*阅读版本为linux-2.6.12.1
1. 进程管理的核心功能及相应原理
通过调研相关文献资料（来源于读书报告网络博客相关书籍），我将进程管理的核心功能大致分为四类:控制，同步，通信，调度。
进程控制:进程控制包括对单个进程本身的一些操作，比如控制进程的创建和删除以
及状态的更迭等。下面详细描述一下几个重要操作
1）进程的创建
一个进程可以创建一个子进程，子进程会继承父进程所拥有的资源，如继承父进程打开的文件、分配到的缓冲区等，当子进程被撤销时，应该讲其从父进程哪里获得的资源归还给父进程，此外，撤销父进程时，也必须同时撤销其所有的子进程。
进程创建的步骤包括：① 申请空白PCB，获得唯一的数字标识符，从PCB集合中索取一个空白的PCB。② 为新进程分配资源。③ 初始化进程控制块，包括：将系统分配的标识符和父进程标识符填入新的PCB中；使程序计数器指向程序的入口地址，使栈指针指向栈顶；将进程的状态设置为就绪状态或静止就绪状态。④ 将新进程插入到就绪队列，如果进程就绪队列能够接纳新进程，便将新进程插入就绪队列。
2） 进程的终止
引起进程终止的事件有：①正常结束②异常结束，在进程运行期间，由于出现某些错误和故障而迫使进程终止。如越界错误，非法指令，等待超时，算术运算错，I/O故障等等。③ 外界干预，进程应外界的请求而终止运行。
终止进程的步骤如下：① 根据被终止的进程的标识符，从PCB集合汇总检索除该进程的PCB，从中读出该进程的状态。② 若被终止的进程正处于执行状态，应立即终止该进程的执行，并置调度标志位真，用于指示该进程被终止后应重新进行调度。③若该进程还有子孙进程，还应将其子孙进程予以终止，以防他们成为不可控的进程。④ 将被终止的进程所拥有的全部资源，或者归还给其父进程，或者归还给操作系统。⑤ 将被终止的进程PCB从所在队列或链表中移出，等待其他程序来搜集信息。
3） 进程的阻塞与唤醒
引起进程阻塞与唤醒的事件有：① 请求系统服务，由于某种原因，操作系统并不立即满足该进程的要求，该进程只能转变为阻塞状态来等待。②当进程启动某种操作后，该进程必须在该操作完成之后才能继续执行，则必须先使该进程阻塞。③新数据尚未到达，进程所需数据尚未到达，该进程只有（等待）阻塞。④ 无新工作可做，系统往往设置一些具有某些特定功能的系统进程，每当这种进程完成任务后，便把自己阻塞起来以等待新任务到来。
进程阻塞步骤包括：进程的阻塞是进程自身的一种主动行为，之后进程会停止执行，并将进程的状态由执行改为阻塞，并将PCB插入阻塞队列，如果系统中设置了因不同事件而阻塞的多个阻塞队列，则应将本进程插入到具有相同事件的阻塞队列中，最后，转调度程序进行重新调度，将处理机分配给另一就绪进程并进行切换。即保留被阻塞进程的处理机状态到PCB中，再按新进程的PCB中的处理机状态设置CPU环境。
进程唤醒步骤如下：当被阻塞进程所期待的时间出现时，如I/O完成获其所期待的数据已经到达，则由有关进程（如用完并释放I/O设备的进程）调用唤醒原语wakeup，将等待该事件的进程唤醒，首先将被阻塞的进程从等待该事件的阻塞队列中移出，将其PCB中的现行状态由阻塞改为就绪，然后再将该PCB插入到就绪队列中。值得注意的是，block原语与wakeup原因应该在不同进程中执行。
进程同步：进程同步主要是对多个相关进程在执行次序上进行协调，以使并发执行的诸进程之间能有效共享资源和相互合作，而从使程序的执行具有可再现性。
总体来说，进程同步通过临界区来实现，临界区问题必须确保：互斥，前进，有限等待。临界区前后分别由进入区和退出区，其它为剩余区。
临界区问题有两类处理方法：抢占内核和非抢占内核。非抢占内核数据从根本上不会导致竞争条件，而抢占内核情况下则复杂得多。但是考虑到后者在响应时间和实时编程的优势，这种复杂值得花费力气解决。这里讨论一些solution proposals。（a）使临界区不可被打断，与非抢占内核类似，进程在临界区内时不允许上下文切换，我们可以通过一个系统调用来实现这个需求。（b）严格轮换，但是忙等会浪费CPU资源。而且轮换如此严格，使连续多次执行某个进程的临界区成为不可能。（c）对严格轮换进行改进得到Peterson’s solution，使用了两个共享数据项int turn和boolean flag。但是同样会导致忙等，而且可能会使进程的优先权错位（d）在硬件上实现互斥锁，同样忙等。
