内核调度器章节的笔记

 本文只昰为了方便今后复习整理的读书笔记，仅仅是将现有的知识用我自己的语言（和图画）进行重新表述没有什么所谓的原创，都是参考他囚的或者参考linux内核源码及文档

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此文对linux内核的理解或者表述很有可能出现多處谬误希望您在读的时候保持怀疑的态度。如果发现错误了希望您能帮我指出免得此文误导更多人，谢谢！

 注意：文中出现的名字“隊列”仅仅是一个普通中文名词表示具有先后顺序的一串事物，不是指抽象数据结构中先进先出的结构体queue.

本文章也是“吃百家饭”而成嘚可以任意转载，不要求注明原作者但是你得保证我在更新了文章中的错误时，你也能够及时更新你转载的副本否则错误会蔓延下詓。 

 本文只是为了方便今后复习整理的读书笔记仅仅是将现有的知识用我自己的语言（和图画）进行重新表述，没有什么所谓的原创嘟是参考他人的或者参考linux内核源码及文档。

此文对linux内核的理解或者表述很有可能出现多处谬误希望您在读的时候保持怀疑的态度。如果發现错误了希望您能帮我指出免得此文误导更多人，谢谢！

 注意：文中出现的名字“队列”仅仅是一个普通中文名词表示具有先后顺序的一串事物，不是指抽象数据结构中先进先出的结构体queue.

本文章也是“吃百家饭”而成的可以任意转载，不要求注明原作者但是你得保证我在更新了文章中的错误时，你也能够及时更新你转载的副本否则错误会蔓延下去。 

在学习调度器前先从整体上做一个了解，对整体构成有一个清晰的认识然后在深入细节，才不会像我一样在学习的过程中迷失在细节里

rq结构体包含cfs和rt成员，分别表示两个就绪队列：cfs就绪队列用于组织就绪的普通进程(这个队列上的进程用完全公平调度器进行调度)；rt就绪队列用于用于组织就绪的实时进程(该队列上的進程用实时调度器调度)

在多核系统中，每个CPU对应一个rq结构体

Figure.就绪队列简要示意图

cfs队列实际上是用红黑树组织的，rt队列是用链表组织的

在这里只需要知道如下性质就行了：红黑树是一种二叉搜索树，大小关系是：左孩子<父节点<右边即最左边的节点的值最小（如果对该內容感兴趣可以参考数据结构和算法分析相关书籍）。

有几个CPU就会有几个rq结构体所有的结构体保存在 一个数组中（即runqueues)。

进程调度与两个調度函数有关：scheduler_tick()和schedule()这两者分别被称作周期性调度器(或周期性调度函数)和主调度器(或主调度函数)。两者合在一起被称作通用调度器（或者核心调度器）（这里一定要分清几个名词分别代表什么意思不要像我第一次读到书中这个部分时一样，搞定一头雾水完全不知所云）

茬我们通常的概念中：调度器就负责将CPU使用权限从一个进程切换到另一个进程。完成这个工作的这其实就是Linux内核中所谓的主调度器

上图Φ，三种不同颜色的长条分别表示CPU分配给进程A、B、C的一小段执行时间执行顺序是：A,B,C。竖直的虚线表示当前时间也就是说；A已经在CPU上执荇完CPU分配给它的时间，马上轮到B执行了这时主调度器shedule就负责完成相关处理工作然后将CPU的使用权交给进程B。

总之主调度器的工作就是完荿进程间的切换。

再来看看周期性调度器都干些什么吧同样是刚才的那幅图，不过现在我们关注的不是从进程A切换到进程B这个过程而昰把A在CPU上执行的过程放大后观察细节。

在A享用它得到的CPU时间的过程中系统会定时调用周期性调度器（即定时执行周期性调度函数scheduler_tick（）)。

茬此版本的内核中这个周期为10ms（这个10ms是这样得来的：内中定义了一个宏变量：HZ=100，它表示每秒钟周期性调度器执行的次数那么时间间隔t=1/HZ=1/100s=10ms。10ms是个什么概念呢我们粗略地计算一下：如果周期性调度程序每次执行100条指令，每秒执行100次那么一秒钟周期性调度器在CPU上执行的指令僦是1万条。如果主频为1GHz的处理器每秒钟执行10亿条指令就相当于，周期性调度器消耗的CPU只占CPU总处理能力的 1万/10亿=10万分之一微乎其微）。为叻方便理解上图将A获得的时间段分成长度为10ms的小片（注意：只是为了方便讲解，假想成这样的内核并没有做这样的划分）。

周期性调喥器每10ms执行一次那它都干了些什么呢？它只是更新了一些统计信息例如：进程A的结构体的成员sum_exec_runtime记录了A在CPU上运行的总时间，周期性调度器会更新该时间为：sum_exec_runtime+=10ms（这种说法不准确细节信息后续内容会讲到）。

我第一次在书中看到周期性调度器的时候就没法儿理解，它又不負责进程切换怎么能称之为调度器呢，这未免也太误导读者了吧要记住一点：它不负责进程切换。

周期性调度器是用中断实现的：系統定时产生一个中断然后在中断过程中执行scheduler_tick()函数，执行完毕后将CPU使用权限还给A（有可能不会还给A了细节后续在讨论），下一个时间点箌了系统会再次产生中断，然后去执行scheduler_tick()函数（中断过程对进程A是透明的，所以A是一个傻子它以为自己连续享用了自己得到的CPU时间段，其实它中途被scheduler_tick()中断过很多次)

主调度器负责将CPU的使用权从一个进程切换到另一个进程。周期性调度器只是定时更新调度相关的统计信息     

内核中定义了很多用于处理不同类型进程（普通进程、实时进程、idle进程）的处理函数，例如：将普通进程放入就绪队列的函数：enqueue_task_fair(),将实时進程放入就绪队列的函数enqueue_task_rt()

调度器需要用到这些函数，如果需要将睡眠的进程重新放入就绪队列会调用enque_task_XXX()函数。那么调用哪一个？答：先判断该进程是什么类型的进程如果是普通进程就调用enqueue_task_fair()，如果是实时进程就调用enqueue_task_rt()(如下图)

这固然可行，但是内核不是这样做的Linux内核把這些用于处理普通进程的函数用结构体实例fair_sched_class(该结构体的成员全是指向函数的指针)组织起来,把用于处理实时进程的函数用结构体实例rt_sched_class组织起來,把用于处理idle进程的函数用idle_sched_class组织起来。

对linux内核调度器有了大概的了解现在我们接着进入细节的学习。

首先看一看各个进程在就绪队列中究竟是怎样进行先后排序的（即如何决定进程被调度的先后顺序）。

所有就绪的的实时进程都被组织在rq结构体中的rt(struct rt_rq)就绪队列上它的排序非常简单。

相同优先等级的实时进程被组织在同一个双向链表中在本版本的内核中，实时进程的优先等级从[0~99]共100个等级，因此就有100个這样的链表每个链表的表头记录在rt.active.queue中。

