Linux内核的2.6年代跨度十分大，从2.6.1到2.6.39跨过了39个大版别。3.0到3.19阅历了20个版别。4.0到4.2，又有3个版别。这篇文章汇总剖析从2.6.12到4.2这中心51个大版别，时刻跨度10年的首要大模块的一些首要革新。
AD：
【51CTO.com归纳音讯】Linux内核如今现已进入4.x年代了，可是听说从版别2.6升到3.0，以及3.19升到4.0这之间都没啥太大的革新。事实如此吗?内核版别间的区别有多大?
说实话，这个疑问挺大的。Linux内核的2.6 年代跨度十分大，从2.6.1 (2003年12月发布) 到 2.6.39(2011年5月发布)，跨过了39 个大版别。3.0(原计划的2.6.40，2011年7月发布) 到 3.19(2015年2月发布)，阅历了20个版别。4.0(2015年4月发布)到4.2(2015年8月底发布)，又有3个版别。
总的来说，从进入2.6今后，每个大版别跨度开发时刻大概是 2 – 3 个月。2.6.x , 3.x, 4.x，数字的递进并没有十分根本性，有目共睹的大改动，但每个大版别中都有一些或大或小的功用改动。主版别号仅仅一个数字罢了。不过要直接从 2.6.x 晋级 到 3.x, 甚至 4.x，跟着时刻距离增大，出疑问的机率当然大许多。
自个觉得 Linux 真实走入严厉等级的高安稳性，高可用性，高可伸缩性的工业等级内核大概是在 2003 年今后吧!一是跟着互联网的敏捷遍及，更多的人运用、参加开发。二是社区经过11年开展，现已渐渐探索出一套很安稳的协同开发形式，一个首要的特点是社区开端运用版别办理东西进行办理，脱离了之前朴实手艺(或一些辅佐的粗陋东西)处理代码邮件的方法，大大加立刻开发的速度和力度。
因而，这篇文章汇总剖析一下从 2.6.12 (2005年6月发布，也即是社区开端运用 git 进行办理后的第一个大版别)，到 4.2 (2015年8月发布)这中心共 51个大版别，时刻跨度10年的首要大模块的一些首要的革新。
1.抢占支撑(preemption): 2.6 年代开端支撑(详细时刻难考，是在 2.5 这个奇数版别中引进，可看此文章[1]，关于 Linux 版别规矩，可看我文章[2])。
可抢占性，对一个体系的调度延时具有首要意义。2.6 之前，一个进程进入内核态后，其他进程无法抢占，只能等其完结或退出内核态时才干抢占，这带来严峻的延时疑问，2.6 开端支撑内核态抢占。
2.通常进程调度器(SCHED_OTHER)之纠结进化史
Linux一开端，通常进程和实时进程都是依据优先级的一个调度器，实时进程支撑 100 个优先级，通常进程是优先级小于实时进程的一个静态优先级，一切通常进程创立时都是默许此优先级，但可经过 nice() 接口调整动态优先级(共40个)。实时进程的调度器比较简略，而通常进程的调度器，则历经变迁[3]：
(1) O(1) 调度器：2.6 年代开端支撑(2002年引进)。望文生义，此调度器为O(1)时刻杂乱度。该调度器以批改之间的O(n) 时刻杂乱度调度器，以处理拓展性疑问。为每一个动态优先级保护行列，然后能在常数时刻内推举下一个进程来履行。
(2) 夭亡的 RSDL(The Rotating Staircase Deadline Scheduler)调度器，2007 年4 月提出，预期进入2.6.22，后夭亡。
O(1) 调度器存在一个比较严峻的疑问：杂乱的交互进程辨认启发式算法-为了辨认交互性的和批处理型的两大类进程，该启发式算法融入了睡觉时刻作为考量的规范，但关于一些特其他状况，常常判别禁绝，并且是改完一种状况又发现一种状况。
Con Kolivas (八卦：这家伙白日是个麻醉医师)为处理这个疑问提出RSDL(The Rotating Staircase Deadline Scheduler)算法。该算法的亮点是对公正概念的从头考虑：交互式(A)和批量式(B)进程应当是被彻底公正对待的，关于两个动态优先级彻底相同的 A，B 进程，它们应当被同等地对待，至于它们是交互式与否(交互式的应当被更快调度), 应当从他们对分配给他们的时刻片的运用天然地表现出来，而不是应当由调度器自作高超地依据他们的睡觉时刻去猜想。这个算法的中心是Rotating Staircase，它是一种衰减式的优先级调整，不相同进程的时刻片运用方法不相同，会让它们以不相同的速率衰减(在优先级行列数组中一级一级下降，这是下楼梯这姓名的由来)，然后天然区域分隔进程是交互式的(间歇性的少数运用时刻片)和批量式的(密布的运用时刻片)。详细算法细节可看这篇文章：The Rotating Staircase Deadline Scheduler [LWN.net]