实际最终我们选择的方案是——信号量。信号量是一种数据类型，只能通过两个标准原子操作访问wait()和signal()。信号量通常分为计数信号量和二进制信号量，后者有时称为互斥锁。可以使用二进制信号量处理多进程的临界区问题，而计数信号量可以用来控制访问具有若干实例的某种资源，此时信号量表示可用资源的数量。
当一个进程位于临界区时，其他试图进入临界区的进程必须在进入代码中连续地循环，这种称为自旋锁，会导致忙等。为了克服这一点可以修改wait()和signal()地定义——当一个进程执行wait()需要等待的时候，改为阻塞自己而不是忙等。阻塞操作将此进程放入到与信号量相关的等待队列中，状态改为等待，然后会选择另一个进程来执行。
考虑进程同步时，很重要的一点是避免死锁。死锁的特征包括：互斥、占有并等待、非抢占、循环等待。当死锁发生时，进程永远不能完成，所以必须解决。有三种方法：（1）使用协议确保死锁不发生（2）允许死锁然后检测恢复（3）认为死锁不存在。
此外，进程同步中有三个经典问题，用来检验新的同步方案——生产者消费者问题、读者-写者问题、哲学家进餐问题，可以用来分析中的各种情况包括死锁问题，这里不作具体分析。
进程通信：指进程之间的信息交换，进程的互斥和同步，由于只能交换很少量的信息而被归结为低级通信，目前的高级通信机制可归结为三大类
① 共享存储器系统
相互通信的进程共享某些数据结构或共享存储区，进程之间能够通过这些空间进行通信，基于此，又可以分为如下两种类型：基于共享数据结构的通信方式，在这种通信中，要求诸进程共用某些数据结构，借此实现进程间的信息交换。基于共享存储区的通信方式，为了传输大量数据，在存储器中划出一块共享存储区，诸进程可通过对共享存储区中的数据的读或写来实现通信。
② 消息传递系统
进程间的数据交换是以格式化的消息为单位，程序员直接利用操作系统提供的一组通信命令（原语），不仅能实现大量数据的传递，而且还隐藏了通信的实现细节，使通信过程对用户是透明的，从而大幅减少通信程序编制的复杂性。
③ 管道通信
连接一个读进程和一个写进程以实现它们之间通信的一个共享文件，又名pipe文件，向管道（共享文件）提供输入的发送进程，以字符流形式将大量的数据送入管道；而接受管道输出的接受进程，则从管道中接受数据，由于发送和接受进程是利用管道进行通信的，因此叫做管道通信。管道通信需要具有三方面的协调能力：互斥（当一个进程正在对pipe执行读/写时，其他进程必须等待），同步（当写进程把一定数量的数据写入pipe，便去睡眠等待，到读进程取走数据后，再把它唤醒，当读进程读一个空pipe时，也应该睡眠等待，直到有数据写入管道，才将其唤醒），确定对方是否存在，只有确定了对方已存在时，才能进行通信。
进程调度：在多道程序系统中，进程的数量往往多于处理机的个数，进程争用处理机的情况就在所难免。处理机调度是对处理机进行分配，就是从就绪队列中，按照一定的算法（公平、髙效）选择一个进程并将处理机分配给它运行，以实现进程并发地执行。进程调度的算法多样，常见的有：
a) 先到先服务算法：即先请求cpu 的进程先分配到进程，实现简单，但平均等待时间通常较长。考虑FCFS 调度在动态情况下，会产生护航效果，会导致cpu 和设备使用率变得很低。
b) 最短作业优先调度：cpu 空闲时，它会赋给具有最短cpu 区间的进程，SJF 算法可证为最佳，其平均等待时间最小。但是困难在于如何知道下一个cpu 区间的长度。一种方法是近似SJF 调度，可以用以前cpu 长度的指数平均来预测下一个区间长度。 该算法可改善平均周转时间和平均带权周转时间，缩短进程的等待时间，提高系统的吞吐量。 但是对长进程非常不利，可能长时间得不到执行，且难以准确估计进程的执行时间，从而影响调度性能。