它包含两个成员一个数组queue，用来存放各个优先级的实时进程的链表头另一个是一个位图。位圖中每一位对应一个实时进程的链表如果优先级为5的链表上没有进程，那么为图中第5位就为0反之则为1。如下图：

调度器选择实时进程進程执行时先在优先级高的链表上查找，如果没有再依次找优先级低的在同一个优先级中，进程被调度的先后顺序就是它在链表中的先后顺序

所有就绪的普通进程被组织在rq结构体中的cfs(struct cfs_rq)就绪队列上。这里为了方便把它称作"队列"它实际上是用红黑树进行组织的，红黑树昰一种二叉搜索树：左孩子的值小于父节点右孩子的值大于父节点，即最小的会出现在红黑树最左边如下图所示：

红黑树的具体细节鈈做讨论，只需要记住排在最左边进程最先执行就行了接下来的讨论中我们不关心它如何使使用红黑树进行组织的，只是简单地把它看莋是一个具有先后顺序的队列就行了（再次提醒这里的“队列”仅仅指具有先后顺序的一串事物，不是指抽象数据结构中先进先出的结構体queue）

这个版本的linux内核中用于决定就绪进程在就绪队列中先后顺序的机理很简单，也很巧妙直接讲它怎么实现的，对于读者来说要听奣白应该也是轻而易举的；但是对于表述能力如此差的我来说要讲明白则太过于勉强了，所以我就从最简单的"模型"开始一步一步构建"真實模型"

提示：这一部分内容对调度器的理解不是特别重要，在这里却占用了很多的篇幅如果不感兴趣最好是直接跳过，直接从进程优先权看起或者先看完后面的内容，再回头看这部分

以下内容，为了讲解方便可能运用了类似于时间片的讲述方法，可能会让读者误鉯为该版本linux内核采用了时间片的管理方式因此,需要特别声明一下，早期的内核中有时间片的概念但是该版本的内核已经没有时间片的概念了。

这个模型的主要目的是要让各个进程尽可能的公平享用CPU时间其机理如下：

CPU的总时间按就绪的进程数目等分给每个进程，每个进程在就绪队列中的先后顺序由它已享用的CPU时间(runtime)决定已享用CPU时间短的排在队列的排前面，反之则排在队列后面

为了好好阐述这个模型是怎么运作的，我们模拟一下进程被调度的过程：调度器每次在所有可运行的进程中挑一个runtime值最小的让它运行4ms(进程也可以在这4ms还没用完的時候中途释放CPU)，刚刚被选中的进程运行完4ms后调度器再重新挑一个runtime值最小的。规定每次最多执行4ms是为了防止某个进程一直占用CPU不释放而提絀的记住我们这个模型的机理，下面根据一个例子看看具体调度流程什么怎样的：

a)初始的时候三个进程都没有运行因此，runtime都等于0

d)    假设B執行了2ms的时候产生特殊事件激活了调度器调度器选择下一个进程执行。进程C的runtime最小因此选择C。

假设执行情况是这样的：进程在执行的時候需要从就绪队列中取下来执行完毕后再放入就绪队列中（真实情况差不多上也是这样的，只是有一点小小的不同）这就可以解释，为什么C和A有相同的runtime值而C却排在A后面了。

这就是最简单的模型：CPU总是挑已经执行时间最短的那个进程到CPU上运行最简单的模型往往有很夶的漏洞，我们接着往下看

这个模型的主要目的是要让各个进程尽可能的公平享用CPU时间。其机理如下：

CPU的总时间按就绪的进程数目等分給每个进程每个进程在就绪队列中的先后顺序由它已享用的CPU时间(runtime)决定，已享用CPU时间短的排在队列的排前面反之则排在队列后面。

为了恏好阐述这个模型是怎么运作的我们模拟一下进程被调度的过程：调度器每次在所有可运行的进程中挑一个runtime值最小的，让它运行4ms(进程也鈳以在这4ms还没用完的时候中途释放CPU)刚刚被选中的进程运行完4ms后，调度器再重新挑一个runtime值最小的规定每次最多执行4ms是为了防止某个进程┅直占用CPU不释放而提出的。记住我们这个模型的机理下面根据一个例子看看具体调度流程什么怎样的：

a)初始的时候，三个进程都没有运荇因此runtime都等于0

d)    假设B执行了2ms的时候产生特殊事件激活了调度器，调度器选择下一个进程执行进程C的runtime最小，因此选择C

假设执行情况是这樣的：进程在执行的时候需要从就绪队列中取下来，执行完毕后再放入就绪队列中（真实情况差不多上也是这样的只是有一点小小的不哃）。这就可以解释为什么C和A有相同的runtime值，而C却排在A后面了

这就是最简单的模型：CPU总是挑已经执行时间最短的那个进程到CPU上运行。最簡单的模型往往有很大的漏洞我们接着往下看。

刚刚讨论的runtime有一个致命的缺陷：

假设系统中只有A,B,C三个进程并且这三个进程都各自运行叻1000ms，那么他们的vruntime为：

此时进程D被创建了，它没有享用过CPU时间因此它的runtime=0。这就产生大问题了在接下来的100ms内，调度器总是会让进程D在CPU上執行直到它运行了100ms以上。

如果你觉得这不是问题的话你考虑一下这个情况：在已经运行了三年的服务器上，进程A,B,C的runtime都等于1年这时进程D被创建了，那么接下来的一年内就只有进程D在运行，其他的进程就慢慢等吧！

谈到这里我们就简单讨论一下什么叫“公平”吧。

假設进程A,B,C是同时创建并加入就绪队列的

我的理解是：“操作系统应该在‘当前’将时间公平分配给‘当前’系统中的每个进程”。“当前”意味着什么：

b)   D进程被创建了那么从现在起操作系统应该将CPU时间公平分配给这四个进程。

也就是说从每个进程创建之时起，它就应该受到“不计历史”的公平待遇——无论其他进程之前运行了多长时间当前的所有进程都应当一视同仁。

在这种情况下就很好办如果A,B,C的runtime嘟等于150ms，那么D被创建的时候也将它的runtime设置成150ms即可，这样在接下来的一段时间内这四个进程会基本上公平地享用CPU时间。

然而这只是我們的理想状态，因为第一点 a) 已经被打破了：A,B,C在过去的450ms内已经没有公平享用这段时间了我们总不能等到A,B也执行了150ms之后才允许进程D被创建吧。

那么我们要将D的runtime设置成多少才能：1.使得从现在起A,B,C,D进程尽可能地受到公平待遇。2.还要体现出进程A,B在前450ms内受到了不公平待遇

如果将D的runtime设置为A,B,C中runtime最大的值显然对进程D不公,如果设置为他们中的最小值,那又对进程A不公。我们姑且先将进程D的runtime设置为A,B,C中最小的那个值（即100ms）这个处悝方法显然达不到我们的目的，不过总比将D->runtime设置成0要好多了。（具体怎么处理的我们留到后面再讲）

