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上回书说到 Linux进程的由来 和 Linux进程的创建 ，其实在同一时刻只能支持有限个进程或线程同时运行(这取决于CPU核数量，基本上一个进程对应一个CPU)，在一个运行的操作系统上可能运行着很多进程，如果运行的进程占据CPU的时间很长，就有可能导致其他进程饿死。为了解决这种问题，操作系统引入了 进程调度器 来进行进程的切换，轮流让各个进程使用CPU资源。
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1）rq： 进程的运行队列( runqueue)， 每个CPU对应一个 ，包含自旋锁(spinlock)、进程数量、用于公平调度的CFS信息结构、当前运行的进程描述符等。实际的进程队列用红黑树来维护(通过CFS信息结构来访问)。
2）cfs_rq： cfs调度的进程运行队列信息 ，包含红黑树的根结点、正在运行的进程指针、用于负载均衡的叶子队列等。
3）sched_entity： 把需要调度的东西抽象成调度实体 ，调度实体可以是进程、进程组、用户等。这里包含负载权重值、对应红黑树结点、 虚拟运行时vruntime 等。
4）sched_class：把 调度策略(算法)抽象成调度类 ，包含一组通用的调度操作接口。接口和实现是分离，可以根据调度接口去实现不同的调度算法，使一个Linux调度程序可以有多个不同的调度策略。
1） 关闭内核抢占 ，初始化部分变量。获取当前CPU的ID号，并赋值给局部变量CPU， 使rq指向CPU对应的运行队列 。 标识当前CPU发生任务切换 ，通知RCU更新状态，如果当前CPU处于rcu_read_lock状态，当前进程将会放入rnp- blkd_tasks阻塞队列，并呈现在rnp- gp_tasks链表中。 关闭本地中断 ，获取所要保护的运行队列的自旋锁， 为查找可运行进程做准备 。
2） 检查prev的状态，更新运行队列 。如果不是可运行状态，而且在内核态没被抢占，应该从运行队列中 删除prev进程 。如果是非阻塞挂起信号，而且状态为TASK_INTER-RUPTIBLE，就把该进程的状态设置为TASK_RUNNING，并将它 插入到运行队列 。
3）task_on_rq_queued(prev) 将pre进程插入到运行队列的队尾。
4）pick_next_task 选取将要执行的next进程。
5）context_switch(rq, prev, next)进行 进程上下文切换 。
1) 该进程分配的CPU时间片用完。
2) 该进程主动放弃CPU(例如IO操作)。
3) 某一进程抢占CPU获得执行机会。
Linux并没有使用x86 CPU自带的任务切换机制，需要通过手工的方式实现了切换。
进程创建后在内核的数据结构为task_struct ， 该结构中有掩码属性cpus_allowed，4个核的CPU可以有4位掩码，如果CPU开启超线程，有一个8位掩码，进程可以运行在掩码位设置为1的CPU上。
Linux内核API提供了两个系统调用 ，让用户可以修改和查看当前的掩码：
1) sched_setaffinity()：用来修改位掩码。
2) sched_getaffinity()：用来查看当前的位掩码。
在下次task被唤醒时，select_task_rq_fair根据cpu_allowed里的掩码来确定将其置于哪个CPU的运行队列，一个进程在某一时刻只能存在于一个CPU的运行队列里。
在Nginx中，使用了CPU亲和度来完成某些场景的工作：
worker_processes 4;
worker_cpu_affinity 0001001001001000;
上面这个配置说明了4个工作进程中的每一个和一个CPU核挂钩。如果这个内容写入Nginx的配置文件中，然后Nginx启动或者重新加载配置的时候，若worker_process是4，就会启用4个worker，然后把worker_cpu_affinity后面的4个值当作4个cpu affinity mask，分别调用ngx_setaffinity，然后就把4个worker进程分别绑定到CPU0～3上。
worker_processes 2;
worker_cpu_affinity 01011010;
上面这个配置则说明了两个工作进程中的每一个和2个核挂钩。
