一、进程调度与进程调度的时机分析
1、不同类型的进程有不同的调度需求
Linux既支持普通的分时进程，也支持实时进程。
Linux中的调度是多种调度策略和调度算法的混合。
2、调度策略：是一组规则，它们决定什么时候以怎样的方式选择一个新进程运行。
Linux的调度基于分时和优先级。
3、内核中的调度算法相关代码使用了类似OOD的策略模式。
4、进程调度的时机
（1）中断处理过程中，schedule函数实现调度：
中断处理过程（包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常）中，直接调用schedule()，或者返回用户态时根据need_resched标记调用schedule()。
（2）用户态进程只能被动调度
用户态进程无法实现主动调度，仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程中进行调度。
（3）内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程
内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换，也可以在中断处理过程中进行调度，也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度，也可以被动调度。
二、进程上下文切换相关代码分析
1、为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上执行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行，这叫做进程切换、任务切换、上下文切换。
2、挂起正在CPU上执行的进程，与中断时保存现场是不同的，中断前后是在同一个进程上下文中，只是由用户态转向内核态执行；进程上下文的切换是两个进程的切换。
3、进程上下文包含了进程执行需要的所有信息
（1）用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等。
（2）控制信息：进程描述符，内核堆栈等。
（3）硬件上下文（注意中断也要保存硬件上下文只是保存的方法不同）。
4、schedule()函数选择一个新的进程来运行，并调用context_switch进行上下文的切换，这个宏调用switch_to来进行关键上下文切换。
next = pick_next_task(rq, prev);//进程调度算法、策略都封装这个函数内部
context_switch(rq, prev, next);//完成进程上下文切换
switch_to利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，next指向被调度的进程。
这两句完成了内核堆栈的切换，将当前内核堆栈的栈顶保存起来，把下一个next进程的栈顶放到ESP寄存器中，之后的压栈动作都是在next进程堆栈中完成。
next_ip一般是$1f，对于新创建的子进程是ret_from_fork。
31#define switch_to(prev, next, last)
32do {
33 /*
34 * Context-switching clobbers all registers, so we clobber
35 * them explicitly, via unused output variables.
36 * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored
37 * explicitly for wchan access and EAX is the return value of
38 * __switch_to())
39 */
40 unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi;
41 \
42 asm volatile("pushfl\n\t" /* save flags */
43 "pushl %%ebp\n\t" /* save EBP */
44 "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* save ESP */
45 "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* restore ESP */
46 "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* save EIP */
47 "pushl %[next_ip]\n\t" /* restore EIP */
48 __switch_canary
49 "jmp __switch_to\n" /* regparm call */
50 "1:\t"
51 "popl %%ebp\n\t" /* restore EBP */
52 "popfl\n" /* restore flags */
53
54 /* output parameters */
55 : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),
56 [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip),
57 "=a" (last),
58
59 /* clobbered output registers: */
60 "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),
61 "=S" (esi), "=D" (edi)
62
63 __switch_canary_oparam
64
65 /* input parameters: */
66 : [next_sp] "m" (next->thread.sp),
67 [next_ip] "m" (next->thread.ip),
68
69 /* regparm parameters for __switch_to(): */
70 [prev] "a" (prev),
71 [next] "d" (next)
72
73 __switch_canary_iparam
74
75 : /* reloaded segment registers */
76 "memory");
77 } while (0)
三、Linux系统的一般执行过程分析
1、最一般的情况：正在运行的用户态进程X切换到运行用户态进程Y的过程
（1）正在运行的用户态进程X
（2）发生中断——save cs:eip/esp/eflags(current) to kernel stack,then load cs:eip(entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack).
（3）SAVE_ALL //保存现场
（4）中断处理过程中或中断返回前调用了schedule()，其中的switch_to做了关键的进程上下文切换
（5）标号1之后开始运行用户态进程Y(这里Y曾经通过以上步骤被切换出去过因此可以从标号1继续执行)
（6）restore_all //恢复现场
（7）iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
（8）继续运行用户态进程Y
2、关键：中断上下文的切换和进程上下文的切换
四、Linux系统执行过程中的几个特殊情况
1、几种特殊情况
（1）通过中断处理过程中的调度时机，用户态进程与内核线程之间互相切换和内核线程之间互相切换，与最一般的情况非常类似，只是内核线程运行过程中发生中断没有进程用户态和内核态的转换，CS段没有变化；
（2）内核线程主动调用schedule()，只有进程上下文的切换，没有发生中断上下文的切换，与最一般的情况略简略；
（3）创建子进程的系统调用在子进程中的执行起点next_ip = ret_from_fork及返回用户态，如fork；
（4）加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve。
2、X86_32位系统下，每个进程的地址空间4G。0-3G用户态，3G-4G仅内核态。
所有的进程3G以上的部分是共享的。
内核是各种中断处理过程和内核线程的集合。
五、Linux操作系统架构概览
1、操作系统的基本概念
2、典型的Linux操作系统的结构
六、最简单也是最复杂的操作---执行ls命令
七、从CPU和内存的角度看Linux系统的执行
1、从CPU的角度
0xc0000000以下是3G的部分，用户态。
（1）c=gets();系统调用，陷入内核态，将eip/esp/cs/ds等信息压栈。
（2）进程管理：等待键盘敲入指令。
（3）中断处理：在键盘上敲击ls发生I/O中断。
进程x陷入内核态后没有内容执行变成阻塞态，发生I/O中断后变成就绪态。
（4）系统调用返回。
2、从内存的角度
实验：
1、按照上一周的步骤，重新clone一个menu，并用test_exec.c覆盖test.c.
2、启动gdb进行调试，在schedule和context_switch处设置断点。
3、按c继续执行，看到第一个断点schedule，list查看代码。
4、进入该函数继续单步调试，在_pick_next_task处设置断点，list查看代码，可以看到进程上下文切换的步骤，最终调用finish_task_switch函数完成进程上下文的切换。