进程管理
进程概述
thread_info：保存了特定体系结构的汇编代码段需要访问的那部分进程的数据,放在内核栈顶，其中嵌入指向task_struct的指针，arm64架构通过current宏直接得到task_struct得到thread_info的地址，可以看出是直接存在sp_el0寄存器中的
再看下include/asm-generic/current.h内核通用版本的实现
task_struct：通用的方式描述进程，内核使用slab管理task_stuct的分配和释放，包含了mm_struct这个内存描述结构
thread_union：将内核栈(向下增长)和thread_info(所以在栈顶)放在这个联合体
再看下系统调用进入内核之前会把系统调用号及参数啊放进寄存器，进入内核后通过save_all放入内核栈；由于是下图是引用别人的，stack指针讲道理指向栈顶指针可能更好理解
进程定义：一个处于执行期的程序及其相关资源(打开的文件，地址空间，挂起的信号，进程状态等)的总称
进程状态：TASK_RUNNING，TASK_INTERRUPTABLE，TASK_UNINTERRUPTABLE，__TASK_TRACED，__TASK_STOPPED，TASK_ZOMBIE，TASK_DEAD；前五个状态可以通过set_task_state设置
进程创建：fork没有复制所有信息，而是在被使用时才复制(写时拷贝)，fork() -> clone() -> do_fork() -> copy_process(创建新的task_struct) -> dup_task_struct(分配一个内核栈，填充thread_info，task_struct)
线程创建：和创建进程类似，只不过在调用 clone 的时候，传入了一些参数标志，而且共享了地址空间、文件系统资源、文件描述符、信号处理程序fork()：返回0的是子进程，大于0的是父进程，小于0则出错
内核进程创建：kthread_create；它没有独立地址空间，也不能到用户空间执行，可被调度和抢占
1 : 构造了一个kthread_create_info 结构体，将其挂接到 kthread_create_list链表上
2 : 唤醒内核线程kthreadd去创建线程
进程终结：当通过显式或隐式调用exit()主动退出，或者被信号或异常被动终结时，进程大部分都是靠do_exi来结束，此时处于僵死态，但它还占有内核栈，thread_info结构体，task_struct结构体；以向父进程提供信息，让其检索之后（调用wait()），将最后占用的内存释放掉
进程调度
调度器
分配进程运行时间，并通过调度算法，切换两个进程的上下文
优先级
静态优先级：范围为100-139(MAX_RT_PRIO - MAX_PRIO-1)，内核2.6中的静态优先级相当于内核2.4中的nice值（-20，19），但转到MAX_RT_PRIO到MAX_PRIO-1取值范围，其公式为：static priority = nice + 20 + MAX_RT_PRIO；内核定义两个宏来实现此转化：nice_to_prio() and prio_to_nice()；实时和非实时进程都一样可通过nice()和setpriority()改变，以影响基时间片
动态优先级：范围与静态优先级相同。动态优先级是调度器选择一个进程时实际参考的值。平均睡眠时间越大，bonus值越大，其动态优先级越大；dynamic priority = max( 100, min((static priority - bonus + 5), 139))；实时进程的动态优先级不会改变
实时优先级：取值范围0-MAX_RT_PRIO-1。其大小可以通过sched_setscheduler()和sched_setparam()来改变
调度器类
允许不同的可动态添加的调度算法并存，总调度器根据调度器类的优先顺序，依次调度进行调度器类的中的进程，Stop_ask > RealTime > Fair > Idle_Task，通过sched_setscheduler可设置调度算法
CFS：完全公平调度器，通过一个虚拟时钟 vruntime= 实际运行时间 * 1024 / 进程权重(nice值为0，权重为1024)，总是选择 vruntime 最小的进程，让其投入执行。他们被维护到一个以 vruntime 为顺序的rbtree 中；分配的可运行时间 = 调度周期 *（进程权重 / 所有进程权重之和）
FIFO：是让一个任务运行完再调度下一个任务，而顺序就是依照创建的先后，只有更高优先级的 SCHED_FIFO 或者 SCHED_RR 才能抢占它的任务
RR：依据时间片来调度的，当时间片用完时，无论这个进程优先级有多高，都不会在执行，而是进入就绪队列，等待下一个时间片到来
进程切换
自愿切换发生的时候，进程不再处于运行状态，比如由于等待IO而阻塞(TASK_UNINTERRUPTIBLE)，或者因等待资源和特定事件而休眠(TASK_INTERRUPTIBLE)，又或者被debug/trace设置为TASK_STOPPED/TASK_TRACED状态。
强制切换发生的时候，进程仍然处于运行状态(TASK_RUNNING)，通常是由于被优先级更高的进程抢占(preempt)，或者进程的时间片用完了。
进程自愿切换(Voluntary)和强制切换(Involuntary)的次数被统计在 /proc/<pid>/status，查看此值，判断进程对cpu的需求度。
触发抢占
给正在CPU上运行的当前进程设置一个请求重新调度的标志(TIF_NEED_RESCHED)，仅此而已，此时进程并没有切换；触发抢占的时机如下：
周期性的时钟中断：调用scheduler_tick()检查进程的时间片是否耗尽，如果耗尽则触发抢占
唤醒进程的时候：如果优先级高于CPU上的当前进程，就会触发抢占；try_to_wake_up()最终通过check_preempt_curr()检查是否触发抢占
新进程创建的时候：如果新进程的优先级高于CPU上的当前进程，会触发抢占。相应的调度器核心层代码是sched_fork()，它再通过调度类的 task_fork方法触发抢占
进程修改nice值的时候：如果进程修改nice值导致优先级高于CPU上的当前进程，也会触发抢占。内核代码参见 set_user_nice()
进行负载均衡的时候：进程调度器尽量使各个CPU之间的负载保持均衡，而负载均衡操作可能会需要触发抢占
执行抢占
从系统调用(syscall)返回用户态时
从中断返回用户态时
中断返回:中断处理程序返回内核空间之前会检查TIF_NEED_RESCHED标志，如果置位则调用preempt_schedule_irq()执行抢占。preempt_schedule_irq()是对schedule()的包装。
使能抢占：当内核从non-preemptible（禁止抢占）状态变成preemptible（允许抢占）的时候；
在preempt_enable()中，会最终调用 preempt_schedule 来执行抢占
