Linux 进程调度之schdule主调度器

考虑到文章篇幅，在这里我只讨论普通进程，其调度算法采用的是CFS（完全公平）调度算法。
至于CFS调度算法的实现后面后专门写一篇文章，这里只要记住调度时选择一个优先级最高的任务执行

一、调度单位简介

1.1 task_struct 结构体简介

对于Linux内核来说，调度的基本单位是任务，用 struct task_struct 表示，定义在include/linux/sched.h文件中，这个结构体包含一个任务的所有信息，结构体成员很多，在这里我只列出与本章内容有关的成员：

struct task_struct {
	......
	(1)
	volatile long state;
	
	(2)
	const struct sched_class *sched_class;
	
	(3)
	void *stack;
	struct thread_struct thread;
	struct mm_struct *mm, *active_mm;
	......
}

（1）state ：表示任务当前的状态，当state为TASK_RUNNING时，表示任务处于可运行的状态，并不一定表示目前正在占有CPU，也许在等待调度，调度器只会选择在该状态下的任务进行调度。该状态确保任务可以立即运行，而不需要等待外部事件。

简单来说就是：任务调度的对象是处于TASK_RUNNING状态的任务。

处于TASK_RUNNING状态的任务，可能正在执行用户态代码，也可能正在执行内核态的代码。

（2）sched_class ：表示任务所属的调度器类，我们这里只讲CFS调度类。

//  kernel/sched/sched.h

struct sched_class {
	......
	//将任务加入可运行的队列中
	void (*enqueue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);
	//将任务移除可运行的队列中
	void (*dequeue_task) (struct rq *rq, struct task_struct *p, int flags);
	//选择一下将要运行的任务
	struct task_struct * (*pick_next_task) (struct rq *rq,
						struct task_struct *prev,
						struct pin_cookie cookie);
	......
}

extern const struct sched_class fair_sched_class;

//  kernel/sched/fair.c
const struct sched_class fair_sched_class;

/*
 * All the scheduling class methods:
 */
const struct sched_class fair_sched_class = {
	......
	.enqueue_task		= enqueue_task_fair,    //CFS 的 enqueue_task 实例
	.dequeue_task		= dequeue_task_fair,	//CFS 的 dequeue_task 实例
	.pick_next_task		= pick_next_task_fair,	//CFS 的 pick_next_task 实例
	......
}

（3）任务上下文：表示任务调度时要切换的任务上下文（任务切换只发生在内核态）。
stack：当前任务的内核态堆栈（用户态的sp，用户态的ip，在内核栈顶部的 pt_regs 结构里面）
thread ：也叫任务的硬件上下文，主要包含了大部分CPU寄存器（如：内核栈sp）。
struct mm_struct *mm ：切换每个任务用户态的虚拟地址空间（每个任务的用户栈都是独立的，都在内存空间里面，切换任务的虚拟地址空间，也就切换了任务的用户栈）。

1.2 task_struct 结构体的产生

任务（task_struct) 的来源有三处：
（1） fork()：该函数是一个系统调用，可以复制一个现有的进程来创建一个全新的进程，产生一个 task_struct，然后调用wake_up_new_task()唤醒新的进程，使其进入TASK_RUNNING状态。
（2） pthread_create()：该函数是Glibc中的函数，然后调用clone()系统调用创建一个线程（又叫轻量级进程），产生一个 task_struct，然后调用wake_up_new_task()唤醒新的线程，使其进入TASK_RUNNING状态。
（3）kthread_create()：创建一个新的内核线程，产生一个 task_struct，然后wake_up_new_task()，唤醒新的内核线程，使其进入TASK_RUNNING状态。

其实这三个API最后都会调用 _do_fork()，不同之处是传入给 _do_fork() 的参数不同（clone_flags），最终结果就是进程有独立的地址空间和栈，而用户线程可以自己指定用户栈，地址空间和父进程共享，内核线程则只有和内核共享的同一个栈，同一个地址空间。因此上述三个API最终都会创建一个task_struct结构。

备注：这里没有讨论vfok()。

总结：上述三个方式都产生了一个任务 task_struct，然后唤醒该任务使其处于TASK_RUNNING状态，然后这样调度器就可以调度 任务（task_struct)了。