(3) 彻底公正的调度器(CFS), 2.6.23(2007年10月发布)
Con Kolivas 的彻底公正的主意启发了原O(1)调度器作者Ingo Molnar，他从头完结了一个新的调度器，叫CFS。新调度器的中心同样是彻底公正性，即对等地看待一切通常进程，让它们本身行动互相区别隔来，然后辅导调度器进行下一个履行进程的推举。
详细说来，此算法依据一个抱负模型。想像你有一台无限个相同核算力的 CPU，那么彻底公正很简略，每个 CPU 上跑一个进程即可。可是，实践的机器 CPU 个数是有限的，超越 CPU 个数的进程数不或许彻底一起运转。因而，算法为每个进程保护一个抱负的运转时刻，及实践的运转时刻，这两个时刻差值大的，阐明遭到了不公正待遇，更应得到履行。
至于这种算法怎么区别交互式进程和批量式进程，很简略。交互式的进程大多数时刻在睡觉，因而它的实践运转时刻很小，而抱负运转时刻是跟着时刻的前进而添加的，所以这两个时刻的差值会变大。与之相反，批量式进程大多数时刻在运转，它的实践运转时刻和抱负运转时刻的距离就较小。因而，这两种进程被区别隔来。
CFS 的测验功用比 RSDS 好，并得到更多的开发者支撑，所以它终究代替了 RSDL 在 2.6.23 进入内核，一向运用到如今。能够八卦的是，Con Kolivas 因而离开了社区，不过他自个否定是因为此事，心生龃龉。后来，2009 年，他对越来越杂乱的 CFS 不满意，以为 CFS 过火注重对大规模机器，而大多数人都是运用少 CPU 的小机器，开发了 BFS 调度器[4]，这个在 Android 中有运用，没进入 Linux 内核。
3.有空时再跑 SCHED_IDLE, 2.6.23(2007年10月发布)
此调度战略和 CFS 调度器在同一版别引进。体系在闲暇时，每个 CPU 都有一个 idle 线程在跑，它啥也不做，即是把 CPU 放入硬件睡觉状况以节能(需求特定CPU的driver支撑)，并等候新的使命到来，以把 CPU 从睡觉状况中唤醒。假如你有使命想在 CPU 彻底 idle 时才履行，就能够用sched_setscheduler() API 设置此战略。
4.吭哧吭哧跑核算 SCHED_BATCH, 2.6.16(2006年3月发布)
概述中讲到 SCHED_BATCH 并非 POSIX 规范请求的调度战略，而是 Linux 自个额定支撑的。
它是从 SCHED_OTHER 平分化出来的，和 SCHED_OTHER 相同，不过该调度战略会让选用战略的进程比 SCHED_OTHER 更少遭到调度器的注重。因而，它合适非交互性的，CPU 密布运算型的使命。假如你事前知道你的使命归于该类型，能够用 sched_setscheduler() API 设置此战略。
在引进该战略后，本来的 SCHED_OTHER 被改名为 SCHED_NORMAL，不过它的值不变，因而坚持API 兼容，之前的 SCHED_OTHER 主动变成 SCHED_NORMAL，除非你设置 SCHED_BATCH。
5.十万火急，限期完结 SCHED_DEADLINE, 3.14(2014年3月发布)
此战略支撑的是一种实时使命。关于某些实时使命，具有阵发性(sporadic)，它们阵发性地醒来履行使命，且使命有deadline 请求，因而要确保在deadline 时刻到来前完结。为了完结此方针，选用该 SCHED_DEADLINE 的使命是体系中最高优先级的，它们醒来时能够抢占任何进程。
假如你有使命归于该类型，能够用 sched_setscheduler() 或 sched_setattr() API 设置此战略。
更多可参看此文章：Deadline scheduling: coming soon? [LWN.net]
6.通常进程的组调度支撑(Fair Group Scheduling), 2.6.24(2008年1月发布)
2.6.23 引进的 CFS 调度器对一切进程彻底公正对待。但这有个疑问，想象当时机器有2个用户，有一个用户跑着9个进程，还都是CPU 密布型进程;另一个用户只跑着一个 X 进程，这是交互性进程。从 CFS 的视点看，它将对等对待这 10 个进程，成果致使的是跑 X 进程的用户遭到不公正对待，他只能得到约 10% 的 CPU 时刻，让他的体会相当差。