c) 优先级调度：每个进程都会有一个优先级，具有最高优先级的进程会被分配到cpu。这种算法的主要问题是无穷阻塞或者饥饿，可以使用老化的方法来处理。
d) 轮转法调度：专门为分时系统设计，与FCFS 类似，但是增加了抢占。这里定义了一个时间片， 就绪队列作为循环队列，每个进程分配不超过一个时间片的cpu。 时间片轮转调度算法的特点是简单易行、平均响应时间短。 不利于处理紧急作业。在时间片轮转算法中，时间片的大小对系统性能的影响很大，因此时间片的大小应选择恰当
e) 多级队列调度：将就绪队列分为多个独立队列，根据进程属性每个队列有自己的调度算法。而且队列之间必须有调度，通常采用固定优先级抢占调度。例如，前台队列可以比后台队列具有绝对的优先级，这样也符合交互的要求。
f) 多级队列反馈调度：与多级队列相比，差异在于允许进程在队列之间移动。
2. 数据结构分析
我们学过，进程控制块(PCB)的是进程管理的关键。一个进程是由一个进程控制块来描述的。那么首先需要做的就是找到这部分代码。在linux/sched.h中可以找到task_struct结构体，这是一个用于进程信息保存的结构体，包含可大量的内置类型和自定义结构体指针类型，用于linux内核进程的控制能力。 下面是截取了一小部分代码：
代码较长，列举部分源码主要分析一下一下结构体内部结构变量的作用（省略号省去部分代码）：
structtask_struct {
......
/* 进程状态 */
volatilelongstate;
/* 指向内核栈 */
void*stack;
/* 用于加入进程链表 */
structlist_head tasks;
......
/* 指向该进程的内存区描述符 */
structmm_struct*mm,*active_mm;
......
/* 进程ID，每个进程(线程)的PID都不同 */
pid_t pid;
/* 线程组ID，同一个线程组拥有相同的pid，与领头线程(该组中第一个轻量级进程)pid一致，保存在tgid中，线程组领头线程的pid和tgid相同 */
pid_t tgid;
/* 用于连接到PID、TGID、PGRP、SESSION哈希表 */
structpid_link pids[PIDTYPE_MAX];
......
/* 指向创建其的父进程，如果其父进程不存在，则指向init进程 */
structtask_struct __rcu *real_parent;
/* 指向当前的父进程，通常与real_parent一致 */
structtask_struct __rcu *parent;
/* 子进程链表 */
structlist_head children;
/* 兄弟进程链表 */
structlist_head sibling;
/* 线程组领头线程指针 */
structtask_struct*group_leader;
/* 在进程切换时保存硬件上下文(硬件上下文一共保存在2个地方: thread_struct(保存大部分CPU寄存器值，包括内核态堆栈栈顶地址和IO许可权限位)，内核栈(保存eax,ebx,ecx,edx等通用寄存器值)) */
structthread_struct thread;
/* 当前目录 */
structfs_struct*fs;
/* 指向文件描述符，该进程所有打开的文件会在这里面的一个指针数组里 */
structfiles_struct*files;
......
/*信号描述符，用于跟踪共享挂起信号队列，被属于同一线程组的所有进程共享，也就是同一线程组的线程此指针指向同一个信号描述符 */
structsignal_struct*signal;
/*信号处理函数描述符 */
structsighand_struct*sighand;
......