还有一个来源就是0号进程（又叫 idle 进程），每个逻辑处理器上都有一个，属于内核态线程，只有在没有其他的任务处于TASK_RUNNING状态时（系统此时处于空闲状态），任务调度器才会选择0号进程，然后重复执行 HLT 指令。
HLT 指令 ：停止指令执行，并将处理器置于HALT状态。简单来说让该CPU进入休眠状态，低功耗状态。
（该指令只能在 privilege level 0执行，且CPU指的是逻辑CPU而不是物理CPU，每个逻辑CPU都有一个idle进程）。

1.3 struct rq 结构体

目前的x86_64都有多个处理器，那么对于所有处于TASK_RUNNING状态的任务是应该位于一个队列还有每个处理器都有自己的队列？
Linux采用的是每个CPU都有自己的运行队列，这样做的好处：
（1）每个CPU在自己的运行队列上选择任务降低了竞争
（2）某个任务位于一个CPU的运行队列上，经过多次调度后，内核趋于选择相同的CPU执行该任务，那么上次任务运行的变量很可能仍然在这个CPU缓存上，提高运行效率。

在这里我只讨论普通任务的调度，因为linux大部分情况下都是在运行普通任务，普通任务选择的调度器是CFS完全调度。

在调度时，调度器去 CFS 运行队列找是否有任务需要运行。

DEFINE_PER_CPU_SHARED_ALIGNED(struct rq, runqueues);

struct rq {
    .......
	unsigned int nr_running;   //运行队列上可运行任务的个数
	struct cfs_rq cfs;         // CFS 运行队列
	struct task_struct *curr,  //当前正在运行任务的 task_struct 实例
	struct task_struct *idle,  //指向idle任务的实例，在没有其它可运行任务的时候执行
	......
}

二、schedule函数详解

2.1 schedule函数简介

上文说到任务调度器是对于可运行状态（TASK_RUNNING）的任务进行调度，如果任务的状态不是TASK_RUNNING，那么该任务是不会被调度的。

调度的入口点是schedule()函数，定义在 kernel/sched/core.c 文件中，这里删掉了很多代码，只留了重要的代码：

asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
{
	......
	preempt_disable();		//禁止内核抢占
	__schedule(false);		//任务开始调度，调度的过程中禁止其它任务抢占
	sched_preempt_enable_no_resched();		//开启内核抢占
	......
}

这里注意schedule调用__schedule函数是传入的是false参数，表示schedule函数主调度器。
调度分为主动调度和抢占调度。

__schedule的参数preempt是bool类型，表示本次调度是否为抢占调度：

__schedule的参数preempt等于0表示不是抢占调度，即主动调度，代表此次调度是该进程主动请求调度，主动调用了schedule函数（任务主动让出处理器），比如该进程进入了阻塞态。
而schedule函数参数固定传入的参数是false，也就是0，就是调用schedule函数就是主动发起调度，不是抢占调度，因此schedule函数称为主调度器。

直接调用主调度器schdule函数的场景有3种：
（1）当前进程需要等待某个条件满足才能继续运行时，调用一个wait_event()类函数将自己的状态设为TASK_INTERRUPTIBLE或者TASK_UNINTERRUPTIBLE，挂接到某个等待队列，然后根据情况设置一个合适的唤醒定时器，最后调用schedule()发起调度；

/*
 * The below macro ___wait_event() has an explicit shadow of the __ret
 * variable when used from the wait_event_*() macros.
 *
 * This is so that both can use the ___wait_cond_timeout() construct
 * to wrap the condition.
 *
 * The type inconsistency of the wait_event_*() __ret variable is also
 * on purpose; we use long where we can return timeout values and int
 * otherwise.
 */

#define ___wait_event(wq, condition, state, exclusive, ret, cmd)	\
({									\
	__label__ __out;						\
	wait_queue_t __wait;						\
	long __ret = ret;	/* explicit shadow */			\
									\
	init_wait_entry(&__wait, exclusive ? WQ_FLAG_EXCLUSIVE : 0);	\
	for (;;) {							\
		long __int = prepare_to_wait_event(&wq, &__wait, state);\
									\
		if (condition)						\
			break;						\
									\
		if (___wait_is_interruptible(state) && __int) {		\
			__ret = __int;					\
			goto __out;					\
		}							\
									\
		cmd;							\
	}								\
	finish_wait(&wq, &__wait);					\
__out:	__ret;								\
})

#define __wait_event(wq, condition)					\
	(void)___wait_event(wq, condition, TASK_UNINTERRUPTIBLE, 0, 0,	\
			    schedule())

