分析Linux 2.4进程调度的步骤

B. prev

在schedule中，当前进程（也就是可能被调度走的进程）用prev指针访问。

对于SCHED_RR的实时进程，仅当该进程时间片结束（counter==0）后才会切换到别的进程，此时将根据nice值重置counter，并将该进程置于就绪队列的末尾。当然，如果当前就绪队列中不存在其他实时进程，则根据前面提到的goodness()算法，调度器仍将选择到该进程。

如果处于TASK_INTERRUPTIBLE状态的进程有信号需要处理（这可能发生在进程因等待信号而准备主动放弃CPU，在放弃CPU之前，信号已经发生了的情况），调度器并不立即执行该进程，而是将该进程置为就绪态（该进程还未来得及从就绪队列中删除），参与紧接着的goodness选择。

如果prev不处于就绪态，也不处于上面这种有信号等待处理的挂起态（prev为等待资源而主动调用schedule()放弃CPU），那么它将从就绪队列中删除，此后，除非有唤醒操作将进程重新放回到就绪队列，否则它将不参与调度。

被动方式启动调度器工作时，当前进程的need_resched属性会置位（见下"调度器工作时机"）。在schedule()中，该位会被清掉，表示该进程已经在调度器中得到了处理（当然，这一处理并不意味着该进程就一定获得了CPU）。

C. goodness

调度器遍历就绪队列中的所有进程，只要它当前可被调度（cpus_runnable & cpus_allowed & (1 << cpu)，表示该进程可在当前运行调度器的CPU上运行，且不在其他CPU上运行），就调用goodness()计算其权值。next指针用来指向权值最大的进程，缺省指向idle_task，如果就绪队列为空，就使用缺省的idle_task作为next。

正如前面所提到的，如果遍历结束后的最大权值为0，则表示当前所有可被调度的就绪进程的时间片都用完了，这时调度器将需要重新设置所有进程（包括就绪的和挂起的）的counter值，未完成时间片的进程（例如当前被挂起的进程或者当前正在其他CPU上运行的进程），其剩下的时间片的一半将叠加到新的时间片中。

将选中的进程设置为在本CPU上运行（task_set_cpu()）之后，runqueue_lock就可以解开了，接下来就将对next进行配置。

D. next

选取的新进程可能刚好就是需要替换出去的老进程，此时因为实际上不需要进行进程切换，所以可以跳过配置next以及下面的"switch"和"schedule_tail"两个阶段。

新进程的运行环境实际上主要就是指内存。在task_struct中有两个与调度器相关的内存属性：mm和active_mm，前者指向进程所拥有的内存区域，后者则指向进程所实际使用的内存。对于大多数进程，mm和active_mm是相同的，但核心线程没有自主的内存，它们的mm指针永远为NULL。我们知道，任何进程的虚页表中，核心空间永远映射到了虚存的高端固定位置，所以，核心线程所使用的内存无论对于哪个进程空间都是一样的，所以也就没有必要切换进程的内存。在调度器中，只要判断一下next->mm是否为空就能知道该进程是不是核心线程，如果是，则继续使用prev的active_mm（next->active_mm = prev->active_mm），并通过设置cpu_tlbstate[cpu].state为TLBSTATE_LAZY，告诉内存管理部件不要刷新TLB；否则就调用switch_mm()函数进行内存的切换（具体过程牵涉到内存管理模块的知识，这里就从略了）。实际上，在switch_mm()中还会对prev->active_mm和next->mm判断一次，如果两值相等，说明两个进程是同属于一个"进程"的两个"线程"（实际上是轻量进程），此时也不需要执行内存的切换，但这种情况TLB还是需要刷新的。

设置好next的内存环境以后，就可以调用mmdrop()释放掉prev的内存结构了。所有不在运行中的进程，其active_mm属性都应该为空。

E. switch

进程切换的过程在上文中已经描述得比较详细了。

F. schedule_tail

完成切换后，调度器将调用__schedule_tail()。这一函数对于UP系统基本没什么影响，对于SMP系统，如果被切换下来的进程（用p表示）仍然处于就绪态且未被任何CPU调度到，__schedule_tail()将调用reschedule_idle()，为p挑选一个空闲的（或者是所运行的进程优先级比p低的）CPU，并强迫该CPU重新调度，以便将p重新投入运行。进程从休眠状态中醒来时也同样需要挑选一个合适的CPU运行，这一操作是通过在wake_up_process()函数中调用reschedule_idle()实现的。挑选CPU的原则如下：

• p上次运行的CPU目前空闲。很显然，这是最佳选择，因为不需要抢占CPU，CPU Cache也最有可能和p吻合。不过，既然p可运行，调度器就不可能调度到idle_task，所以这种情况只会发生在wake_up_process()的时候。
• 所有空闲的CPU中最近最少活跃（last_schedule(cpu)最小）的一个。该CPU中的Cache信息最有可能是无用的，因此这种选择方式可以尽最大可能减少抢占CPU的开销，同时也尽可能避免频繁抢占。值得注意的是，在使用支持超线程技术的CPU的SMP平台上，一旦发现一个物理CPU的两个逻辑CPU均空闲，则该CPU的其中一个逻辑CPU立即成为p候选的调度CPU，而不需要继续寻找最近最少活跃的CPU。
• CPU不空闲，但所运行的进程优先级比p的优先级低，且差值最大。计算优先级时使用的是goodness()函数，因为它所包含的信息最多。

找到合适的CPU后，reschedule_idle()就会将目标进程（正在该CPU上运行的进程，可能是idle_task）的need_resched置为1，以便调度器能够工作（见"调度器工作时机"）。同时，因为idle_task很多情况下都使cpu处于停机（halt）状态以节电，所以有必要调用smp_send_reschedule(cpu)向cpu发RESCHEDULE_VECTOR中断（通过IPI接口），以唤醒该cpu。

注：对于目标进程是idle_task的情况，还要判断它的need_resched标志位，仅当它为0的时候才会启动调度，因为非0状态的idle_task本身一直都在检查need_resched值，它自己会启动schedule()（见下"IDLE进程"）。

G. clear

调度器工作的结果有两种：发生了切换、没有发生切换，但调度器退出前的清理工作是一样的，就是恢复新进程的状态。主要包含两个动作：

• 清被切换走的进程的SCHED_YIELD位（不管它是否置位）；

如果新进程（p）的lock_depth大于等于0，则重新为核心锁kernel_flag加锁（见上"相关锁"）。