}其中关于进程的状态分为两种，struct_task中成员state（关于运行的状态）和exit_state（关于退出的状态），参见下图：
TASK_RUNNING ： 这个状态是正在占有cpu或者处于就绪状态的进程才能拥有。
TASK_INTERRUPIBLE ：进程因为等待一些条件而被挂起进（阻塞）而所处的状态。一旦等待的条件成立，进程就会从该状态（阻塞）迅速转化成为就绪状态，也就是state域的值变为TASK_RUNNING。
TASK_UNINTERRUPIBLE ：其实他和TASK_INTERRUPIBLE 大致相同，除了传递一个信号和中断所引起的效果不同。
TASK_STOP ：进程的执行被停止，当进程接收到SIGSTOP、SIGTTIN、SIGTSTP或者SIGTTOU信号之后就会进入该状态。
TASK_TRACED ：进程执行被调试程序所停止，当一个进程被另外的进程所监视，每一个信号都会让进城进入该状态。
EXIT_ZOMBIE ：进程已经终止，但是它的父进程还没有调用wait4或者waitpid函数来获得有关进程终止的有关信息，在调用这两个函数之前，内核不会丢弃包含死去进程的进程描述符的数据结构的，防止父进程某一个时候需要着一些信息。
EXIT_DEAD ：进程被系统释放，因为父进程已经调用了以上所提到的函数。现在内核也就可以安全的删除该进程的一切相关无用的信息了。
3. 进程创建
下面是在linux-2.6.12.1archx86_64kernelprocess.c中的系统调用代码：
按要求找到fork（）和vfork（）如下
asmlinkage long sys_fork(structpt_regs*regs)
{
return do_fork(SIGCHLD, regs->rsp, regs, 0, NULL, NULL);
}
asmlinkage long sys_vfork(structpt_regs*regs)
{
return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM |SIGCHLD, regs->rsp, regs, 0,
NULL, NULL);
}从源码可以看到do_fork()均被上述两个系统调用所调用，但是笔者也发现do_fork()也出现在了clone（）中，其实clone()也有创建进程的功能。则三个系统调用的执行过程如下图所示：
这里着重分析一下do_fork();
long do_fork(unsignedlong clone_flags,
//该标志位的4个字节分为两部分.最低的一个字节为子进程结束时发送给父进程的信号代码,通 常为SIGCHLD(用于wait系统调用).剩余的三个字节则是各种clone标志的组合.通过clone标志可以有选择的对父进程的资源进行复制.
unsignedlong stack_start,//未被使用,通常被赋值为0
structpt_regs*regs,//
unsignedlong stack_size,
int__user *parent_tidptr,
//父进程在用户态下pid的地址,该参数在CLONE_PARENT_SETTID标志被设定时有意义
int__user *child_tidptr)
// 子进程在用户态下pid的地址,该参数在CLONE_CHILD_SETTID标志被设定时有意义
{
structtask_struct*p;
int trace =0;
long pid =alloc_pidmap();
if (pid <0)
return-EAGAIN;
if (unlikely(current->ptrace)) {
trace = fork_traceflag (clone_flags);
if (trace)
clone_flags|= CLONE_PTRACE;
}
p = copy_process(clone_flags, stack_start, regs, stack_size,parent_tidptr, child_tidptr, pid)；//得到一个进程描述符, 内核栈, thread_info与父进程一样的子进程描述符
/*
* Do this prior waking up the newthread - the thread pointer
* might get invalid after thatpoint, if the thread exits quickly.
*/
//若copy_process执行不成功，则先释放已分配的pid，根据ptr_err得到错误码，保存在pid中。如果成功，则执行如下代码：首先定义了一个完成量vfork，如果clone_flags包含CLONE_VFORK标志，那么将进程描述符中的vfork_done字段指向这个完成量，之后再对vfork完成量进行初始化。
if (!IS_ERR(p)){
structcompletion vfork;//定义了一个完成变量, 以便clone_flags标志设置了CLONE_VFORK时, 父进程阻塞, 直到子进程调用exec或exit时
if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
p->vfork_done =&vfork;
init_completion(&vfork); //初始化完成变量
}
//如果子进程被跟踪（在父进程被跟踪的前提下，一般来说父进程是很少被跟踪的）或者设置了CLONE_STOPPED标志，就为子进程增加挂起信号。
if ((p->ptrace & PT_PTRACED) || (clone_flags & CLONE_STOPPED)) {
/*
* We'll start up with an immediate SIGSTOP.
