什么是調(diào)度？按照某種調(diào)度算法，從進(jìn)程的ready隊(duì)列中選擇進(jìn)程給CPU。

為什么要調(diào)度？為了最大限度的利用CPU。

調(diào)度相關(guān)結(jié)構(gòu)體

task_struct

我們先把task_struct中和調(diào)度相關(guān)的結(jié)構(gòu)拎出來：

• struct sched_class 對調(diào)度器進(jìn)行抽象，一共分為5類：

1. Stop調(diào)度器：優(yōu)先級最高的調(diào)度類，可以搶占其他所有進(jìn)程，不能被其他進(jìn)程搶占；

2. Deadline調(diào)度器：使用紅黑樹，把進(jìn)程按照絕對截止期限進(jìn)行排序，選擇最小進(jìn)程進(jìn)行調(diào)度運(yùn)行；

3. RT調(diào)度器：為每個優(yōu)先級維護(hù)一個隊(duì)列；

4. CFS調(diào)度器：采用完全公平調(diào)度算法，引入虛擬運(yùn)行時間概念；

5. IDLE-Task調(diào)度器：每個CPU都會有一個idle線程，當(dāng)沒有其他進(jìn)程可以調(diào)度時，調(diào)度運(yùn)行idle線程；

• unsigned int policy 進(jìn)程的調(diào)度策略有6種，用戶可以調(diào)用調(diào)度器里的不同調(diào)度策略：

1. SCHED_DEADLINE：使task選擇Deadline調(diào)度器來調(diào)度運(yùn)行

2. SCHED_RR：時間片輪轉(zhuǎn)，進(jìn)程用完時間片后加入優(yōu)先級對應(yīng)運(yùn)行隊(duì)列的尾部，把CPU讓給同優(yōu)先級的其他進(jìn)程；

3. SCHED_FIFO：先進(jìn)先出調(diào)度沒有時間片，沒有更高優(yōu)先級的情況下，只能等待主動讓出CPU；

4. SCHED_NORMAL：使task選擇CFS調(diào)度器來調(diào)度運(yùn)行；

5. SCHED_BATCH：批量處理，使task選擇CFS調(diào)度器來調(diào)度運(yùn)行；

6. SCHED_IDLE：使task以最低優(yōu)先級選擇CFS調(diào)度器來調(diào)度運(yùn)行；

• struct sched_entity se；采用CFS算法調(diào)度的普通非實(shí)時進(jìn)程的調(diào)度實(shí)體

• struct sched_rt_entity rt；采用Roound-Robin或者FIFO算法調(diào)度的實(shí)時調(diào)度實(shí)體

• struct sched_dl_entity dl; ?采用EDF算法調(diào)度的實(shí)時調(diào)度實(shí)體

分配給CPU的task，作為調(diào)度實(shí)體加入到運(yùn)行隊(duì)列中

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三個調(diào)度隊(duì)列：

• struct cfs_rq cfs; ?CFS調(diào)度隊(duì)列

• struct rt_rq rt; ?RT調(diào)度隊(duì)列

• struct dl_rq dl; ?DL調(diào)度隊(duì)列

每個CPU都有一個運(yùn)行隊(duì)列，每個運(yùn)行隊(duì)列中有三個調(diào)度隊(duì)列，task作為調(diào)度實(shí)體加入到各自的調(diào)度隊(duì)列中。

調(diào)度流程

調(diào)度的本質(zhì)就是選擇下一個進(jìn)程來運(yùn)行，調(diào)度的過程分為兩步：

• 1. 設(shè)置調(diào)度標(biāo)記

為CPU上正在運(yùn)行的進(jìn)程thread_info結(jié)構(gòu)體里的flags成員設(shè)置TIF_NEED_RESCHED。

那么，什么時候設(shè)置TIF_NEED_RESCHED呢 ？

1. scheduler_tick 時鐘中斷

2. wake_up_process 喚醒進(jìn)程的時候

3. do_fork 創(chuàng)建新進(jìn)程的時候

4. smp_send_reschedule 負(fù)載均衡的時候

5. set_user_nice 修改進(jìn)程nice值的時候

以上情況下都會通過 resched_curr 來設(shè)置進(jìn)程thread_info結(jié)構(gòu)體里的flags成員為TIF_NEED_RESCHED。以 scheduler_tick 和 wake_up_process 為例：

關(guān)于是否需要設(shè)置TIF_NEED_RESCHED的依據(jù)涉及到具體的調(diào)度算法，等我們講到具體調(diào)度器時再詳細(xì)講。

• 2. 執(zhí)行調(diào)度

kernel判斷當(dāng)前進(jìn)程標(biāo)記是否為TIF_NEED_RESCHED，是的話調(diào)用 schedule 函數(shù)切換上下文，kernel空間是可以關(guān)搶占的，user空間是無法關(guān)搶占的。搶占可分為內(nèi)核態(tài)搶占和用戶態(tài)搶占

1. 用戶態(tài)搶占

ret_to_user是系統(tǒng)調(diào)用，異常觸發(fā)，中斷處理完成后都會調(diào)用的函數(shù)。

1. 內(nèi)核態(tài)搶占

進(jìn)程切換上下文 context_switch

通過上面我們知道執(zhí)行調(diào)度的時候發(fā)生在 _schedule 函數(shù)里。

重點(diǎn)是其中的兩個函數(shù)，一個是選擇需要切換任務(wù)的 pick_next_task，另外一個是完成進(jìn)程上下文切換 context_switch。

關(guān)于選擇task的策略涉及到不同的調(diào)度類，等我們講到具體調(diào)度器的時候再展開，這里重點(diǎn)講下上下文切換的函數(shù) context_switch，進(jìn)程上下文切換主要涉及到兩部分主要過程：進(jìn)程地址空間切換和處理器狀態(tài)切換：

• 進(jìn)程的地址空間切換

將下一個進(jìn)程的pgd虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址存放在ttbr0_el1中(這是用戶空間的頁表基址寄存器)，當(dāng)訪問用戶空間地址的時候mmu會通過這個寄存器來做遍歷頁表獲得物理地址。完成了這一步，也就完成了進(jìn)程的地址空間切換，確切的說是進(jìn)程的虛擬地址空間切換。

• 寄存器狀態(tài)切換

其中x19-x28是arm64 架構(gòu)規(guī)定需要調(diào)用保存的寄存器，可以看到處理器狀態(tài)切換的時候?qū)⑶耙粋€進(jìn)程（prev）的x19-x28，fp,sp,pc保存到了進(jìn)程描述符的cpu_contex中，然后將即將執(zhí)行的進(jìn)程(next)描述符的cpu_contex的x19-x28，fp,sp,pc恢復(fù)到相應(yīng)寄存器中，而且將next進(jìn)程的進(jìn)程描述符task_struct地址存放在sp_el0中，用于通過current找到當(dāng)前進(jìn)程，這樣就完成了處理器的狀態(tài)切換。