四． 进程切换过程
从一个进程的上下文切换到另一个进程的上下文，因为其发生频率很高，所以通常都是调度器效率高低的关键。在Linux中，这一功能是以一段经典的汇编代码实现的，此处就着力描述这段代码。
这段名为switch_to()的代码段在schedule()过程中调用，以一个宏实现：
/* 节选自[include/asm-i386/system.h] */
#define switch_to(prev,next,last) do { \
asm volatile("pushl %%esi\n\t" \
"pushl %%edi\n\t" \
"pushl %%ebp\n\t" \保存esi、edi、ebp寄存器
"movl %%esp,%0\n\t" \esp保存到prev->thread.esp中
"movl %3,%%esp\n\t" \从next->thread.esp恢复esp
"movl $1f,%1\n\t" \在prev->thread.eip中保存"1："的跳转地址，当prev被再次切换到的时候将从那里开始执行
"pushl %4\n\t" \在栈上保存next->thread.eip，__switch_to()返回时将转到那里执行，即进入next进程的上下文
"jmp __switch_to\n" \跳转到__switch_to()，进一步处理(见下)
"1:\t" \
"popl %%ebp\n\t" \
"popl %%edi\n\t" \
"popl %%esi\n\t" \先恢复上次被切换走时保存的寄存器值，再从switch_to()中返回。
:"=m" (prev->thread.esp), \%0
"=m" (prev->thread.eip),\%1
"=b" (last) \ebx，因为进程切换后，恢复的栈上的prev信息不是刚被切换走的进程描述符，因此此处使用ebx寄存器传递该值给prev
:"m" (next->thread.esp), \%3
"m" (next->thread.eip), \%4
"a" (prev), "d" (next), \eax,edx
"b" (prev)); \ebx
} while (0)
进程切换过程可以分成两个阶段，上面这段汇编代码可以看作第一阶段，它保存一些关键的寄存器，并在栈上设置好跳转到新进程的地址。第二阶段在switch_to()中启动，实现在__switch_to()函数中，主要用于保存和更新不是非常关键的一些寄存器（以及IO操作许可权映射表ioperm）的值：
unlazy_fpu()，如果老进程在task_struct的flags中设置了PF_USEDFPU位，表明它使用了FPU，unlazy_fpu()就会将FPU内容保存在task_struct::thread中； 用新进程的esp0（task_struct::thread中）更新init_tss中相应位置的esp0； 在老进程的task_struct::thread中保存当前的fs和gs寄存器，然后从新进程的task_struct::thread中恢复fs和gs寄存器； 从新进程的task_struct::thread中恢复六个调试寄存器的值； 用next中的ioperm更新init_tss中的相应内容switch_to()函数正常返回，栈上的返回地址是新进程的task_struct::thread::eip，即新进程上一次被挂起时设置的继续运行的位置（上一次执行switch_to()时的标号"1:"位置）。至此转入新进程的上下文中运行。
在以前的Linux内核中，进程的切换使用的是far jmp指令，2.4采用如上所示的手控跳转，所做的动作以及所用的时间均与far jmp差不多，但更利于优化和控制。
五． 调度器：具体实现时函数的调用关系，并对各函数的基本功能进行说明
Linux的调度器主要实现在schedule()函数中。
1．调度器工作流程
schedule()函数的基本流程可以概括为四步：
1). 清理当前运行中的进程
2). 选择下一个投入运行的进程
3). 设置新进程的运行环境
4). 执行进程上下文切换
5). 后期整理
其中包含了一些锁操作：就绪队列锁runquque_lock，全局核心锁kernel_flag，全局中断锁global_irq_lock，进程列表锁tasklist_lock。下面先从锁操作开始描述调度器的工作过程。
A. 相关锁
runqueue_lock，定义为自旋锁，对就绪队列进行操作之前，必须锁定； kernel_flag，定义为自旋锁，因为很多核心操作（例如驱动中）需要保证当前仅由一个进程执行，所以需要调用lock_kernel()/release_kernel()对核心锁进行操作，它在锁定/解锁kernel_flag的同时还在task_struct::lock_depth上设置了标志，lock_depth小于0表示未加锁。当发生进程切换的时候，不允许被切换走的进程握有kernel_flag锁，所以必须调用release_kernel_lock()强制释放，同时，新进程投入运行时如果lock_depth>0，即表明该进程被切换走之前握有核心锁，必须调用reacquire_kernel_lock()再次锁定； global_irq_lock，定义为全局的内存长整型，使用clear_bit()/set_bit()系列进行操作，它与global_irq_holder配合表示当前哪个cpu握有全局中断锁，该锁挂起全局范围内的中断处理（见irq_enter()）； tasklist_lock，定义为读写锁，保护以init_task为头的进程列表结构。本文地址：http://com.8s8s.com/it/it36900.htm