依据此，组调度的概念被引进[6]。CFS 处理的不再是一个进程的概念，而是调度实体(sched entity)，一个调度实体能够只包括一个进程，也能够包括多个进程。因而，上述比方的窘境能够这么处理：分别为每个用户树立一个组，组里放该用户一切进程，然后确保用户间的公正性。
该功用是依据操控组(control group, cgroup)的概念，需求内核敞开 CGROUP 的支撑才可运用。关于 CGROUP ，今后或许会写。
7.实时进程的组调度支撑(RT Group Scheduling), 2.6.25(2008年4月发布)
该功用同通常进程的组调度功用相同，只不过是关于实时进程的。
8.组调度带宽操控((CFS bandwidth control)，3.2(2012年1月发布)
组调度的支撑，对完结多租户体系的办理是十分便利的，在一台机器上，能够便利对多用户进行 CPU 均分。然后，这还不满足，组调度只能确保用户间的公正，但若办理员想操控一个用户运用的最大CPU 资本，则需求带宽操控。3.2 关于 CFS组调度，引进了此功用[6]，该功用能够让办理员操控在一段时刻内一个组能够运用 CPU 的最长时刻。
9.极大进步体会的主动组调度(Auto Group Scheduling)，2.6.38(2011年3月发布)
试想，你在终端里熟练地敲击指令，编译一个大型项目的代码，如Linux内核，然后在编译的一起悠闲地看着影片等候，成果电脑却十分卡，体会必定很不爽。
2.6.38 引进了一个关于桌面用户体会的改善，叫做主动组调度.短短400多行代码[7]，就很大地进步了上述景象中桌面运用者体会，导致不小颤动。
本来原理不杂乱，它是依据之前支撑的组调度的一个延伸。Unix 国际里，有一个会话(session) 的概念，即跟某一项使命有关的一切进程，能够放在一个会话里，统一办理。比方你登录一个体系，在终端里敲入用户名，暗码，然后履行各种操作，这一切进程，就被规划在一个会话。
因而，在上述比方里，编译代码和终端进程在一个会话里，你的浏览器则在另一个会话里。主动组调度的作业即是，把这些不相同会话主动分红不相同的调度组，然后使用组调度的优势，使浏览器会话不会过多地遭到终端会话的影响，然后进步体会。
该功用能够手动封闭。
10.依据调度域的负载均衡，2.6.7(2004年6月发布)
核算机依托并行度来打破功用瓶颈，CPU个数也是日积月累。最早的是 SMP(对称多处理)，所以 CPU同享内存，并拜访速度共同。跟着 CPU 个数的添加，这种做法不适应了，因为 CPU 个数的增多，添加了总线拜访抵触，这么 CPU 添加的并行度被拜访内存总线的瓶颈给抵消了，所以引进了 NUMA(非共同性内存拜访)的概念。机器分为若干个node，每个node(本来通常即是一个socket)有本地可拜访的内存，也能够经过 interconnect 中介机构拜访其他 node 的内存，可是拜访速度下降了，所以叫非共同性内存拜访。Linux 2.5版别时就开端了对NUMA 的支撑[5]。
而在调度器范畴，调度器有一个首要使命即是做负载均衡。当某个 CPU 呈现闲暇，就要从其他 CPU 上调整使命过来履行;当创立新进程时，调度器也会依据当时负载状况分配一个最合适的 CPU 来履行。然后，这些概念是大大简化了实践景象。
在一个 NUMA 机器上，存在下列层级：
◆每一个NUMA node 是一个 CPU socket(你看主板上CPU方位上那一块东西即是一个socket)。
◆每一个socket上，或许存在两个核，甚至四个核。
◆每一个核上，能够翻开硬件多纯程(HyperThread)。
假如一个机器上一起存在这三个层级，则对调度器来说，它所见的一个逻辑 CPU本来是一个HyperThread。处理同一个core 中的CPU，能够同享L1，甚至 L2 缓存，不相同的 core 间，能够同享 L3 缓存(假如存在的话)。
依据此，负载均衡不能简略看不相同 CPU 上的使命个数，还要考虑缓存，内存拜访速度。所以，2.6.7 引进了调度域(sched domain) 的概念，把 CPU 按上述层级划分为不相同的层级，构建成一棵树，叶子节点是每个逻辑 CPU，往上一层，是归于 core 这个域，再往上是归于 socket 这个域，再往上是 NUMA 这个域，包括一切 CPU。