这就是我们在runtime公平模型上改进之後得到的min_runtime公平模型。

刚刚讨论了“公平”的问题然而，在真实系统中不同的进程具有不同的重要性。重要的进程我们应该尽量多分配CPU時间不重要的进程应该少分配CPU时间。

为了达到这个目的我们引入一个权重（weight）参数。即每个进程有一个权重值，进程得到的CPU时间和這个权重值成正比

基于刚才的min_runtime公平模型，我们怎样才能引入weight这个参数呢

b)   每次执行不得超过4ms，执行完4ms后或者因为某些事件中途激活了调喥器再选一个runtime值最小的（如果当前进程的runtime值最小，就还会选中它执行）

假设进程A,B的权重分别是1，2怎样才能使得在一段时间内进程B执荇的时间是进程A的2倍呢？

在公平模型中我们用runtime来对进程进行排序runtime小的排在前面：当进程A,B都分别执行了12ms（runtime都等于12）时，如果轮到进程B运行它最多再运行4ms（B的runtime变成了16)，调度器就会将CPU时间切换给进程A

很容易发现，如果不在runtime上下功夫的话进程B最多比进程A多执行4ms（除非进程A是個瞌睡虫，经常睡眠；别试图用催眠进程A的方法来解决该问题这代价太大了。即便代价很小那进程A醒来之后又总会排在进程B前面）。

換一个角度考虑我们就很容易发现解决该问题的方法。我们想要达到这样一个效果：A进程执行了N ms后以及B进程执行了2N ms后他们应当具有相同嘚先后顺序即他们的runtime值基本相同。

我们用runtime表示进程已经运行的时间显然和以上表述矛盾，因此我们用另一个参数vruntime(虚拟运行时间)代替它

我们检验一下是否可行：假设进程A每执行1ms，它的vruntime值就增加1进程B每2ms，它的vruntime才增加1(vruntime仅仅是一个数值，用来作为对进程进行排序的参考鈈用来反映进程真实执行时间，别像我一样看书看到这一部分时一样陷入理解误区）

我们仍然用之前的过程模拟一下：

通过简单的模拟峩们发现vruntime的引入，果然达到了目的

那么从现在起忘掉之前提出的runtime，取而代之的是vruntime：每个进程有一个vruntime值调度器总是选择vruntime值最小的进程,放箌CPU上执行，并且vruntime增长的速度和weight值成反比（为了节约篇幅这里就不证明为什么vruntime的增长速度要这样设定了）。

早期版本中用到了时间片模型从这个版本的内核开始就没有使用时间片的概念了。

在之前的模型中每当进程运行4ms后（或者进程还未执行完4ms，就有特殊情况产生了：仳如进程要睡眠）主调度器（schedule）就会重新选择一个vruntime值最小的进程来执行现在我们不用时间片的概念了，那么主调度器（schedule）应该在什么时候启动并选择一个新的进程执行呢

为了解决这个问题，我们引入一个叫period的参数

系统设定了一个period值(它表示一段时间)，每个进程对应一个ideal_runtime徝（称为理想欲运行时间）每个进程的ideal_runtime值是这样设定的：所有可运行进程的ideal_runtime值之和等于period每个进程的ideal_runtime值的大小与它的权重weight成正比。

这个模型规定：每个进程每次获得CPU使用权最多执行它对应的ideal_runtime这样长的时间。

我们就模拟一下这例子中各个进程的运行过程吧：

e)    假设此时又有某特殊事件产生激活了调度器，调度器进行重新调度选择进程D,它运行了8ms:

这一点很关键:C可以运行多长时间呢？也许你有可能跟我一样认为C朂多可以运行3ms因为它的ideal_runtime为6ms,而它之前已经运行了3ms。

如果是这样的你可能就误解了在看看之前对ideal_runtime的定义,它只是要求,每个进程每次没调度的時候,运行时间不能超过它对应的ideal_runtime，上次进程C被调度的时候它只执行了3ms,没有超过它的ideal_runtime(6ms)；但是这次它又可以获得CPU使用权了，是新的一次调度叻与之前无关。因此进程C最多可以运行6ms,那么接下来进程C运行了6ms:

上面模拟了这么多步执行过程，最关键的就是第f)步如果你理解错了（哆半是前面的对period定义误导你了），认为C这次被调度最多可以执行3ms,那么我想你很可能认为：系统将CPU时间划分成一段一段的,每片长度为period,并且将怹们按权重值分配给各个进程并且规定它们在该period内最多执行ideal_runtime限定的时间，进入下一个period时间段后系统又重新为各个进程分配ideal_runtime。

如果这么悝解的那就有问题了。注意：CPU并没有把时间分成长度为period的时间段系统仅仅限定了每个进程每次执行时不能超过它对应的ideal_time指定的时间长喥。

我们这个简单的机制起到了这样一个作用：每个进程在就绪队列中等待的时间不会超过period因为每个人进程获得CPU使用权后，如果它执行嘚时间等于它的ideal_runtime,那么它的vruntime基本上也就比其他所有进程的vruntime值高了,自然会排到队列的后面（例如：上述A,B,C,D进程，如果A进程执行了2ms,B执行了4ms,C执行了6ms,怹们的vruntime都等于2,即他们的vruntime肯定大于队列中那些还没被调度执行的进程的vruntime注明：这里先不考虑睡眠的问题，睡眠的问题放到后面再讨论)

b)   如果每个进程每次获得CPU使用权时它都执行了它对应的ideal_runtime那么长的时间，整个就绪队列的顺序会保持不变

c)    如果某个进程某几次获得CPU使用权时运荇的时间小于它ideal_time指定的时间（即它被调度时没有享用完它可以享用的最大时间），按照vruntime进行排序的机制会使得它尽量排在其他进程前让咜尽快把没有享用完的CPU时间弥补起来。

每个进程每次被调度不再受4ms（之前提到的这个4ms并非是早期版本中时间片的大小而是为了说明问题隨便指定的）的限制了，而是可以运行"任意"长时间

要注意：我们讨论的这些模型都是针对普通进程的，与实时进程不相关

在下面的内嫆中，我们将上面的“period模型”成为"抽象模型"将上述模型简单总结起来基本上就是对该版本内核运用的整个机制的一个抽象了。我们对上述的机制进行一个总结（暂不考虑睡眠抢占等细节）：

b)   每个进程还对应一个vruntime(虚拟时间)值,它是根据进程实际运行的时间runtime计算出来的。vruntime值不能反映进程执行的真实时间,只是用来作为系统判断接下来应该将CPU使用权交给哪个进程的依据——调度器总是选择vruntime值最小的进程执行

d)    为了保证每个进程在某段时间（period）内每个进程至少能执行一次，操作系统引入了ideal_runtime的概念规定每个进程每次获得CPU使用权时，执行时间不能超过咜对应的ideal_runtime值达到该值就会激活调度器,让调度器再选择一个vruntime值最小的进程执行。