/**
 * wait_event - sleep until a condition gets true
 * @wq: the waitqueue to wait on
 * @condition: a C expression for the event to wait for
 *
 * The process is put to sleep (TASK_UNINTERRUPTIBLE) until the
 * @condition evaluates to true. The @condition is checked each time
 * the waitqueue @wq is woken up.
 *
 * wake_up() has to be called after changing any variable that could
 * change the result of the wait condition.
 */
#define wait_event(wq, condition)					\
do {									\
	might_sleep();							\
	if (condition)							\
		break;							\
	__wait_event(wq, condition);					\
} while (0)

（2）当前进程需要睡眠一段特定的时间（不等待任何事件）时，调用一个sleep()类函数将自己的状态设为TASK_INTERRUPTIBLE或者TASK_UNINTERRUPTIBLE但不进入任何等待队列，然后设置一个合适的唤醒定时器，最后调用schedule()发起调度；

（3）当前进程单纯地想要让出CPU控制权时，调用yield()函数将自己的状态设为TASK_RUNNING并依旧处于运行队列，然后执行特定调度类的yield_task()操作，最后调用schedule()发起自愿调度。

/**
 * sys_sched_yield - yield the current processor to other threads.
 *
 * This function yields the current CPU to other tasks. If there are no
 * other threads running on this CPU then this function will return.
 *
 * Return: 0.
 */
SYSCALL_DEFINE0(sched_yield)
{
	struct rq *rq = this_rq_lock();

	schedstat_inc(rq->yld_count);
	current->sched_class->yield_task(rq);

	/*
	 * Since we are going to call schedule() anyway, there's
	 * no need to preempt or enable interrupts:
	 */
	__release(rq->lock);
	spin_release(&rq->lock.dep_map, 1, _THIS_IP_);
	do_raw_spin_unlock(&rq->lock);
	sched_preempt_enable_no_resched();

	schedule();

	return 0;
}

__schedule的参数preempt等于1表示是抢占调度，有处于运行态的任务发起的抢占调度。
例举几处发起抢占调度的地方：

static void __sched notrace preempt_schedule_common(void)
{
	do {
		/*
		 * Because the function tracer can trace preempt_count_sub()
		 * and it also uses preempt_enable/disable_notrace(), if
		 * NEED_RESCHED is set, the preempt_enable_notrace() called
		 * by the function tracer will call this function again and
		 * cause infinite recursion.
		 *
		 * Preemption must be disabled here before the function
		 * tracer can trace. Break up preempt_disable() into two
		 * calls. One to disable preemption without fear of being
		 * traced. The other to still record the preemption latency,
		 * which can also be traced by the function tracer.
		 */
		preempt_disable_notrace();
		preempt_latency_start(1);
		//抢占调度
		__schedule(true);
		preempt_latency_stop(1);
		preempt_enable_no_resched_notrace();

		/*
		 * Check again in case we missed a preemption opportunity
		 * between schedule and now.
		 */
	} while (need_resched());
}

#ifdef CONFIG_PREEMPT
/*
 * this is the entry point to schedule() from in-kernel preemption
 * off of preempt_enable. Kernel preemptions off return from interrupt
 * occur there and call schedule directly.
 */
asmlinkage __visible void __sched notrace preempt_schedule(void)
{
	/*
	 * If there is a non-zero preempt_count or interrupts are disabled,
	 * we do not want to preempt the current task. Just return..
	 */
	if (likely(!preemptible()))
		return;

	preempt_schedule_common();
}
NOKPROBE_SYMBOL(preempt_schedule);
EXPORT_SYMBOL(preempt_schedule);

/**
 * preempt_schedule_notrace - preempt_schedule called by tracing
 *
 * The tracing infrastructure uses preempt_enable_notrace to prevent
 * recursion and tracing preempt enabling caused by the tracing
 * infrastructure itself. But as tracing can happen in areas coming
 * from userspace or just about to enter userspace, a preempt enable
 * can occur before user_exit() is called. This will cause the scheduler
 * to be called when the system is still in usermode.
 *
 * To prevent this, the preempt_enable_notrace will use this function
 * instead of preempt_schedule() to exit user context if needed before
 * calling the scheduler.
 */
asmlinkage __visible void __sched notrace preempt_schedule_notrace(void)
{
	enum ctx_state prev_ctx;

	if (likely(!preemptible()))
		return;

