（Linux基础知识）Linux进程优先级五、进程切换

流程的不同状态本质上是为了满足不同的操作场景而设计的。

1. 运行队列

进程如何在CPU上运行：CPU在内核上维护一个运行队列来管理进程。 将进程放入队列本质上就是将进程的结构体对象放入运行队列。

2、运行状态

进程PCB在运行队列中处于运行状态。 并不代表进程正在运行，也就是运行状态。

状态是进程内部的一个属性，所有属性都在PCB中

进程不仅意味着占用CPU资源，还可能随时需要外设资源。

该进程不在运行队列中，无法直接调度该进程，而是在等待外设资源的状态。 本质就是将对象放在不同的队列中！

综上所述，所谓进程的不同状态本质上是指进程处于不同的队列中，等待某些资源。

如果系统中有很多进程，进程短期内不会被调度，代码和数据短期内不会被执行。 如果此时内存空间不足，操作系统可以将代码和数据暂时保存到磁盘上，节省一些空间。 ，进程暂时挂起，这就是挂起状态。

关于阻塞状态和挂起状态，阻塞并不一定意味着挂起，挂起一定意味着阻塞。

这些都是概念性的，具体在Linux下是什么样子的呢？

2.Linux进程状态

为了理解正在运行的进程的含义，我们需要了解进程的不同状态。 一个进程可以有多种状态（在Linux内核中，进程有时被称为任务）。源码中定义了以下状态

代码语言：

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/*
* The task state array is a strange "bitmap" of
* reasons to sleep. Thus "running" is zero, and
* you can test for combinations of others with
* simple bit tests.
*/
static const char * const task_state_array[] = {
"R (running)", /* 0 */
"S (sleeping)", /* 1 */
"D (disk sleep)", /* 2 */
"T (stopped)", /* 4 */
"t (tracing stop)", /* 8 */
"X (dead)", /* 16 */
"Z (zombie)", /* 32 */
};

R运行状态()、S睡眠状态()、D盘睡眠状态(Disk sleep)、T停止状态()、X死亡状态(dead)

我们看一下Linux下的运行状态（R）是什么样的：

图像-

创建.c：

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编辑一下：

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这是因为需要访问外设显示，而外设速度比较慢，需要等待很长时间（相对于CPU）。

我们可以看一下T状态

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对于S来说，是浅睡眠，可以终止。 D是深度睡眠，不能被操作系统杀死。 只能自己断电唤醒来解决。 这里简单看一下。

状态：

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这也是暂停状态，stop表示进程正在被跟踪

3、两个特殊工艺

当进程退出时，该进程对应的资源并不能立即释放！保存一段时间，让对应的父进程/操作系统读取。

1.僵尸进程

僵尸状态（ state）是一种比较特殊的状态。当进程退出并且父进程没有读取到子进程退出的返回码时，就会出现僵尸（）进程。

下面，我们可以通过具体的例子来了解一下僵尸进程。 进程退出但未被回收（父进程，OS）。 我们可以创建一个子进程，这样父进程不退出，子进程正常退出（exit(1)）：

图像-

监控脚本命令：

代码语言：

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while :; do ps axj | head -1 && ps axj | grep myprocess | grep -v grep; sleep 1; done

图像-

右侧运行一段时间后出现Z状态：

图像-

表示无效，即进程已经死亡但还没有被回收。终止左侧，执行上面监控的命令。 上述过程将不再存在。 这是因为当父子进程终止时，操作系统会自动回收它们。

图像-

这是一个僵尸进程。 内存泄漏不仅仅体现在\new中，系统中也存在。

僵尸进程的危险

进程的退出状态必须被维护，因为它需要告诉关心它的进程（父进程）我是如何完成你给我的任务的。如果父进程从不读取，子进程将永远在Z状态。 维护退出状态本身就需要数据维护，同时也是进程的基本信息，所以保存在（PCB）中。 换句话说，Z状态永远不会退出。 PCB总是要维护父进程并创建许多子进程。 如果不回收的话，会造成内存资源的浪费，因为数据结构对象本身就占用内存。 想想在C中定义一个结构体变量（对象），需要在内存的某个地方开辟空间。

2. 孤儿进程

父进程先退出，子进程称为“孤儿进程”。 孤儿进程被1号init进程采用，并被init进程回收。

废话不多说，我们直接通过一小段代码来看一下：

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首先我们看一下z状态（杀死子进程）：

图像-

现在重新启动进程（杀死父进程）：

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父进程结束，看不到它的僵尸状态：父进程也有父进程，它们都是bash的子进程，所以bash进程会回收父进程的资源。

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这时30418就变成1:1对应的操作系统了。 1号采用的子进程是孤儿进程。

可以肯定的是父进程先退出。 子进程将被操作系统采用（1号进程）。 这是为了在子进程退出时回收相应的僵尸进程，并对子进程进行管理。

收养过程就是孤儿过程。

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同时，子进程之前的状态是S+，现在变成了S。如果前台进程创建的子进程成为孤儿，那么它会自动成为后台进程（无法用ctrl+杀死）此时C，只能用kill解决）