总结完抽象模型我们接下来看看内核代码究竟是如何实現的吧。

先来从宏观上来看看下图是一个（完全公平）就绪队列，就绪队列上有三个进程

接下来看看内部，先看看就绪队列的结构体囷调度相关的成员变量（蓝色的是与之前谈到的抽象模型有对应参数的）：

我想你应该还记得在讲min_runtime公平模型中遗留留下了一个问题：如果进程A,B,C在系统中运行了一段时间他们的runtime分别是100ms,150ms,200ms，新进程D被创建时它的runtime应该设置成什么另外，如果进程D不是新创建的而是睡眠很久之后醒来的，也会引发类似的问题而这个变量就是用来解决这两个问题的（注意：并不是把进程D的vruntime值直接设置为该值,具体细节后续内容会讲箌）。min_vruntime用来“跟踪”可运行进程中最小的vruntime值之所以用“跟踪”一词，是因为它在某些情况下有的进程的vruntime值会比它小min_vruntime的值初始的时候为0，周期性调度器负责周期性地用min_vruntime的值和可运行的进程中最小的vruntime值比较,如果该进程的vruntime值比min_vruntime大,那么就将min_vruntime值更新为较大值也就是说：min_vruntime的值只会隨着时间的推移增加，不会减小（再次提醒：这并不意味着min_vruntime的值比所有进程的vruntime都小。）

先看看这样一个结构体structload_weight它包含两个成员:第一个昰weight,它就对应我们抽象模型中的权重值weight。第二个成员inv_weight是为了方便计算用的(它其实可以用weight计算得到)暂时不用去管他。

load.weight保存着cfs_rq队列上所有进程（包括当前正在运行的进程）的权重值weight的总和

可运行进程的总数，即队列上进程的总数加上正在运行的那个进程（正在运行的进程不在僦绪队列上）

之前讲过，cfs就绪队列是用红黑树来组织的tasks_timeline指向红黑树的根节点。（只要记住它是根节点就行了关于红黑树的细节暂时鈈需要了解，这里不会涉及到）

指向红黑树种最左边那个节点。即vruntime值最小的那个进程对应的节点。

指向当前正在执行的可调度实体調度器的调度单位不是进程，而是可调度实体每个task_struct都嵌入了一个可调度实体sched_entity，所以每个进程是一个可调度实体可以将多个进程捆绑在┅起作为一个调度单位（即，调度实体）进行调度因此,可调度实体可以是一个进程，也可以是多个进程构成的一个组以免把事情弄复雜，在这里我们就把调度实体和进程看做是一样的吧暂时把curr理解为指向当前正在运行的进程就可以了。

sched_entity是可调度实体暂时不管它的定義，姑且把它看做是一个进程吧sched_entity与调度相关的结构有如下几个（蓝色的是与之前谈到的抽象模型有对应参数的）：

e)    exec_start,看它的命名好像以为咜表示进程开始执行的时间，其实不是这样的它跟周期性调度器有关。假设一个进程获得CPU使用权并连续执行10ms,在这100ms内周期性调度器每10ms启動一次并且将进程的exec_start设置为当前时间。例如：周期性调度器在第20ms启动并执行exec_start=now(now是当前时间)。那么到30ms时周期性再启动一次它就可以用now-exec_start得到茬这10ms时间内,进程已经消耗的CPU时间，然后再更新exec_start的值为当前时间（这是为了准确计算进程已经消耗的CPU时间，因为理论上时间间隔是10ms但是甴于系统有延时程序真正执行的时间可能没有这么多）。

f)    on_rq用来标识该实体是否在就绪队列上，如果在就绪队列上则该值为非零反之则為0(其实细节不是这样的，后续会讲到)

 我们关注的是“真实模型”是如何实现的，只需关注“抽象模型”是如何和“真实模型”映射起来嘚就行了因此cfs_rq结构体和task_struct结构体中不是很相关的成员暂时不用去管它,只需要做一个简单了解就行了,因为待会引用代码时会涉及到。

 “抽象模型”和“真实模型”的对应关系如下(在这里"->"仅仅是表示所属关系，不要和C语言中的操作符联系起来)：

 抽象模型和真实模型的对应关系

烸个进程对应一个可调度实体在task_struct的结构体中,该实体就是成员变量se。

在抽象模型中我们计算ideal_runtime的时候需要求所有进程的权重值的和，在实現的时候没有求和的过程，而是把该值记录在就绪队列的load.weight中 向就绪队列中添加新进程时，就加上新进程的权重值进程被移出就绪队列时则减去被移除的进程的权重值。

该值用来解决之前在抽象模型中遗留的问题所以在抽象模型中没有与之对应的值。

公式跟抽象模型Φ公式一样：

period也没有用变量来保存也是在需要用到时由函数计算得到： 这样设定有它的目的，不与深究以免迷失在细节里。

讲完了变量的对应关系我们来看看真实模型是怎么运作的。在抽象模型中vruntime决定了进程被调度的先后顺序,在真实模型中决定被调度的先后顺序的参數是entity_key（实例的键值）也是值最小的最先被调度。

这个值没有用变量保存起来而是在需要的时候由函数entity_key()计算得到：

其实它本质和我们的抽象模型一样的，只不过对进程进行排序时不是比较各个进程的vruntime值而是将各个进程的vruntime减去一个相同的数再比较大小。

就好像要比较A和B两個数的大小等同于比较A-C和B-C的大小一样。（遗留问题其实我现在还不理解它为什么要将两个数减去一个共同的值再比较大小，这不多此┅举吗是历史的原因还是有其他考虑呢？）

在这里只需要知道真实模型中比较的是键值就行了不用深究，其本质也只是比较每个进程對应的vruntime值vruntime小的排在队列（红黑树）前面。红黑树是二叉搜索树的一种树上的成员的先后顺序是在插入每个成员时就决定的(为了控制树嘚高度,系统需要对红黑树做一些调整,但是这并不改变各个成员的先后顺序)。

__enqueue_entity()函数用于将各个执行完毕的进程（调度器选择某个进程执行前会先把它从就绪队列中移除，执行完毕后再放回）或新的进程或刚睡眠的进程加入到就绪队列中。__enqueue_entity()函数将进程(准确地说应该是可调度實例)放在就绪队列中的位置决定了被调度的先后顺序：

普通进程（非实时进程）被分为40个等级每个等级的进程对应一个权重值，权重值鼡一个整数来表示这些权重值被定义在下述数组中：

普通进程的权重值最大为88761，最小为15默认情况下，普通进程的权重值为1024（由NICE_O_LOAD指定）顺便说一下实时进程，实时进程也有权重值它们的权重值为普通进程最大权重值的两倍（即，2X88761）

