Linux0.11内核--进程的调度(就绪态和运行态之间的转换)
进程的调度
linux系统中，一个进程有5种可能状态，在sched.c第19行处定义了状态的标识：
#define TASK_RUNNING 0 // 正在运行或可被运行状态
#define TASK_INTERRUPTIBLE 1 // 可被中断睡眠状态
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2 // 不可中断睡眠状态
#define TASK_ZOMBIE 3 // 僵死状态
#define TASK_STOPPED 4 // 停止状态
各种状态的转换图如下：
就绪态和运行态之间的转换
当前占用CPU的进程调只有用了schedule()函数后，才可能会从运行态进入就绪态。Schedule()函数按照一定的选择策略选中处于TASK_RUNNING态（包括用户运行态，内核运行态和就绪态）的某个进程，然后切换到该进程去执行。这时被选中的进程进入运行态，开始使用CPU资源。被选中的进程可能是刚刚调用schedule()函数的进程，也可能是其他进程。
schedule()函数在3种情况下会被调用
-
用户态时发生了时钟中断；
-
系统调用时相应的sys_XXXX函数返回后；
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睡眠函数内；
第一种情况发生在用户态。当时钟中断产生时，如果进程运行在用户态时并且时间片用完，中断处理函数do_timer()会调用schedule()函数，这相当于用户态的运行被抢断了。如果进程处在内核态时发生时钟中断，do_timer()不会调用schedule()函数，也就是内核态是不能被抢断的。当一个进程运行在内核态，除非它自愿调用schedule()函数而放弃CPU的使用权，它将永远占用CPU。由于schedule()不是系统调用，用户程序不能调用，所以在时钟中断中调用schedule()是必要的，这样保证用户态的程序不会独占CPU。
第二种情况就是为了对付运行在内核态的进程。应用程序一般通过系统调用进入内核态，因此linux 0.11在系统调用处理函数（sys_XXXX()）结束后，int 0x80处理函数会检查当前进程的时间片和状态，如果时间片用完或状态不是TASK_RUNNING，会调用schedule()函数。这时相当于内核态进程主动放弃对对CPU的占用。由此可见，如果某个系统调用处理函数或者中断异常处理函数永远不退出，比如进入死循环或者等待其他资源，整个系统死锁，任何进程都无法运行。
比较前两种情况，我们看到linux有保证用户态的程序不独占CPU的机制，却不能保证内核态程序不独占CPU。这也反映了系统级别开发和用户级别开发的不同之处。系统程序员需要考虑更多的问题。
第三种情况在下面一节运行态（包括就绪态）和睡眠态之间的转换中讨论。当进程等待的资源还不可用时，它进入睡眠态，并且调用schedule()让出CPU。
switch_to() （sched.h 第173行）
/****************************************************************************/ /* 功能：切换到任务号（即task[]数组下标）为n的任务 */ /* 参数：n 任务号 */ /* 返回：（无） */ /****************************************************************************/ // 整个宏定义利用ljmp指令跳转到TSS段选择符来实现任务切换 #define switch_to(n) {/ // __tmp用来构造ljmp的操作数。该操作数由4字节偏移和2字节选择符组成。当选择符 // 是TSS选择符时，指令忽略4字节偏移。 // __tmp.a存放的是偏移，__tmp.b的低2字节存放TSS选择符。高两字节为0。 // ljmp跳转到TSS段选择符会造成任务切换到TSS选择符对应的进程。 // ljmp指令格式是 ljmp 16位段选择符：32位偏移，但如果操作数在内存中，顺序正好相反。 // %0 内存地址 __tmp.a的地址，用来放偏移 // %1 内存地址 __tmp.b的地址，用来放TSS选择符 // %2 edx 任务号为n的TSS选择符 // %3 ecx task[n] struct {long a,b;} __tmp; / __asm__("cmpl %%ecx,current/n/t" / // 如果要切换的任务是当前任务 "je 1f/n/t" / // 直接退出 "movw %%dx,%1/n/t" / // 把TSS选择符放入__tmp.b中 "xchgl %%ecx,current/n/t" / // 让current指向新进程的task_struct "ljmp *%0/n/t" / // 任务切换在这里发生，CPU会搞定一切 "cmpl %%ecx,last_task_used_math/n/t" / // 除进程第一次被调度外，以后进程从就绪 // 态返回运行态后，都从这里开始运行。因 // 而返回到的是内核运行态。 "jne 1f/n/t" / "clts/n" / "1:" / ::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b), / "d" (_TSS(n)),"c" ((long) task[n])); / }
schedule()（sched.c 第104行）
/****************************************************************************/ /* 功能：进程调度。 */ /* 先对alarm和信号进行处理，如果某个进程处于可中断睡眠状态，并且收 */ /* 到信号，则把进程状态改成可运行。之后在处可运行状态的进程中挑选一个 */ /* 并用switch_to()切换到那个进程 */ /* 参数：（无） */ /* 返回：（无） */ /****************************************************************************/ void schedule(void) { int i,next,c; struct task_struct ** p; /* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */ // 首先处理alarm信号，唤醒所有收到信号的可中断睡眠进程 for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p) if (*p) { // 如果进程设置了alarm，并且alarm已经到时间了 if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies) { // 向该进程发送SIGALRM信号 (*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1)); (*p)->alarm = 0; // 清除alarm } //可屏蔽信号位图BLOCKABLE定义在sched.c第24行，(~(_S(SIGKILL) | _S(SIGSTOP))) // 说明SIGKILL和SIGSTOP是不能被屏蔽的。 // 可屏蔽信号位图 & 当前进程屏蔽的信号位图 = 当前进程实际屏蔽的信号位图 // 当前进程收到的信号位图 & ~当前进程实际屏蔽的信号位图 // = 当前进程收到的允许相应的信号位图 // 如果当前进程收到允许相应的信号，并且当前进程处于可中断睡眠态 // 则把状态改成运行态，参与下面的选择过程 if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) && (*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE) (*p)->state=TASK_RUNNING; } /* this is the scheduler proper: */ // 下面是进程调度的主要部分 while (1) { c = -1; next = 0; i = NR_TASKS; p = &task[NR_TASKS]; while (--i) { // 遍历整个task[]数组 if (!*--p) // 跳过task[]中的空项 continue; // 寻找剩余时间片最长的可运行进程， // c记录目前找到的最长时间片 // next记录目前最长时间片进程的任务号 if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c) c = (*p)->counter, next = i; } // 如果有进程时间片没有用完c一定大于0。这时退出循环，执行 switch_to任务切换 if (c) break; // 到这里说明所有可运行进程的时间片都用完了，则利用任务优先级重新分配时间片。 // 这里需要重新设置所有任务的时间片，而不光是可运行任务的时间片。 // 利用公式：counter = counter/2 + priority for(p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p) if (*p) (*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) + (*p)->priority; // 整个设置时间片过程结束后，重新进入进程选择过程 } // 当的上面的循环退出时，说明找到了可以切换的任务 switch_to(next); }
当前进程只有调用了schedule()后才能发生进程切换，因此当进程再次被选中执行后，都是从switch_to()中ljmp后一条语句开始执行，即从"cmpl %%ecx,last_task_used_math/n/t"语句继续，这时进程位于内核态。因此进程从就绪态进入的都是内核运行态。但有一个例外，进程产生后第一次被调度执行。
fork()产生的子进程会把父进程原cs、原eip当作初始的cs、eip，所以子进程刚刚创建时处于用户态。第一次进程被调度时，从就绪态进入的是用户运行态。以后进入的都是内核运行态。