Linux技术的发展引起了很多企业和个人的关注。市场对Linux运维的需求逐渐增加，学习Linux技术的人越来越多。在Linux运维中，进程是必须学习掌握的技能。那么Linux中如何启动进程？常用的进程调度命令有哪些？
执行中的程序称作进程。当程序的可执行文件存储在存储器中并运行时，每个进程将被动态分配系统资源、内存、安全属性和相关状态。多个进程可以与同一个程序相关联，并在同一时间执行，而不会相互干扰。操作系统将有效地管理和跟踪所有正在运行的进程。
Linux中如何启动进程？启动进程的方法是什么？
手工启动。用户在输入端发出命令，直接启动进程。分为前台启动和后台启动。前台启动：直接在SHELL中输入命令进行启动。后台启动：启动一个目前并不紧急的进程。
调度启动。系统管理员根据系统资源和进程占用资源的情况，事先进行调度安排，指定任务运行的时间和场合，到时候系统会自动完成该任务。
常用的进程调度命令有哪些？
常用的进程调度命令有：at、batch、crontab。
以上便是关于“如何启动或终止进程？常用的进程调度命令有哪些？”的相关介绍。想要成为一名优秀的Linux运维工程师，需要掌握更多的Linux知识。
Linux的调度策略区分实时进程和普通进程，实时进程的调度策略是SCHED_FIFO和SCHED_RR，普通的，非实时进程的调度策略是SCHED_NORMAL（SCHED_OTHER）。
实时调度策略被实时调度器管理，普通调度策略被完全公平调度器来管理。实时进程的优先级要高于普通进程（nice越小优先级越高）。
SCHED_FIFO实现了一种简单的先入先出的调度算法，它不使用时间片，但支持抢占，只有优先级更高的SCHED_FIFO或者SCHED_RR进程才能抢占它，否则它会一直执行下去，低优先级的进程不能抢占它，直到它受阻塞或自己主动释放处理器。
SCHED_RR是带有时间片的一种实时轮流调度算法，当SCHED_RR进程耗尽它的时间片时，同一优先级的其它实时进程被轮流调度，时间片只用来重新调用同一优先级的进程，低优先级的进程决不能抢占SCHED_RR任务，即使它的时间片耗尽。SCHED_RR是带时间片的SCHED_FIFO。
Linux的实时调度算法提供了一种软实时工作方式，软实时的含义是尽力调度进程，尽力使进程在它的限定时间到来前运行，但内核不保证总能满足这些进程的要求，相反，硬实时系统保证在一定的条件下，可以满足任何调度的要求。
SCHED_NORMAL使用完全公平调度算法（CFS），之前的算法直接将nice值对应时间片的长度，而在CFS中，nice值只作为进程获取处理器运行比的权重，每个进程都有一个权重，nice优先级越高，权重越大，表示应该运行更长的时间。Linux的实现中，每个进程都有一个vruntime字段，vruntime是经过量化的进程运行时间，也就是实际运行时间除以权重，所以每个量化后的vruntime应该相等，这就体现了公平性。
CFS当然也支持抢占，但与实时调度算法不同，实时调度算法是根据优先级进行抢占，CFS是根据vruntime进行抢占，vruntime小就拥有优先被运行的权利。
为了计算时间片，CFS算法需要为完美多任务中的无限小调度周期设定近似值，这个近似值也称作目标延迟，指每个可运行进程在目标延迟内都会调度一次，如果进程数量太多，则时间粒度太小，所以约定时间片的默认最小粒度是1ms。
进程可以分为I/O消耗型和处理器消耗型，这两种进程的调度策略应该不同，I/O消耗型应该更加实时，给对端的感觉是响应很快，同时它一般又不会消耗太多的处理器，因而I/O消耗型需要调度频繁。相对来说，处理器消耗型不需要特别实时，应该尽量降低它的调度频度，延长其运行时间。
参考： linux内核分析——CFS（完全公平调度算法） - 一路向北你好 - 博客园
进程调度算法也称 CPU 调度算法，毕竟进程是由 CPU 调度的。
当 CPU 空闲时，操作系统就选择内存中的某个「就绪状态」的进程，并给其分配 CPU。
什么时候会发生 CPU 调度呢？通常有以下情况：
其中发生在 1 和 4 两种情况下的调度称为「非抢占式调度」，2 和 3 两种情况下发生的调度称为「抢占式调度」。
非抢占式的意思就是，当进程正在运行时，它就会一直运行，直到该进程完成或发生某个事件而被阻塞时，才会把 CPU 让给其他进程。
而抢占式调度，顾名思义就是进程正在运行的时候，可以被打断，使其把 CPU 让给其他进程。那抢占的原则一般有三种，分别是时间片原则、优先权原则、短作业优先原则。
