概述
linxu混混之牢骚
生命的意义就是在于它的变幻，你永远不会知道明天会发生什么事。 珍惜生命。。。。。
进程
linux中，进程有自己的独立的用户空间，和自己独立的内核空间（堆栈），使用一个task_struct结构来表示一个进程。一般用fork，vfork等函数建立。
线程：用户线程，内核线程
linux中，用户进程没有自己独立的用户空间，需要和别的线程共享用户空间。有自己独立的内核空间（堆栈），使用一个task_struct结构来表示。 在用户空间的应用程序中使用pthread_creat建立。
linux中，内核线程没有用户空间，他只能运行在内核空间，使用一个task_struct结构来表示。由于没有用户空间故mm_struct *mm==NULL。在内核使用kernel_thread创建。
另外： linux中，将线程称作轻量级进程（lightweight process），内核可以直接进行调度。
在《深入linux内核》书中有个比喻：假设一个象棋程序使用两个线程，其中一个控制图形化棋盘，等待选手移动并显示在屏幕上，另一个考虑棋的下一步移动。 由此可见，当第一个进程在等待的时候，第二个进程应该继续运行。但是如果象棋程序仅是一个单独的进程，第一个线程就不能简单的发出等待用户行为的堵塞系统调用；否则第二个进程也会被堵塞。 所以linux需要内核为别对线程进行单独的调度。
计算机语言中说： 进程是系统分配的最少单元，线程是程序运行的最小单元。
进程描述符：
每个一个进程，线程都会用一个task_struct结构来描述的，变量很多，挑重要的介绍：
task_struct
{
........
volatile long state; //进程的状态，赋值范围：
/***************************************
*TASK_RUNNING--表示进程已经就绪，或已经运行。当一个进程被creat的时候就处于这个状态。
*TASK_INTERRRUPTIBLE---处于等待中的进程，当等待条件为真时被唤醒，可以被信号或中断wake。
*TASK_UNINTERRUPTIBLE---处于等待中的进程，当等待条件为真时被唤醒，但不可以被信号或中断唤醒。
*TASK_STOPPED当进程接受到SIGSTOP和SIGTSTP信号时，进程状态变成这个，但当接受到SIGCONT信号后，重新TASK_RUNNING.
*TASK_KILLABLE 相当于TASK_UNINTERRUPTBLE，但是可以被SIGKILL信号唤醒。
*TASK_TRACED处于调试状态的进程。
*TASK_DEAD当进程调用do_exit后，处于该状态。
**************************************/
pid_t pid; // process ID,进程标识符。每一个进程都对应一个进程标识符，它是int型变量，最大是32767。linux内核使用一个bitmap来标识每一个使用过的processID。具体什么是bitmap可上网查阅。另外：内核也可以通过一个pid来找到相应的task_struct结构，应该是通过hash table的方式。
struct mm_struct *mm; //用户空间的内存描述符指针， 内核进程没有用户空间，该变量为NULL
unsigned int policy; //进程的调度算法。 从此可以看出，每一个进程都有自己的调度算法，而不是整个kernel一个调度算法。
/***************************************
*SCHED_NORMAL 普通进程
*SCHED_FIFO 先入先出实时进程
*SCHED_RR 时间片轮转实时进程。
*SCHEN_BATCH 批处理进程.
*TASK_IDLE 只有在进程空闲时才能被调用的进程。
**************************************/
//SCHED_NORMAL SCHEN_BATCH TASK_IDLE是属于CFS调度类的，他的调度算法在kernel/sched_fair.c中实现。
//SCHED_FIFO SCHED_RR属于实时调度类，他的调度算法在kernel/sched_rt.c中实现
int prio; //进程的优先级，范围是0-140. 其中0-100是实时进程的优先级，100-140是非实时进程的优先级。优先级值越小，优先级越高。由此可见，实时进程总比非实时进程优先级高。
int static_prio; //静态优先级，时间片的大小由静态优先级确定。
//应该说进程的动态优先级是用来进程调度时候用的，静态优先级是进程确定时间片用的，比较繁琐，也没有搞的十分清楚。
........
