LinuxCPU达到瓶颈，怎样优化？

1. 分析手段

在理解平均负载之前，先要理清楚 Linux 下的进程状态。

1.1. 进程状态

1.1.1. R (TASK_RUNNING)，可执行状态

只有在该状态的进程才可能在 CPU 上运行。而同一时刻可能有多个进程处于可执行状态，这些进程的 task_struct 结构(进程控制块)被放入对应 CPU 的可执行队列中(一个进程最多只能出现在一个 CPU 的可执行队列中)。进程调度器的任务就是从各个 CPU 的可执行队列中分别选择一个进程在该 CPU 上运行。

很多操作系统教科书将正在 CPU 上执行的进程定义为 RUNNING 状态、而将可执行但是尚未被调度执行的进程定义为READY状态，这两种状态在linux下统一为 TASK_RUNNING 状态。

1.1.2. S (TASK_INTERRUPTIBLE)，可中断的睡眠状态

处于这个状态的进程因为等待某某事件的发生(比如等待 socket 连接、等待信号量)，而被挂起。这些进程的 task_struct 结构被放入对应事件的等待队列中。当这些事件发生时

(由外部中断触发、或由其他进程触发)，对应的等待队列中的一个或多个进程将被唤醒。通过 ps 命令我们会看到，一般情况下，进程列表中的绝大多数进程都处于 TASK_INTERRUPTIBLE 状态(除非机器的负载很高)。毕竟 CPU 就这么一两个，进程动辄几十上百个，如果不是绝大多数进程都在睡眠，CPU 又怎么响应得过来。

1.1.3. D (TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中断的睡眠状态

与 TASK_INTERRUPTIBLE 状态类似，进程处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的。

不可中断，指的并不是 CPU 不响应外部硬件的中断，而是指进程不响应异步信号。

绝大多数情况下，进程处在睡眠状态时，总是应该能够响应异步信号的。否则你将惊奇的发现，kill -9 竟然杀不死一个正在睡眠的进程了!于是我们也很好理解，为什么 ps 命令看到的进程几乎不会出现 TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态，而总是 TASK_INTERRUPTIBLE 状态。

而 TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态存在的意义就在于，内核的某些处理流程是不能被打断的。如果响应异步信号，程序的执行流程中就会被插入一段用于处理异步信号的流程(这个插入的流程可能只存在于内核态，也可能延伸到用户态)，于是原有的流程就被中断了。

(参见《linux 内核异步中断浅析》) 在进程对某些硬件进行操作时(比如进程调用 read 系统调用对某个设备文件进行读操作，而 read 系统调用最终执行到对应设备驱动的代码，并与对应的物理设备进行交互)，可能需要使用 TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态对进程进行保护，以避免进程与设备交互的过程被打断，造成设备陷入不可控的状态。这种情况下的 TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态总是非常短暂的，通过 ps 命令基本上不可能捕捉到。

1.1.4. T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暂停状态或跟踪状态

向进程发送一个 SIGSTOP 信号，它就会因响应该信号而进入 TASK_STOPPED 状态(除非该进程本身处于 TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态而不响应信号)。(SIGSTOP 与 SIGKILL 信号一样，是非常强制的。不允许用户进程通过 signal 系列的系统调用重新设置对应的信号处理函数。)

向进程发送一个 SIGCONT 信号，可以让其从 TASK_STOPPED 状态恢复到 TASK_RUNNING 状态。

当进程正在被跟踪时，它处于 TASK_TRACED 这个特殊的状态。"正在被跟踪"指的是进程暂停下来，等待跟踪它的进程对它进行操作。比如在 gdb 中对被跟踪的进程下一个断点，进程在断点处停下来的时候就处于 TASK_TRACED 状态。而在其他时候，被跟踪的进程还是处于前面提到的那些状态。

对于进程本身来说，TASK_STOPPED 和 TASK_TRACED 状态很类似，都是表示进程暂停下来。而 TASK_TRACED 状态相当于在 TASK_STOPPED 之上多了一层保护，处于 TASK_TRACED 状态的进程不能响应 SIGCONT 信号而被唤醒。只能等到调试进程通过 ptrace 系统调用执行 PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH 等操作(通过 ptrace 系统调用的参数指定操作)，或调试进程退出，被调试的进程才能恢复 TASK_RUNNING 状态。

1.1.5. Z (TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE)，退出状态，进程成为僵尸进程

进程在退出的过程中，处于 TASK_DEAD 状态。在这个退出过程中，进程占有的所有资源将被回收，除了 task_struct 结构(以及少数资源)以外。于是进程就只剩下 task_struct 这么个空壳，故称为僵尸。之所以保留 task_struct，是因为 task_struct 里面保存了进程的退出码、以及一些统计信息。而其父进程很可能会关心这些信息。比如在 shell 中，$?变量就保存了最后一个退出的前台进程的退出码，而这个退出码往往被作为 if 语句的判断条件。

当然，内核也可以将这些信息保存在别的地方，而将 task_struct 结构释放掉，以节省一些空间。但是使用 task_struct 结构更为方便，因为在内核中已经建立了从 pid 到 task_struct 查找关系，还有进程间的父子关系。释放掉 task_struct，则需要建立一些新的数据结构，以便让父进程找到它的子进程的退出信息。

父进程可以通过 wait 系列的系统调用(如 wait4、waitid)来等待某个或某些子进程的退出，并获取它的退出信息。然后 wait 系列的系统调用会顺便将子进程的尸体(task_struct)也释放掉。

子进程在退出的过程中，内核会给其父进程发送一个信号，通知父进程来"收尸"。这个信号默认是 SIGCHLD，但是在通过 clone 系统调用创建子进程时，可以设置这个信号。

1.2. 平均负载

单位时间内，系统处于可运行状态和不可中断状态的平均进程数，也就是平均活跃进程数，它和 CPU 使用率并没有直接关系。

既然是平均的活跃进程数，那么最理想的，就是每个cpu 上都刚好运行着一个进程，这样每个 cpu 都得到了充分利用，比如当平均负载 2时，意味着什么呢?

1、 在只有2 个 CPU的系统上，意味着所有的 CPU都刚好被完全占用

2、 在 4 个CPU的系统上，意味着 CPU 有 50%的空闲

3、 而在只有 1 个CPU 的系统上，则意味着有一半的进程竞争不到 CPU

1.2.1. 平均负载多少合理?

平均负载最理想的情况是等于 CPU 个数。查看系统 CPU 的命令如下：

（编辑：源码网）

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