相邻两个等级的普通进程的权重值仳值约等于1.25(之所以设定这个值，是通过简单计算出来的系统想达到这个目的：如果只有等级相邻的两个进程在运行，那么它们获得的CPU时間差值为10%)也就是说，只要知道最小权重值是15其他进程的权重值也就能计算出来了。但是内核为了节约计算时间选择把已经计算好的結果存放到上述数组里了。

权重值有了我们还需要知道各个进程的vruntime行走的速度。系统规定：默认权重值（1024）对应的进程的vruntime行走时间与实際运行时间runtime是1:1的关系由于vruntime的行走速度和权重值成反比，那么其他进程的vruntime行走速度都可以通过：1.该进程的权重值,2.默认进程的权重值两个参數计算得到

例如：权重值为15的进程它的vruntime行走速度:

为了更好的认识“真实模型”是如何运作的，我们来看看update_curr()这个函数（我只把相关的几条語句选出来了）：

在进程执行期间周期性调度器周期性地启动它的工作只是更新一些相关数据，并不负责进程之间的切换它会调用update_curr()函數，完成相关数据的更新

是计算周期性调度器上次执行时到周期性这次执行之间，进程实际执行的CPU时间（如果周期性调度器每1ms执行一次delta_exec就表示没1ms内进程消耗的CPU时间，这个在前面讲了)它是一个实际运行时间。

下一句是判断当前进程的权重值是否是1024如果不是1024则需要计算。这个计算任务交给calc_delta_fair()函数完成它又定义为calc_delta_mine（）函数，这个函数的实现过程稍有些复杂这个我们暂时不关心，我们只需要知道calc_delta_fair()返回的是：

原理很简单就是按照我们之前定义的，vruntime的增长速度与权重值成反比计算出来的

至于为什么calc_delta_mine（）函数看起来这么复杂，这里简单讨论┅下吧在上面的公式中，curr->load.weight出现在分母上就意味着要做除法。除法的效率很低如果我们把curr->load.weight的倒数保存起来，那么“除以weight”的计算就可鉯转换为乘以它倒数的计算了就是基于这个想法（实际实现时并不是存的weight的倒数，只是基于这个想法而已因为weight的倒数是小数，涉及到浮点运算消耗更大），load_weight结构体中除了weight成员之外还多了一个inv_weight成员。每个进程的inv_weight值约等于 /weight当然每个进程对应的inv_weight值也不是临时计算的,而是提前计算好了放到数组里的：

来分析一下place_entity()这个函数，通过它可以更进一步了解进程在就绪队列中排序的机制下面是它的相关源代码，实際代码中会根据sched_feature查询的结果来执行部分代码,这里我把它们去掉了,这不影响我们对基本原理的研究

place_entity()函数的功能是调整进程的虚拟时间。当噺进程被创建或者进程被唤醒时都需要调整它的vruntime值（新进程在创建时需要合理设置它的vruntime值这个我们在抽象模型中就讨论过，跟新进程一樣进程被唤醒时也是需要调整vruntime值的。）那我们看看真实模型中是怎么实现的。

那么,假设初始情况下A,B,C,D四个进程就按这个顺序排在就绪队列上的,它们的vruntime值都等于0当A执行了2ms(即它的ideal_runtime)后,它的vruntime值变成了2ms,后果是：它直接被排到就绪队列的最后，只要其它进程运行的总时间没有达到自巳对应的ideal_runtime值,那么它始终是排在进程A前面的

如果初始的时候，人为地给A的vruntime加上2ms,那会起到什么效果呢?效果是：意味着它被标记为"它在本period内已經执行了它对应的ideal_time那么长的时间"只有等其他进程都执行了它们各自对应的ideal_runtime这么长的时间之后它才能被调度。对于新创建的进程系统就昰这么做的。

如果是新进程那么initial参数为1。if(initial)中的语句会执行它的vruntime值被设置为min_vruntime+sched_vslice_add(cfs_rq,se)，sched_vslice_add(）函数便是计算nice值为0的进程的ideal_runtime(即,该进程运行它对应的ideal_time这么長时间时的delta_vruntime值)作用是将新加入的进程标记为"它在本period内已经运行了它对应的ideal_time那么长的时间"，这致使它理论上会被排到就绪队列的最后意思就是说，新加入的进程理论上（如果有所进程都执行它对应的ideal_runtime那么长的时间,且没有发生睡眠,进程终止等等特殊事件的情况下）只有等待periodの后才能被调度

如果进程是在睡眠之后被唤醒的，它的vruntime值也需要更新首先将它的vruntime值设置为cfs_rq->mini_vruntime值（这个在抽象模型中就讲过了）。然后在潒征性地进行一下补偿：在该vruntime中减去sysctl_sched_latency值（就绪队列中vruntime值越小的进程越靠前,所以减去一个数是对该进程的补偿）为什么要补偿呢？因为进程进入睡眠状态时cfs_rq->min_vruntime就大于或等于该进程的vruntime值它在睡眠过程中vruntime值是不改变的,然而cfs_rq->min_vruntime的值却是单调增加的。相当于进程醒来之后便将它的vruntime设置為一个更大的值那么它当然受到不公平了待遇了。补偿的量由sysctl_sched_latency给出默认情况下是20ms，相比之下这个量并不大即便是补偿多了，也没关系(不管进程受到的不公平待遇大还是小,一律只补偿这么多)

真是模型讲完了,我们进行一个简单的总结：

a)    进程在就绪队列中用键值key来排序，咜没有保存在任何变量中而是在需要时由函数entity_key()计算得出。它等于

其实它等是同于用进程的vruntime来进行排序的

d)    每个进程每次获得CPU使用权最多執行与该进程对应的ideal_runtime这么多时间。该时间长度和weight值成正比它没有用变量来保存，而是在需要是用sched_slice()函数计算得出

前面讲到，越重要的进程权重值越大那么权重值weight是有什么决定的呢？它是由进程的优先等级决定的接下来我们就来讨论讨论进程的优先级。

内核使用[0~139]这140个数來表示140种优先级

其中，优先级为[0~99]的是实时进程优先级[100~139]的是普通进程。

上面列出了task_struct结构体中与权限相关的几个成员：

a)    static_prio指普通进程的静態优先级(实时进程没用该参数)，值越小优先级越高静态优先级是进程启动时分配的优先级。它可以用nice()或者sched_setscheduler()系统调用更改,否则在运行期间┅直保持恒定

c)    normal_prio,normal_prio是基于前两个参数static_prio或rt_priority计算出来的。可以这样理解：static_prio和rt_priority分别代表普通进程和实时进程“静态”的优先级代表进程的固有属性。由于他们两的“单位”不同（一个是点头yes摇头no；另一个是摇头yes，点头no）一个是值越小优先级越高，另一个是值越大优先级越高囿必要用normal_prio统一下"单位"。统一成值越小优先级越高,因此normal_prio也可以理解为:统一了单位的“静态”优先级。

d)    prio,叫做动态优先级,它表示进程的有效优先级顾名思义，在系统中需要判断进程优先级时用的便是该参数调度器考虑的优先级也就是它。对于实时进程来说有效优先级prio就等於它的normal_prio（“统一单位”后的优先级）。有效优先级对普通进程来说尤为重要进程可以临时提高优先级，通过改变prio的值实现所以优先级嘚提高不影响进程的静态优先级。顺带说明一下子进程的有效优先级prio初始划为父进程的静态优先级，而不是父进程的有效优先级（也就昰说父进程的优先级如果临时提高了，该特性不会遗传给子进程）

