标签：需求 line 包括 arm ram 切换 参数 相同 进程管理
因为有这些不同的进程，所以就需要不同的进程调度策略：
以下为系统调用来配置系统调用的优先级：
schedule函数负责实现调度，他是个内核函数且无法直接调用，只能间接调用。
时机就是中断处理过程（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()；
首先看schedule函数，然后进入_schedule：
pick next task就使用了某种进程调度策略；
之后完成进程上下文切换，通过context switch：
swtich to切换堆栈和寄存器状态
outter中因为在内核态，所以thread.sp为内核堆栈，thread.ip为当前进程eip；
input为下一个内核进程的堆栈和起点
整体为压栈当前进程堆栈，把esp保存在prev sp（这里用的字符串标记参数），之后把next sp放入esp，这两步完成了内核堆栈切换。
把1f放入prev ip，保存当前进程eip从这里恢复，然后push next ip，把next进程起点压入next堆栈，即栈底此时就是起点。
这里用的jmp __switch to,通过寄存器a prev,d next传递参数。当函数结束return时，因为这里没有call来调用函数，所以会pop出$1f位置，从下图开始就认为是next开始执行：
从eip角度来看，从jmp就开始执行，从堆栈角度看save esp,restore esp之后便开始执行了，所以这里比较模糊：
为什么next进程由pop ebp呢？
因为next层级是prev进程
剩余代码：
1. 31#define switch_to(prev, next, last) \
2. 32do { \
3. 33 /* \
4. 34 * Context-switching clobbers all registers, so we clobber \
5. 35 * them explicitly, via unused output variables. \
6. 36 * (EAX and EBP is not listed because EBP is saved/restored \
7. 37 * explicitly for wchan access and EAX is the return value of \
8. 38 * __switch_to()) \
9. 39 */ \
10. 40 unsigned long ebx, ecx, edx, esi, edi; \
11. 41 \
12. 42 asm volatile("pushfl\n\t" /* save flags */ \
13. 43 "pushl %%ebp\n\t" /* save EBP */ \
14. 44 "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* save ESP */ \
15. 45 "movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* restore ESP */ \
16. 46 "movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* save EIP */ \
17. 47 "pushl %[next_ip]\n\t" /* restore EIP */ \
18. 48 __switch_canary \
19. 49 "jmp __switch_to\n" /* regparm call */ \
20. 50 "1:\t" \
21. 51 "popl %%ebp\n\t" /* restore EBP */ \
22. 52 "popfl\n" /* restore flags */ \
23. 53 \
24. 54 /* output parameters */ \
25. 55 : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp), \
26. 56 [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip), \
27. 57 "=a" (last), \
28. 58 \
29. 59 /* clobbered output registers: */ \
30. 60 "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx), \
31. 61 "=S" (esi), "=D" (edi) \
32. 62 \
33. 63 __switch_canary_oparam \
34. 64 \
35. 65 /* input parameters: */ \
36. 66 : [next_sp] "m" (next->thread.sp), \
37. 67 [next_ip] "m" (next->thread.ip), \
38. 68 \
39. 69 /* regparm parameters for __switch_to(): */ \
40. 70 [prev] "a" (prev), \
41. 71 [next] "d" (next) \
42. 72 \
43. 73 __switch_canary_iparam \
44. 74 \
45. 75 : /* reloaded segment registers */ \
46. 76 "memory"); \
47. 77} while (0)
2，先压入用户进程X的内核堆栈，把当前进程内核堆栈相关信息ss esp 中断对应的服务历程起点加载到eip。
5，从schedule选出的进程Y（next必须曾经做过prev）
6，从Y 恢复现场
7，pop出Y发生中断时保存的eip esp flags
1，逻辑相同，只是内核线程无需切换状态
2，也不需要iret返回
3，fork时候，如果next是新创建的子进程，那么返回的执行起点是ret from fork，这里做switch to就比较复杂一点了，就不是从标号1的地方开始执行了
4，在execve内部修改了进程上下文
每个进程地址空间4G，3G以上只有内核态可以访问。进程发生切换它的内核态，如果每个进程都有自己空间如何切换呢？其实内核进程都是共享的，只是其他的进程描述符和上下文切换。只有返回到用户态才会有不同。
那个进程招手都可以陷入内核态，走一程之后返回到用户态。
敲击键盘Io中断，把当前进程中断，在控制台输出也是中断；
COW写时复制技术；
0到3G的部分，进程地址空间；
如果main函数有个gets（），gets是个系统调用就会陷入内核，从用户态堆栈进入内核。压栈等等。
然后进入进程管理，等待键盘输入过程，cpu会调度到其他进程执行，由进程管理调度。在执行其他进程过程中也在等待着键盘的输入，输入键盘就发生IO中断，调度回来。
敲击之后发生IO中断给CPU，cpu就执行中断处理程序，过程中知道键盘的输入，且是X进程在等待输入，从阻塞态变为就绪态。
最后从系统调用返回。
远程调试并设置断点
调试运行
进程调度程序是内核重要的组成部分，因为运行着的进程首先在使用计算机（至少在我们大多数人看来）。然而，满足进程调度的各种需要绝不是轻而易举的，很难找到“一刀切”的算棒，既适合众多的可运行进程，又具有可伸缩性，还能在调度周期和吞吐量之间求得平衡，同时还满足各种负载的需求。不过， Linux 内核的新CFS 调度程序尽量满足了各个方面的需求，并以较完善的可伸缩性和新颖的方挫提供了最佳的解决方案。前面的章节覆盖了进程管理的相关内容，本章则考察了进程调度所遵循的基本原理、具体实现、调度算能以及目前Linux 内核所使用的接口。
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