*/
sigaddset(&p->pending.signal, SIGSTOP);
set_tsk_thread_flag(p,TIF_SIGPENDING);
}
// 如果子进程未设置CLONE_STOPPED标志，那么通过wake_up_new_task函数使得父子进程之一优先运行；否则，将子进程的状态设置为TASK_STOPPED。
if (!(clone_flags & CLONE_STOPPED))
wake_up_new_task(p,clone_flags); //将子进程加入红黑树,并判断子进程是否可以抢占父进程, 此时子进程已经处于运行状态
else
p->state = TASK_STOPPED;
//如果父进程被跟踪，则将子进程的pid赋值给父进程，存于进程描述符的pstrace_message字段。使得当前进程停止运行，并向父进程的父进程发送SIGCHLD信号。
if (unlikely (trace)) {
current->ptrace_message = pid;
ptrace_notify((trace <<8) |SIGTRAP);
}
//如果CLONE_VFORK标志被设置，则通过wait操作将父进程阻塞，直至子进程调用exec函数或者退出。（这儿显示的就是vfork的作用）
if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
wait_for_completion(&vfork);
if (unlikely (current->ptrace &PT_TRACE_VFORK_DONE))
ptrace_notify((PTRACE_EVENT_VFORK_DONE <<8)|SIGTRAP);
}
} else {
free_pidmap(pid);
pid = PTR_ERR(p);
}
return pid; //返回子进程的进程描述符
}
vfork()与fork()的区别：
（1）vfork产生的子进程和父进程完全共享地址空间，包括代码段+数据段+堆栈段。子进程对共享资源进行的修改，也会影响到父进程。
（2）vfork函数产生的子进程一定比父进程先运行。即父进程调用了vfork函数后会等待子进程运行后再运行。
4. 进程调度
首先在sched.c中发现有个注释如下:
/*
* schedule() is the main scheduler function.
*/Ok，很显然，我们要重点研究这个函数schedule()。
函数代码如下：
asmlinkage void __sched schedule(void)
{
structtask_struct*prev,*next;
structprio_array*array;
structlist_head*queue;
unsignedlonglong now;
unsignedlongrun_time;
int cpu, idx, new_prio;
long*switch_count;
structrq*rq;
if (unlikely(in_atomic() &&!current->exit_state)) {
printk(KERN_ERR "BUG: scheduling while atomic: "
"%s/0x%08x/%d/n",
current->comm, preempt_count(), current->pid);
dump_stack();
}
profile_hit(SCHED_PROFILING,__builtin_return_address(0));
need_resched: //禁用内核抢占并初始化一些局部变量
preempt_disable();
prev = current;
release_kernel_lock(prev);
need_resched_nonpreemptible:
rq = this_rq();
if (unlikely(prev == rq->idle)&& prev->state != TASK_RUNNING) {
printk(KERN_ERR "bad: scheduling from the idle thread!/n");
dump_stack();
}
schedstat_inc(rq, sched_cnt);
spin_lock_irq(&rq->lock); //关掉本地中断，并获得所要保护的运行队列的自旋锁
now = sched_clock();//调用sched_clock( )函数以读取TSC，并将它的值转换成纳秒，所获得的时间戳存放在局部变量now中
if (likely((longlong)(now- prev->timestamp) < NS_MAX_SLEEP_AVG)) {
run_time = now -prev->timestamp;
if (unlikely((longlong)(now- prev->timestamp) <0))
run_time =0;
} else
run_time = NS_MAX_SLEEP_AVG;
run_time /= (CURRENT_BONUS(prev) ?:1);
// prev可能是一个正在被终止的进程。为了确认这个事实，schedule( )检查PF_DEAD标志：
if (unlikely(prev->flags & PF_DEAD))
prev->state = EXIT_DEAD;
switch_count=&prev->nivcsw;
//检查prev的状态，如果不是可运行状态，而且它没有在内核态被抢占，就应该从运行队列删除prev进程。不过，如果它是非阻塞挂起信号，而且状态为TASK_INTERRUPTIBLE，函数就把该进程的状态设置为TASK_RUNNING，并将它插入运行队列：
if (prev->state &&!(preempt_count()& PREEMPT_ACTIVE)) {
switch_count =&prev->nvcsw;