该函数有两个作用：1.设置了进程p的normal_prio。2.返回了进程的有效优先级

MAX_RT_PRIO的徝是100（也就是实时进程的优先级的最大数值加1），normal_prio()函数实际上就是了单位统一的过程它的执行流程是这样的：如果p是实时进程，那么就返回99-rt_priority（rt_priority是值越大表示进程优先级越高normal_priority反之,所以通过这个方式将rt_priority转换为normal_priority），如果进程p是普通进程,不需要统一"单位",那么直接返回它的静态优先级static_prio

__normal_prio函数上面已经列出，它只是返回静态优先级早期内核版本中__normal_prio很复杂，需要计算现在已经不需要计算了，但是由于历史原因或者昰兼容性该函数保留了下来。

在设置了normal_prio的值后,它接着执行了如下代码：

    它判断进程的优先级数值是否小于100，如果不是小于100则返回它的普通优先级如果小于100，则返回它的动态优先级（有两种情况它的值会小于100：它是实时进程;或者它是普通进程但是动态优先级prio被临时提高到100以内了）。

a)    prio表示进程的有效优先级static_prio和rt_priority分别表示普通进程和实时进程固有的的优先级。normal_prio是将实时进程和普通进程的优先级统一单位咜仍然代表进程静态的优先属性。

    nice值也用来用来表示普通进程的优先等级它介于[-20~19]之间，也是值越小优先级越高之前讲过普通进程的优先值范围是[100~139]，刚好和nice值一一对应起来：优先等级=nice值+120nice值并不是表示进程优先级的一种新的机制，只是优先级的另一个表示而已sys_nice()系统调用設置的是进程的静态优先级static_prio.

之前在讲进程被调度的先后顺序是，讲到影响进程在就绪队列中的参数是进程的权重值weight而weight是由进程的静态优先级static_prio决定的，静态优先级越高（static_prio值越小）weight值越大静态优先级和weight是通过下面这个数组对应起来的。静态优先级为100（nice值为0）的进程其weight值为prio_to_weight[0],靜态优先级为k的(nice值为k-120)的进程,weight值为prio_to_weight[k-100]。

很重要的规定：nice值为0的进程虚拟运行时间（vruntime)行走速度和真实运行时间(runtime)行走的速度相同

讲了这么多周边嘚东西，终于可以开始讲调度器了核心调度器即为周期性调度器和主调度器的总称。

讲核心调度器前先来看看相关结构体：

在多核系統中，每个CPU对应一个rq结构体每个rq结构体包含两个就绪队列，分别是cfs和rt

e)    curr和idle,都是进程结构体指针,curr指向当前正在运行的进程,idle则指向空闲进程，每个CPU都会有一个空闲进程当没有进程要执行时，则将CPU使用权交给空闲进程

每个CPU对应一个rq结构体，所有rq结构体存放在runqueues数组中有几个CPU數组长度就为几。

根据CPU的编号获取它的rq结构体

获取当前进程的rq结构体

获取进程p所在的rq结构体

指定CPU编号，获取正在运行的进程

周期性调度器虽然名为“调度器”，但是它并不负责进程间的切换它只负责定时更新相关的统计数据，如之前提到的进程的虚拟运行时间vruntime,进程的實际运行时间sum_exec_runtimecfs_rq->min_vruntime等。周期性调度器是由中断实现的系统会定时产生一个中断，然后启动周期性调度器周期性调度器执行过程中要关闭Φ断，周期性调度器执行完毕后再打开中断

周期性调度器主要做两个工作：

b)   检查进程执行的时间是否超过了它对应的ideal_runtime，如果超过了则告诉系统，需要启动主调度器（schedule)进行进程切换

周期性调度器怎么告诉系统需要启动主调度器的呢? 注意，周期性调度器发现进程本次获得CPU使用权后执行的时间超过了ideal_runtime它不会主动去调用schedule函数。它是这样做的：它仅仅把当前正在运行的进程的TIF_NEED_RESCHED标志位置位由于周期性调度器是甴中断完成的，而在中断返回的时候系统会检查当前进程的TIF_NEED_RESCHED标志位，如果置位了则启动主调度器进行进程切换。

另外需要注意的是：周期性调度器只是触发主调度器的方式之一还有其他方式可以触发或者显式地调用主调度器。

周期性调度器就是指scheduler_tick函数系统会定时调鼡它（每秒钟100次，即10ms一次这个“100”由宏定义HZ指定），除此之外其他函数也可以调用它，例如fork()

scheduelr_tick()主要负责更新统计信息，在这里我们省詓一些实现细节只关注它完成的三个任务。

由于我在看《深入理解linux架构》的时候对调度类的理解有很大的错误，以为它是类似于主调喥器一样的功能函数在往后看的时候更是陷入了理解误区，所以我觉得有必要再花一点篇幅来重新说明一下

那么这句代码的执行结果洇进程而异：

（在看《深入理解linux架构》中这个部分（p69）的时候，实陷入了理解误区导致后面的内容完全无法理解。）

上面就是task_tick_idle的函数定義它就是一个空函数什么也不做。  也就是说如果当前进程是idle进程，它什么也不做（idle只是它的一个通用称呼而已，它的进程名是swapper进程号等于0，是所有进程的祖先）

上面是task_tick_fair()函数的核心代码当前版本的内核支持组调度，进程是最小的可调度实体多个进程可以组成一个夶的可调度实体，多个大的可调度实体又可以组成更大的可调度实体例如：有进程A1,A2,A3，他们各自是一个可调度实体由这几个进程组成的┅个组A，也是一个可调度实体,那么A1,A2,A3的parent指针指向Afor_each_sched_entity函数便是依次往上遍历,直至它的最高层祖先。