当进行负载均衡时，将从最低一级域往上看，假如能在 core 这个层级进行均衡，那最佳;不然往上一级，能在socket 一级进行均衡也还将就;最终是在 NUMA node 之间进行均衡，这是价值十分大的，因为跨 node 的内存拜访速度会下降，或许会因小失大，很少在这一层进行均衡。
这种分层的做法不只确保了均衡与功用的平衡，还进步了负载均衡的功率。
关于这方面，能够看这篇文章：Scheduling domains [LWN.net]
11.更准确的调度时钟(HRTICK), 2.6.25(2008年4月发布)
CPU的周期性调度，和依据时刻片的调度，是要依据时钟中止来触发的。一个典型的 1000 HZ 机器，每秒钟发生 1000 次时刻中止，每次中止到来后，调度器会看看是不是需求调度。
但是，关于调度时刻粒度为微秒(10^-6)等级的精度来说，这每秒 1000 次的粒度就显得太粗糙了。
2.6.25引进了所谓的高清嘀哒(High Resolution Tick)，以供给更准确的调度时钟中止。这个功用是依据高清时钟(High Resolution Timer)结构，这个结构让内核支撑能够供给纳秒等级的精度的硬件时钟(将会在时钟子体系里讲)。
12.主动 NUMA 均衡(Automatic NUMA balancing)，3.8(2013年2月发布)
NUMA 机器一个首要特性即是不相同 node 之间的内存拜访速度有区别，拜访本地 node 很快，拜访其他 node 则很慢。所以，进程分配内存时，老是优先分配地点 node 上的内存。但是，前面说过，调度器的负载均衡是或许把一个进程从一个 node 迁移到另一个 node 上的，这么就造成了跨 node 的内存拜访;Linux 支撑 CPU 热插拔，当一个 CPU 下线时，它上面的进程会被迁移到其他 CPU 上，也或许呈现这种状况。
调度者和内存范畴的开发者一向致力于处理这个疑问.因为两大体系都十分杂乱，找一个通用的牢靠的处理计划不简略，开发者中提出两套处理计划，各有好坏，一向未能达到共同意见。3.8内核中，内存范畴的闻名黑客 Mel Gorman 依据此状况，引进一个叫主动 NUMA 均衡的结构，以期存在的两套处理计划能够在此结构上进行结合;一起，他在此结构上完结了简略的战略：每逢发现有跨 node 拜访内存的状况时，就立刻把该内存页面迁移到当时 node 上。
不过到 4.2 ，好像也没发现之前的两套计划有恣意一个迁移到这个结构上，却是，在前述的简略战略上进行更多改善。
假如需求研讨此功用的话，可参阅以下几篇文章：
◆介绍 3.8 前两套竞赛计划的文章：A potential NUMA scheduling solution [LWN.net]
◆介绍 3.8 主动 NUMA 均衡 结构的文章：NUMA in a hurry [LWN.net]
◆介绍 3.8 后开展的两篇文章，细节较多，主张对调度/内存代码有研讨后才研读：
NUMA scheduling progress [LWN.net]
https://lwn.net/Articles/591995/
13.CPU 调度与节能
从节能视点讲，假如能坚持更多的 CPU 处于深睡觉状况，仅坚持必要数目的 CPU 履行使命，就能非常好地节省电量，这对笔记本电脑来说，特别首要。但是，这不是一个简略的作业，这涉及到负载均衡，调度器，节能模块的并互，Linux 调度器中曾经有有关的代码，但后来发现疑问，在3.5, 3.6 版别中，现已把有关代码删去.全部疑问需求从头考虑。
在前不久，一个新的 patch 被提交到 Linux 内核开发邮件列表，这个疑问或许有了新的端倪，届时再来更新此末节.可阅览此文章：Steps toward power-aware scheduling
引证：
[1]Towards Linux 2.6
[2]Linux内核发布形式与开发安排形式(1)
[3] IBM developworks 上有一篇总述文章，值得一读：Linux调度器开展简述
[4]CFS group scheduling [LWN.net]
[5]http://lse.sourceforge.net/numa/
[6]CFS bandwidth control [LWN.net]
[7]kernel/git/torvalds/linux.git
（南京欣才PHP培训）