};
当生成一个进程时候，内核分配进程的数据结构，给一个8k的内核空间。其中thread_info结构在最下面，stack是内核空间的栈（用户空间的栈视进程类型来确定）。内核可以简单通过thread_info结构来找到该进程的task_struct结构。（2.6内核和2.4内核的进程内存结构不同）。有个current来表示当前进程的task_struct结构。在kernel中有 #define current (get_current())。
进程的调度：
参考国嵌视频教程中的方法，进程的调度研究步骤：
1.调度策略
2.调度时机
3.调度步骤
调度的策略：
进程的调度的策略就是按照进程的类型在 task_struct中的unsigned int policy; 变量来表示的。
调度的时机：
调度采用的是调用schedule()函数。调度的时机就是指 调用schedule的时机。
1.主动式：
当进程运行中需要某些资源等时候，资源无法使用，此时进程会suspend起自己并自动放弃CPU，进行调度。
eg：current->state = TASK_INTERRRUPTIBLE;
schedule();
2被动式（抢占式）
被动式即为进程正常的运行，被另一个更高优先级的进城抢占了CPU
抢占分为: 用户抢占和内核抢占。 2.4版本中 只支持用户抢占， 2.6的版本中新添加了内核抢占
1. 用户抢占
用户抢占发生在
- 从系统调用返回用户空间的时候
- 从中断处理程序返回用户空间的时候
总结为： 当从 内核空间 返回 用户空间 的时候，就会运行schedule()函数，来进行一次进程调度。
ENTRY(ret_to_user) //从内核空间返回用户空间时候的调用
ret_slow_syscall:
disable_irq @ disable interrupts
ldr r1, [tsk, #TI_FLAGS]
tst r1, #_TIF_WORK_MASK
bne work_pending
no_work_pending:
#if defined(CONFIG_IRQSOFF_TRACER)
asm_trace_hardirqs_on
#endif
/* perform architecture specific actions before user return */
arch_ret_to_user r1, lr
restore_user_regs fast = 0, offset = 0
ENDPROC(ret_to_user)
work_pending:
tst r1, #_TIF_NEED_RESCHED //这个是是否需要调度的一个标志
bne work_resched //跳转到work_resched
tst r1, #_TIF_SIGPENDING|_TIF_NOTIFY_RESUME
beq no_work_pending
mov r0, sp @ 'regs'
mov r2, why @ 'syscall'
tst r1, #_TIF_SIGPENDING @ delivering a signal?
movne why, #0 @ prevent further restarts
bl do_notify_resume
b ret_slow_syscall @ Check work again
work_resched:
bl schedule //进行调度
但只有 用户中断 有个问题，当进程进到内核空间后，如果一直不出来，那么就不会进行调度（只有在从内核空间返回时候才调度），就会影响系统的实时性。所以增加了内核抢占。
2。 内核抢占
内核抢占当有进程运行在内核空间的时候，发生：
- 内核中断，返回到内核空间时候
- 使能内核抢占的时候（锁，使能中断）
就会进行内核抢占。
但是在内核中，也有几种情况是不允许内核抢占的:
- 中断中
- 软中断中
- spinlock后
- 正在执行schedule时
在以上情况下是不可以进行内核抢占的。
在thread_info结构中，有个preempt_count变量，当进入以上情况不允许抢占的时候，preempt_count就加1，当退出时候就减一。在减一的同时进行判定，如果为0，就会调用调度函数。
内核中断时候的调度：
__irq_svc:
.................
#ifdef CONFIG_PREEMPT
get_thread_info tsk
ldr r8, [tsk, #TI_PREEMPT] @ get preempt count
add r7, r8, #1 @ increment it
str r7, [tsk, #TI_PREEMPT] //preempt_count ++
#endif
irq_handler //中断处理函数
#ifdef CONFIG_PREEMPT
str r8, [tsk, #TI_PREEMPT] @ restore preempt count
ldr r0, [tsk, #TI_FLAGS] @ get flags
teq r8, #0 @ if preempt count != 0
movne r0, #0 @ force flags to 0
tst r0, #_TIF_NEED_RESCHED //需要进程调度的标志
blne svc_preempt
#endif#ifdef CONFIG_PREEMPT
svc_preempt:
mov r8, lr
1: bl preempt_schedule_irq @ irq en/disable is done inside //进程调度
ldr r0, [tsk, #TI_FLAGS] @ get new tasks TI_FLAGS
tst r0, #_TIF_NEED_RESCHED
moveq pc, r8 @ go again
b 1b
#endif
有个_TIF_NEED_RESCHED 标志，当某个进程的时间片用完，或者 当有个更高优先级的进程进入就绪的时候，会置位这个标志。 由此可见，当需要调度切换进程的时候才会进行调度。
解锁等使能内核抢占调度：
spin_unlock > raw_spin_unlock > _raw_spin_unlock > _raw_spin_unlock
static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
{
spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);
do_raw_spin_unlock(lock);
preempt_enable();
}#define preempt_enable()
do {
preempt_enable_no_resched();
barrier();
preempt_check_resched();
} while (0)#define preempt_check_resched()
do {
if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)))
preempt_schedule();
} while (0)在enable的时候进行check TIF_NEED_RESCHED是否需要调度，并调度。
调度的步骤：
看schedule函数的code即可。
主要步骤：
1.清理当前运行中的进程
2.选择下一个要运行的进程。pick_next_task函数
3.设置新的进程的运行环境
4.进程上下文切换
总结：
只有以上的时机才会进行进程调度，其他的不会。如：try_to_wake_up函数，仅仅是将一个进程加入到run_queue中去，并在需要时置位need_resched，其实并不会进行任务的调度
未完待续，只是做了个 国嵌视频的笔记，等以后慢慢学习慢慢润色吧。
最后
以上就是知性魔镜为你收集整理的linux进程调度分析的全部内容，希望文章能够帮你解决linux进程调度分析所遇到的程序开发问题。
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