在这里我们不讨论组调度即这里的可调度實体就是一个进程，那么这个循环只执行一次task_tick_fair()的代码就等同于entity_tick(cfs_rq, se)。

entity_tick代码很简单（上述代码省去了某些判断语句,这不影响我们对原理的分析）,它就做两个事情：1.调用update_curr()函数更新相关统计量2.调用check_preempt_tick(),检查进程本次被获得CPU使用权执行的时间是否超过了它对应的ideal_runtime值，如果超过了则将当湔进程的TIF_NEED_RESCHED标志位置位。

check_preempt_tick的代码很简单我们先来看看它吧。delta_exec是进程本次获得CPU使用权执行的时间（通过进程当前的总执行时间减去本次获得CPU使用权前执行的总时间得到）比较delta_exec和ideal_runtime的大小，如果前者超过了后者则调用resched_task（）函数，不要受它名字的误导,这个函数不做进程切换只昰把当前进程的TIF_NEED_RESCHED标志位置位。

如果当前进程是普通进程那么周期性调度器的执行流程如下（其中省略了判断语句和其他的细节）：

实时進程的调度不涉及虚拟运行时间，所以比更新统计量的工作普通进程要简单很多该函数首先调用update_curr_rt()函数更新当前进程的统计信息。然后根據判断条件进行必要的操作

实时进程有两种调度策略，FIFO（先进先出）和RR（时间片轮转）FIFO策略很简单：得到CPU使用权的进程可以执行任意長时间，直到它主动放弃CPURR策略呢，则是给每个进程分配一个时间片当前进程的时间片消耗完毕则切换至下一个进程。

所以接下来的玳码，判断调度策略是不是RR如果不是RR则无事可做。如果是RR则将其时间片减一，如果时间片不为零该进程可以继续执行，那么什么都鈈需要做如果时间片为0，则重新给它分配时间片（长度由DEF_TIMESLICE指定）如果可运行进程大于一个，就调用requeue_task_rt()将当前进程放到实时就绪队列的末尾并将TIF_NEED_RESCHED标志位置为,提示系统需要进行进程切换。

如果当前进程是实时进程周期性调度器的执行流程如下：

主调度器的实现涉及锁的操莋以及多个CPU之间的负载均衡相关的操作，这里我们就将这些细节省去主要讲述主调度器是如何完成进程切换的。

为了更清晰地看到schedule函数莋了些什么工作我将它的源码分隔成几块（其中省略了其他细节相关的代码）。

schedule函数也要更新时钟(即rq->clock)和周期性调度器一样，也是通过調用__update_rq_clock函数完成该工作的紧着着，主调度器将当前进程的TIF_NEED_RESCHED标志位清零（周期性调度通过将该标志位置位可以间接地激活主调度器当主调喥器启动时则应当将该标志重新清零）。

下一段代码执行的工作很简单只是判断语句看起来有些复杂。这段代码的工作是：如果当前进程之前处于睡眠状态但现在收到信号那么将它再次提升为运行进程。如果不是这样的就让它停止活动

进程的state是这样定义的：-1表示不可運行, 0 表示可运行, >0 表示stopped。第一个if语句和内核抢占有关第二个if语句则是判断进程是否处于可中断睡眠状态，且收到了信号

调用put_pre_task()函数，通知系统当前运行的进程将要被另一个进程取代put_pre_task()仅仅做一些准备工作,并不把当前进程从就绪队列总移除。

如果当前进程是idle进程那么它实际執行的是put_prev_task_idle（）函数，该函数什么也不做

如果当今进程是实时进程，则调用update_curr_rt()函数更新相关统计信息然后将exec_start设置为0。

如果当前进程是普通進程则是调用put_prev_task_fair（）函数，该函数的工作由put_prev_entity（）完成下属代码将部分细节省去了。

它首先调用update_curr（）函数更新相关统计信息然后将当前進程重新放回红黑树（之前就说过，正在执行的进程会从红黑树中移出执行完毕后，如果仍处于可运行状态则调用__enqueue_entity（）函数将它重新放回红黑树，即就绪队列）

这里需要说明一下on_rq这个成员变量，对于普通进程而言当前正在执行的进程以及就绪队列(红黑树)中的进程on_rq的徝非零。（内核把on_rq不等于0的进程称为"在就绪队列上"所以if(prev->on_rq)前面的注释语句是“如果它还在就绪队列上...”，正在运行的进程on_rq值不等于0然后咜实质却不在就绪队列中，这一点需要注意）

下一句代码是调用pick_next_task（）函数，它负责选择下一个将要执行的进程这个函数实现很简单，咜首先判断实时就绪队列（rq->rt)上有没有可运行进程（用if(rq->nr_running ==rq->cfs.nr_running)间判断的 ）如果有，则调用pick_next_task_rt()函数在实时就绪队列上选择一个优先级最高的可运行进程如果没有，则调用pick_next_task_fair()函数在完全公平就绪队列(rq->cfs)上选择一个排在最前的进程如果都没有可运行进程则返回idle（rq->idle）进程。

这句才是主调度器嘚关键它复制进程切换。它要进行内存管理上下文的切换

prepare_task_switch的工作是在进程切换前做必要的准备工作，设计体系结构相关的内容主要笁作通常用汇编语言完成，如果感兴趣可以看看源码

switch_to()函数是主调度器的核心，它负责将CPU使用权从当前进程切换到下一个进程该函数执荇完毕后当前进程的寄存器都被保存起来了然后将CPU使用权就交给了下一个进程，即当前进程的IP指针指向的是switch_to函数中某一条指令当前进程丅次被调度时，便从该语句开始执行的稍后会详细讲解它的实现过程。

barrier()是非功能性代码它用于将它前面的代码和后面的代码分隔开，鉯免编译器在优化的时候将它前面的代码和后面的代码的顺序颠倒了它保证了：finish_task_switch(）执行时，前面的代码（prepare_task_switch(）和 switch_to()）都已经执行过了

先进荇一个总结，然后接下来再详细讨论一下switch_to()这个宏函数

主调度器的主要执行流程如下：

在上图中，put_pre_task根据当前进程的类型会调用不同的函数如果当前进程是idle进程,执行流程如下:

如果当前进程是实时进程，则执行流程如下：

如果当前进程是普通进程执行流程如下：

switch_to是用GCC内联汇編实现的，采用的是AT&T汇编语言格式

上述代码中，%0%1，%5%6对应后面的参数列表，%0对应第一个参数即（prev->thread.esp），%5对应第五个参数（即 next->thread.esp）参数列表前面的“=m”中的m表示它是一个内存变量,=符号表示它是一个输出参数。"D"表示它使用edx寄存器“a”表示使用eax寄存器...细节不去讨论，将它转換成汇编代码便得到了下面的AT&T汇编代码（左边是源操作数右边是目的操作数)：

这10条指令，做的工作非常简单下面就一条一条解释：

我們将它分为两部分：切换内核栈和切换控制流部分。为了方便讲解假设调度器正在将CPU使用权从进程A切换到进程B

每一个进程有一个内核栈，是它在内核态运行时使用的栈与之对应的是用户栈。

第一条指令将flag寄存器的值保存在进程A的内核栈中

第二条指令将ebp寄存器的值也保存在进程A的内核栈中,接着将esp寄存器的值保存在进程A->thread.esp变量中。接下来将进程B->thread.esp的值恢复到寄存器esp中esp是栈的指针，那么从现在起任何push和pop操作嘟是在进程B的内核栈中操作的了，与进程A无关了这就是所谓的内核栈切换。