	do {
		/*
		 * Because the function tracer can trace preempt_count_sub()
		 * and it also uses preempt_enable/disable_notrace(), if
		 * NEED_RESCHED is set, the preempt_enable_notrace() called
		 * by the function tracer will call this function again and
		 * cause infinite recursion.
		 *
		 * Preemption must be disabled here before the function
		 * tracer can trace. Break up preempt_disable() into two
		 * calls. One to disable preemption without fear of being
		 * traced. The other to still record the preemption latency,
		 * which can also be traced by the function tracer.
		 */
		preempt_disable_notrace();
		preempt_latency_start(1);
		/*
		 * Needs preempt disabled in case user_exit() is traced
		 * and the tracer calls preempt_enable_notrace() causing
		 * an infinite recursion.
		 */
		prev_ctx = exception_enter();
		//抢占调度
		__schedule(true);
		exception_exit(prev_ctx);

		preempt_latency_stop(1);
		preempt_enable_no_resched_notrace();
	} while (need_resched());
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(preempt_schedule_notrace);

#endif /* CONFIG_PREEMPT */

/*
 * this is the entry point to schedule() from kernel preemption
 * off of irq context.
 * Note, that this is called and return with irqs disabled. This will
 * protect us against recursive calling from irq.
 */
asmlinkage __visible void __sched preempt_schedule_irq(void)
{
	enum ctx_state prev_state;

	/* Catch callers which need to be fixed */
	BUG_ON(preempt_count() || !irqs_disabled());

	prev_state = exception_enter();

	do {
		preempt_disable();
		local_irq_enable();
		//抢占调度
		__schedule(true);
		local_irq_disable();
		sched_preempt_enable_no_resched();
	} while (need_resched());

	exception_exit(prev_state);
}

__schedule()是主调度器的主要函数，__schedule在内核源码中有很多注释，如下所示：
驱使调度器并因此进入此函数的主要方法有：
1.显式阻塞：互斥、信号量、等待队列等。
2.中断和用户空间返回路径上检查TIF_NEED_RESCHED标志。例如，请参考arch/x86/entry_64.S。
为了驱动任务之间的抢占，调度程序在定时器中断处理程序scheduler_tick()中设置标志。
3.唤醒不会真正马上调用schedule()，只是将一个任务添加到运行队列中，设置任务标志位为TIF_NED_RESCHED，也就是将唤醒的进程加入的CFS就绪队列中（将唤醒的进程调度实体加入到红黑树中），仅此而已。

现在，如果添加到运行队列的新任务抢占了当前任务，则设置TIF_NED_RESCHED，并在以下的可能情况下调用schedule（），也就是唤醒的进程什么时候调用schedule()函数，分为以下两种情况：

（1）如果内核可抢占(CONFIG_PREMPT=y)：
在系统调用或异常上下文中，在下一次调用preempt_enable()时检查是否需要抢占调度。
在IRQ上下文中，从中断处理程序返回到可抢占上下文。硬件中断处理返回前会检查是否要抢占当前进程。

（2）如果内核不可抢占(未设置CONFIG_PREMPT)
调用cond_resched()。
显式调用schedule()。
从syscall或异常返回到用户空间。
从中断处理程序返回到用户空间。

2.2 __schedule 代码解图

//__schedule() is the main scheduler function.
static void __sched notrace __schedule(bool preempt)
{
    (1)
	struct task_struct *prev, *next;
	unsigned long *switch_count;
	struct pin_cookie cookie;
	struct rq *rq;
	int cpu;

    (2)
	cpu = smp_processor_id();
	rq = cpu_rq(cpu);
	prev = rq->curr;
	
	(3)
	if (!preempt && prev->state) {
		if (unlikely(signal_pending_state(prev->state, prev))) {
			prev->state = TASK_RUNNING;
		} else {
			deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP);
			prev->on_rq = 0;
		}
	}

	(4)
	next = pick_next_task(rq, prev, cookie);
	clear_tsk_need_resched(prev);
	clear_preempt_need_resched();

	(5)
	if (likely(prev != next)) {
		rq->nr_switches++;
		rq->curr = next;
		++*switch_count;

		rq = context_switch(rq, prev, next, cookie); /* unlocks the rq */
	} else {
		lockdep_unpin_lock(&rq->lock, cookie);
		raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);
	}
}

（1）prev局部变量表示要切换出去的任务，next局部变量表示要切换进来的任务。

	struct task_struct *prev, *next;