你可能会好奇为什么第 3 种情况也会发生 CPU 调度呢？假设有一个进程是处于等待状态的，但是它的优先级比较高，如果该进程等待的事件发生了，它就会转到就绪状态，一旦它转到就绪状态，如果我们的调度算法是以优先级来进行调度的，那么它就会立马抢占正在运行的进程，所以这个时候就会发生 CPU 调度。
那第 2 种状态通常是时间片到的情况，因为时间片到了就会发生中断，于是就会抢占正在运行的进程，从而占用 CPU。
调度算法影响的是等待时间（进程在就绪队列中等待调度的时间总和），而不能影响进程真在使用 CPU 的时间和 I/O 时间。
最简单的一个调度算法，就是非抢占式的先来先服务（First Come First Severd, FCFS）算法了。
顾名思义，先来后到，每次从就绪队列选择最先进入队列的进程，然后一直运行，直到进程退出或被阻塞，才会继续从队列中选择第一个进程接着运行。
这似乎很公平，但是当一个长作业先运行了，那么后面的短作业等待的时间就会很长，不利于短作业。
FCFS 对长作业有利，适用于 CPU 繁忙型作业的系统，而不适用于 I/O 繁忙型作业的系统。
最短作业优先（Shortest Job First, SJF）调度算法同样也是顾名思义，它会优先选择运行时间最短的进程来运行，这有助于提高系统的吞吐量。
这显然对长作业不利，很容易造成一种极端现象。
比如，一个长作业在就绪队列等待运行，而这个就绪队列有非常多的短作业，那么就会使得长作业不断的往后推，周转时间变长，致使长作业长期不会被运行。
前面的「先来先服务调度算法」和「最短作业优先调度算法」都没有很好的权衡短作业和长作业。
那么，高响应比优先 （Highest Response Ratio Next, HRRN）调度算法主要是权衡了短作业和长作业。
每次进行进程调度时，先计算「响应比优先级」，然后把「响应比优先级」最高的进程投入运行，「响应比优先级」的计算公式：
从上面的公式，可以发现：
最古老、最简单、最公平且使用最广的算法就是时间片轮转（Round Robin, RR）调度算法。
每个进程被分配一个时间段，称为时间片（Quantum），即允许该进程在该时间段中运行。
另外，时间片的长度就是一个很关键的点：
通常时间片设为 20ms~50ms 通常是一个比较合理的折中值。
前面的「时间片轮转算法」做了个假设，即让所有的进程同等重要，也不偏袒谁，大家的运行时间都一样。
但是，对于多用户计算机系统就有不同的看法了，它们希望调度是有优先级的，即希望调度程序能从就绪队列中选择最高优先级的进程进行运行，这称为最高优先级（Highest Priority First，HPF）调度算法。
进程的优先级可以分为，静态优先级或动态优先级：
该算法也有两种处理优先级高的方法，非抢占式和抢占式：
但是依然有缺点，可能会导致低优先级的进程永远不会运行。
多级反馈队列（Multilevel Feedback Queue）调度算法是「时间片轮转算法」和「最高优先级算法」的综合和发展。
顾名思义：
工作原理：
设置了多个队列，赋予每个队列不同的优先级，每个队列优先级从高到低，同时优先级越高时间片越短；
新的进程会被放入到第一级队列的末尾，按先来先服务的原则排队等待被调度，如果在第一级队列规定的时间片没运行完成，则将其转入到第二级队列的末尾，以此类推，直至完成；
当较高优先级的队列为空，才调度较低优先级的队列中的进程运行。如果进程运行时，有新进程进入较高优先级的队列，则停止当前运行的进程并将其移入到原队列末尾，接着让较高优先级的进程运行；
可以发现，对于短作业可能可以在第一级队列很快被处理完。对于长作业，如果在第一级队列处理不完，可以移入下次队列等待被执行，虽然等待的时间变长了，但是运行时间也会更长了，所以该算法很好的兼顾了长短作业，同时有较好的响应时间。
整体架构如下，即调度策略是模块化设计的，调度器根据不同的进程依次遍历不同的调度策略，找到进程对应的调度策略，调度的结果即为选出一个可运行的进程指针，并将其加入到进程可运行队列中。
以一棵红黑树管理所有需要调度的进程，
红黑树，左边节点小于右边节点的值，运行到目前为止vruntime最小的进程，同时考虑了CPU/IO和nice，总是找vruntime最小的线程调度。
vruntime = pruntime/weight × 1024;
vruntime是虚拟运行时间，pruntime是物理运行时间，weight权重由nice值决定(nice越低权重越高)，则运行时间少、nice值低的的线程vruntime小，将得到优先调度。这是一个随运行而动态变化的过程。