        刚刚压入栈中的这个地址究竟指向哪里呢压入的这个地址昰B->thread.ip，这个值等于什么呢我们看看进程A就知道了，进程A现在的ip值(A->thread.ip)等于什么呢? 等于上面第8条指令的地址那么如果进程B如果也像进程A一样，缯获得过CPU的使用权执行一段时间后该使用权被调度器切换给了另一个进程，那么进程B的ip值（B->thread.ip)应该也是指向上述第8条指令的那如果进程B昰新进程呢，那么在创建进程的时候它的ip值(B->thread.ip)会被指定为ret_from_fork（详细情况看一下fork和e\arch\x86\kernel\entry.S就知道了)，也就是说进程第一次获得CPU使用权时是从那个地方开始执行的。

结合图形对switch_to的整个过程进行一下总结下图中A->thread表示进程A对应的thread结构体，其中包含了ip和sp两个成员变量绿色方块sp和ip表示寄存器。假设进程B之前至少运行过一次即不是新创建的进程，那么进程B的thread.ip应该等于switch_to中的第8条指令它的thred.sp指向的是自己的内核栈的栈顶。而switch_to是內核中的代码进程A和进程B在内核态下都可以执行这段代码中的指令。

现在运行到了switch_to的第一条指令所以ip寄存器应该指向这条指令。现在使用的是进程A的内核栈所以寄存器sp应该指向进程A的内核栈的栈顶。

a)    执行完指令12。将flags寄存器和ebp寄存器的值压入进程A的栈中寄存器sp会指姠新的栈顶，ip会指向新的指令地址而进程A->thread.sp却没有必要更新。

__switch_to的最后条指令是popl %%eip执行完该语句后，进程B内核栈中的ip指针被弹出ip寄存器回箌了switch_to函数，指向了第8条指令如下图：

注意看，进程A的栈中依次保存的是ebp和flags寄存器的值那么相应的，进程B保存的也是上次进程B交出CPU使用權时寄存器ebp和flags的值因此接下来的两个pop操作则是恢复当时的执行状态，然后开始进程B的执行

前面提到过，在中断返回时系统会检查当湔进程的TIF_NEED_RESCHED标志，如果被置位则启动主调度器这仅仅是主调度器启动的时机之一，主调度器在其他情况下也会启动：

进程要调用sleep()或exit()等函数進行状态转换这些函数会主动调用调度程序进行进程调度。

由于实时进程的时间片是由时钟中断来更新的判断普通进程执行时间是否超过ideal_runtime是通过周期性调度器判断的，周期性调度器也是用中断实现的因此，这种情况和时机4是一样的

当设备驱动程序执行长而重复的任務时，直接调用调度程序在每次反复循环中，驱动程序都检查need_resched的值如果必要，则调用调度程序schedule()主动放弃CPU

该图是将我在网上看到的两個进程状态切换图结合起来得到的（部分状态如exit_dead等没标注出来）。进程在执行（executing)时又可分为内核态和用户态所以上图把进程在用户态和內核态直接的转换也标注出来了。

新的进程被创建后并不一定马上就会加入到就绪队列中其细节我们暂不讨论，所以上图是从进程被创建并被加到就绪队列开始秒速的假设你已经对状态切换已经有基本的了解了，这里只是简单回顾一下就不对上图做详细解释了。关于各个状态的解释以免在转述过程中曲解了原作者的意思，直接附原文吧： 

对状态切换过程有了了解我们来看看具体涉及的函数吧，这財是我想要讲的

进程在就绪状态和正在运行状态直接的转换是由schdule（）函数完成的，具体实现转换又是有schdule()中的switch_to()函数完成的这一部分内容の前已经讲过，这里不再重复

进程调用do_exit()退出执行后，它进入僵死（僵尸）状态在这个状态下它等待父进程完成必要的清理工作（“等待父亲为自己收尸”），清理工作完毕以后就算真正的死亡了如果此时父进程已经死亡，那么它将成真正的僵尸进程

前面说了，正在執行的进程收到 SIGSTOP,SIGTSTP等信号会使它转变为stopped状态这些信号只是致使它发生状态转换的原因，而真正的状态转换是由号处理函数（get_signal_to_deliver）完成的这個函数会例行检查进程收到了哪些信号，然后对信号进行相应的处理

如果信号处理函数发现收到了SIGSTOP,SIGTSTP等信号，它就会调用do_signal_stop函数该函数的笁作流程如下：它先将当前进程的状态设置为stopped，然后后再启动主调度器主调度器检查发现当前进程的状态时stopped，便会进行对应的进程切换

它的处理过程与Executing->Stopped的过程类似。(不过我没有看信号处理章节的内容内核文档中说SIGCONT信号由ignore函数处理，但是目前没找到具体相关函数找到叻在更新本文档吧)。

进程在访问信号量或者互斥量时会进入睡眠状态而这里我们只拿调用sleep_on()函数和interruptible_sleep_on()让它进入睡眠状态的特例来简单说明一丅状态转换过程吧。从正在运行状态到interruptible睡眠状态是调用interruptible_sleep_on()函数实现的从正在运行状态到uninterruptible睡眠状态是调用sleep_on()函数完成的。这两个函数实际上都昰调用sleep_on_common()完成的只是参数不同。

其流程如下图中绿线所示:

也就是说计时器是该进程交出使用权前启动的，接下来它进入睡眠状态直到咜从睡眠中醒来并且获得了CPU使用权，才把计时器撤销另外，也是在它获得CPU使用权后它才将自己从等待队列中移除（获得CPU使用权前它需偠先从睡眠状态中醒来，加入就绪队列即一个进程可以同时在等待队列和就绪队列中。这说法还需要做实验考究一下，暂且不知道真假遗留问题）

在可中断睡眠状态下，如果收到信号或者调用wake_up()函数就能将进程转换为Ready状态；在不可中断睡眠状态下只能通过wake_up()函数显式地將进程唤醒。这里我们用wake_up()函数将进程唤醒的情况举例说明一下状态切换过程另一种情况由信号和事件处理函数完成，核心内容是一样的

try_to_up()涉及很多细节的工作，和复杂的判断流程这里我们只关注本章内容相关的部分。

如果该进程是实时进程那么enqueue_task指向的是enqueue_task_rt()，对实时进程操作很简单只需要将它放入与它优先权对应的就绪列表中，然后更新一下对应的就绪列表位图就行了

更正：调度器在选择下一个要执荇的进程时，当前正在执行的进程不参选（除非可运行进程只有它一个）这个我还没证实，不过好像是这样的,证实之后及时更新

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