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4. 进程优先级 1. 优先级概念

对优先级的理解决定了能否按顺序获取资源。优先级高的先获取，反之亦然。

存在原因：资源太少，需要分配

CPU资源分配的顺序是指进程的优先级（）。 优先级较高的进程拥有优先执行权。 配置进程优先级对于多任务环境中的Linux非常有用，可以提高系统性能。

优先级的本质是PCB中的一个/几个整数

2.查看系统进程

在linux或unix系统中，使用ps –la命令将输出类似以下内容：

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UID：代表执行者的身份。 PID：代表该进程的代号。 PPID：表示这个进程是从哪个进程发展而来的，即父进程的代号。 PRI：表示该进程可以执行的优先级。 值越小。 越早执行（就像性能排名一样，越小越好） NI：代表这个进程的nice值

3.PRI和NI

Linux 中的优先级由两个整数确定：PRI() 和 NI(nice)

在Linux下，可以认为最终优先级=old优先级+NI。

注意：Linux下旧的默认优先级值为80！ 而NI，即nice值，也有一个取值范围。 取值范围为[-20,19]，表示优先级的取值范围为[80-21,80+19]。 稍后我们将演示nice值的取值范围。

Linux下，进程的优先级是在运行过程中调整的。 调整策略是通过改变nice值来完成的，也就是说会受到nice值的影响（但一般情况下是不会修改的）。

但大多数情况下，nice值是默认值，即0：

图像-

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这里的PRI优先级是80，下面我们可以更改它

命令改变很好

步骤1：须藤顶

第二步：输入top后输入r然后输入进程的pid（进入进程）并输入要修改的nice值。

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这里仍然是80，让我们使用top来更改它（输入sudo top，然后输入r）：

图像-

图像-

当输入要修改的值时，以-100为例，会出现以下情况（最终变成-20）：

图像-

这里，改成100后，出现以下情况（最终变成19）：

图像-

注意：调整优先级并不意味着可以随便调整。 这是操作系统不允许的，会导致调度不平衡。所以有一定的取值范围

Nice的取值范围是[-20,19]，共40个数字

以上就是Linux优先级的内容。 我们在这里简单介绍一下。

5.特点

竞争：系统进程较多，但CPU资源只有很少，甚至1个，因此进程之间存在竞争。为了高效地完成任务，更合理地竞争相关资源，实现了优先级独立：当多个进程运行时，各种资源需要独占共享，多进程运行时互不干扰。 并行性：多个进程同时在多个CPU上单独运行。 运行起来，这叫并行并发：多个进程在一个CPU下使用进程切换，在一段时间内，可以提升多个进程，这叫并发。

这里的父进程和子进程的独立性还存在吗？ 是的

代码语言：

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int main()
{
    pid_t id = fork();
    if(id == 0)
    {
        while(1)
        {
            printf("this is child process,pid: %d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
            sleep(1);
            int *p = NULL;
            *p = 100;//野指针                                                           
         }
     }
    else
    {
        while(1)
          {
              printf("this is parent process,pid:%d,ppid:%d\n",getpid(),getppid());
              sleep(1);
          }
    }
}

图像-

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子进程崩溃不影响父进程

5. 进程切换 1. 并发

多个进程使用同一个CPU不断切换进程，让单CPU计算机在一段时间内同时推进多个进程代码的现象称为并发。

利用进程切换，不同的进程可以运行一段时间内的代码并同时前进。

2. 如何切换进程

CPU中有一组硬件寄存器。 宏观上，寄存器分为用户可见的和用户不可见的。

当计算机调度一个进程时，CPU会将进程的PCB地址加载到寄存器中。 也就是说CPU中有一个寄存器只能找到进程的PCB地址。

CPU中有一个eip寄存器（PC指针），它指向当前执行的指令之后的下一条指令的地址。

进程运行时，会产生很多临时数据，但这些临时数据只属于当前进程。 虽然CPU内部只有一套寄存器硬件，但寄存器中保存的数据只属于当前进程。 换句话说，寄存器硬件不是寄存器硬件。 这是两件不同的事情。 寄存器是所有进程共享的，但是寄存器中的数据是每个进程私有的。

时间片启发

进程在运行时会占用CPU，但直到进程结束时才会占用CPU。 该过程有自己的时间片！ 由于时间片的存在，进程可能还没执行完就被下掉了。 这时候问题就出现了：这个进程下次如何返回CPU继续运行：

进程切换时，需要先进行上下文保护。 这里的上下文指的是CPU中的寄存器数据，而不是寄存器。 简单理解就是临时数据保存到PCB上，当进程恢复运行时，需要上下文保护。 对于恢复，进程返回CPU继续运行时会重新加载并恢复这些数据。