（2）找到当前CPU的运行队列 struct rq，把当前正在运行的任务curr 赋值给 prev。

	int cpu = smp_processor_id();
	struct rq = cpu_rq(cpu);
	struct task_struct *prev = rq->curr;

（3）
preempt 用于判断本次调度是否为抢占调度，如果发生了调度抢占（preempt =1），那么直接跳过，不参与判断，直接调用pick_next_task。抢占调度通常都是处于运行态的任务发起的抢占调度。

如果本次调度不是抢占调度（preempt = 0），并且该进程的state不等于 TASK_RUNNING （0），也就是不是运行态，处于其他状态。代表此次调度是该进程主动请求调度，主动调用了schedule函数，比如该进程进入了阻塞态。

进程在操作外部设备的时候（网络和存储则多是和外部设备的合作），往往需要让出 CPU，发起主动调度。

由于进程不是运行态：TASK_RUNNING了，那么就不能在CFS就绪队列中了，那么就调用 deactivate_task 将陷入阻塞态的进程移除CFS就绪队列，并将进程调度实体的 on_rq 成员置0，表示不在CFS就绪队列中了。
通常主动请求调用之前会提前设置当前进程的运行状态为 TASK_INTERRUPTIBLE 或者 TASK_UNINTERRUPTIBLE。

#define TASK_RUNNING		0
#define TASK_INTERRUPTIBLE	1
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE	2
......

	if (!preempt && prev->state) {
		if (unlikely(signal_pending_state(prev->state, prev))) {
			prev->state = TASK_RUNNING;
		} else {
			deactivate_task(rq, prev, DEQUEUE_SLEEP);
			prev->on_rq = 0;
		}
	}

（4）选择下一个将要执行的任务，通过CFS调度算法选择优先级最高的一个任务。
clear_tsk_need_resched将被抢占的任务prev（也就是当前的任务）需要被调度的标志位（TIF_NEED_RESCHED）给清除掉，表示 prev 接下来不会被调度。
clear_preempt_need_resched 被抢占的任务prev（也就是当前的任务）的 PREEMPT_NEED_RESCHED 标志位给清除掉。

	if (likely(prev != next)) {
	        //大概率事件，进行任务切换
			rq->nr_switches++;  //可运行队列切换次数更新
			rq->curr = next;    //将当前任务curr设置为将要运行的下一个任务 next 	
			++*switch_count;    //任务切换次数更新
			
			//任务上下文切换
			rq = context_switch(rq, prev, next, cookie); /* unlocks the rq */
		} else {
		     //小概率事件，不进行任务切换
			lockdep_unpin_lock(&rq->lock, cookie);
			raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);
		}

（5）如果选择的任务next和 原任务prev不是同一个任务，则进行任务上下文切换
如果是同一个任务，则不进行上下文切换。
注意这里是 用 likely()修饰（这是gcc内建的一条指令用于优化，编译器可以根据这条指令对分支选择进行优化），表示有很大的概率 选择的任务next 和 原任务prev不是同一个任务。
由我们程序员来指明指令最可能的分支走向，以达到优化性能的效果。

	if (likely(prev != next)) {
	        //大概率事件，进行任务切换
			rq->nr_switches++;  //可运行队列切换次数更新
			rq->curr = next;    //将当前任务curr设置为将要运行的下一个任务 next 	
			++*switch_count;    //任务切换次数更新
			
			//任务上下文切换
			rq = context_switch(rq, prev, next, cookie); /* unlocks the rq */
		} else {
		     //小概率事件，不进行任务切换
			lockdep_unpin_lock(&rq->lock, cookie);
			raw_spin_unlock_irq(&rq->lock);
		}

2.3 context_switch 代码解读

任务切换主要是任务空间即虚拟内存（用户态的虚拟地址空间，包括了用户态的堆栈）、CPU寄存器、内核态堆栈。

后面context_switch 还会专门一篇进行描述，这里限于篇幅，只是简单描述一下。

用伪代码表示：

	switch_mm();
	switch_to(){
		switch_register();
		switch_stack();
	}

/*
 * context_switch - switch to the new MM and the new thread's register state.
 */
static __always_inline struct rq * 
context_switch(struct rq *rq, struct task_struct *prev,
	       struct task_struct *next, struct pin_cookie cookie)
{
	struct mm_struct *mm, *oldmm;
	(1)
	prepare_task_switch(rq, prev, next);

