linux 仍能在保持高效性的同时，确保各个进程得到公平的执行机会。

了解这些概念不仅有助于深入掌握 Linux 系统的工作原理，还能为优化应用程序性能提供指导。希望本文能为你在 Linux 进程管理方面的学习和实践提供一些启发。
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