	(2)
	mm = next->mm;
	oldmm = prev->active_mm;

	if (!mm) {
		next->active_mm = oldmm;
		atomic_inc(&oldmm->mm_count);
		enter_lazy_tlb(oldmm, next);
	} else
		switch_mm_irqs_off(oldmm, mm, next);

    (3)
	/* Here we just switch the register state and the stack. */
	switch_to(prev, next, prev);

	(4)
	return finish_task_switch(prev);
}

（1）开始任务切换前,需要做的准备工作，这里主要是提供了2个接口给我们内核开发者，当任务切换时我们可以自己添加一些操作进去，任务被重新调度时我们也可以自己添加一些操作进去。
同时通知我们任务被抢占（sched_out）。

	prepare_task_switch(rq, prev, next);
		-->fire_sched_out_preempt_notifiers(prev, next);
		   -->__fire_sched_out_preempt_notifiers(curr, next);
		      -->hlist_for_each_entry(notifier, &curr->preempt_notifiers, link)
									notifier->ops->sched_out(notifier, next);

这里的 sched_in()函数和 sched_out函数是内核提供给我们开发者的接口。我们可以通过在这两个接口里面添加一些操作。
sched_in ：任务重新调度时会通知我们。
sched_out：任务被抢占时会通知我们。

备注：调度器运行调度相关的代码，但其自身并不作为一个单独的 process 存在，在进程切换时，执行 switch out 的代码就是在被换出的 process 中，执行 switch in 的代码就是在被换入的 process 中，因此 scheduler 没有一个对应的 PID。

具体请参考：Linux 进程调度通知机制

struct preempt_ops {
	void (*sched_in)(struct preempt_notifier *notifier, int cpu);
	void (*sched_out)(struct preempt_notifier *notifier,
			  struct task_struct *next);
};

struct preempt_notifier {
	struct hlist_node link;
	struct preempt_ops *ops;
};

(2) 切换任务的用户虚拟态地址（不切换内核态的虚拟地址），也包括了用户态的栈，主要就是切换了任务的CR3， CR3寄存器放的是 页目录表物理内存基地址。

	mm = next->mm;
	oldmm = prev->active_mm;

	if (!mm) {   
		//	mm == NULL,代表任务是内核线程
		//  直接用 被切换进程prev的active_mm
		next->active_mm = oldmm;
		atomic_inc(&oldmm->mm_count);
		//通知处理器不需要切换虚拟地址空间的用户空间部分，用来加速上下文切换
		enter_lazy_tlb(oldmm, next);
	} else
		//不是内核线程，那么就要切换用户态的虚拟地址空间，也就是切换任务的CR3
		switch_mm_irqs_off(oldmm, mm, next);
			-->load_cr3(next->pgd); //加载下一个任务的CR3

（3）切换任务的寄存器和内核态堆栈，保存原任务（prev）的所有寄存器信息，恢复新任务（next）的所有寄存器信息，当切换完之后，并执行新的任务。

	switch_to(prev, next, prev);
		-->__switch_to_asm((prev), (next)))
				-->ENTRY(__switch_to_asm)
					/* switch stack */
					movq	%rsp, TASK_threadsp(%rdi)
					movq	TASK_threadsp(%rsi), %rsp
					
					jmp	__switch_to
					END(__switch_to_asm)
						-->__switch_to()

(4) 完成一些清理工作，使其能够正确的释放锁。这个清理工作的完成是第三个任务，系统中随机的某个其它任务。同时通知我们任务被重新调度（sched_in）。
这里其实也有点复杂，我们后面在 context_switch 篇重点描述。

	finish_task_switch(prev)
		-->fire_sched_in_preempt_notifiers(current);
			-->__fire_sched_in_preempt_notifiers(curr)
				-->hlist_for_each_entry(notifier, &curr->preempt_notifiers, link)
								notifier->ops->sched_in(notifier, raw_smp_processor_id());

总结
这篇文章主要讲了schdule主调度器的工作流程，即一个运行中的进程主动调用 _schedule 让出 CPU，总结来说就是：
（1）通过调度算法选择一个优先级最高的任务。
（2）进行任务上下文切换，上下文切换又分用户态进程空间的切换和内核态的切换。
保存原任务的所有寄存器信息，恢复新任务的所有寄存器信息，并执行新的任务。
（3）上下文切换完后，新的任务投入运行。
如下图所示：