if (unlikely((prev->state & TASK_INTERRUPTIBLE) &&
unlikely(signal_pending(prev))))
prev->state = TASK_RUNNING;
else {
if (prev->state == TASK_UNINTERRUPTIBLE)
rq->nr_uninterruptible++;
deactivate_task(prev, rq);
}
}
update_cpu_clock(prev, rq, now);
cpu = smp_processor_id();
if (unlikely(!rq->nr_running)){//如果运行队列中没有可运行的进程存在，函数就调用idle_balance( )，从另外一个运行队列迁移一些可运行进程到本地运行队列中
idle_balance(cpu, rq);
if (!rq->nr_running) {
next = rq->idle;
rq->expired_timestamp =0;
wake_sleeping_dependent(cpu);// 如果idle_balance( ) 没有成功地把进程迁移到本地运行队列中，schedule( )就调用wake_sleeping_dependent( )重新调度空闲CPU（即每个运行swapper进程的CPU）中的可运行进程。
goto switch_tasks;
}
}
//假设schedule( )函数已经肯定运行队列中有一些可运行的进程，现在它必须检查这些可运行进程中是否至少有一个进程是活动的，如果没有，函数就交换运行队列数据结构的active和expired字段的内容，因此，所有的过期进程变为活动进程，而空集合准备接纳将要过期的进程。
array = rq->active;
if (unlikely(!array->nr_active)){
/*
* Switch the active and expiredarrays.
*/
schedstat_inc(rq, sched_switch);
rq->active = rq->expired;
rq->expired = array;
array = rq->active;
rq->expired_timestamp =0;
rq->best_expired_prio = MAX_PRIO;
}
idx = sched_find_first_bit(array->bitmap);
queue = array->queue + idx;
next = list_entry(queue->next, structtask_struct, run_list);
if (!rt_task(next)&&interactive_sleep(next->sleep_type)) {
unsignedlonglong delta = now - next->timestamp;
if (unlikely((longlong)(now- next->timestamp) <0))
delta =0;
if (next->sleep_type == SLEEP_INTERACTIVE)
delta = delta * (ON_RUNQUEUE_WEIGHT *128/100) /128;
array = next->array;
new_prio = recalc_task_prio(next, next->timestamp + delta);
if (unlikely(next->prio !=new_prio)) {//如果优先级不相等
dequeue_task(next, array);
next->prio =new_prio;
enqueue_task(next, array);
}
}
next->sleep_type = SLEEP_NORMAL;
if (dependent_sleeper(cpu, rq, next))
next = rq->idle;
switch_tasks:
if (next == rq->idle)
schedstat_inc(rq, sched_goidle);
prefetch(next);//prefetch 宏提示CPU控制单元把next进程描述符的第一部分字段的内容装入硬件高速缓存
prefetch_stack(next);
clear_tsk_need_resched(prev);
rcu_qsctr_inc(task_cpu(prev));
//减少prev的平均睡眠时间，并把它补充给进程所使用的CPU时间片
prev->sleep_avg -= run_time;
if ((long)prev->sleep_avg <=0)
prev->sleep_avg =0;
prev->timestamp = prev->last_ran= now;
sched_info_switch(prev, next);
if (likely(prev != next)) {rev 和next很可能是同一个进程：在当前运行队列中没有优先权较高或相等的其他活动进程时，会发生这种情况。在这种情况下，函数不做进程切换
next->timestamp = now;
rq->nr_switches++;
rq->curr =next;
++*switch_count;
prepare_task_switch(rq, prev, next);
prev = context_switch(rq, prev, next);
barrier();
finish_task_switch(this_rq(), prev);
} else
spin_unlock_irq(&rq->lock);
prev = current;
if (unlikely(reacquire_kernel_lock(prev) <0))
goto need_resched_nonpreemptible;
preempt_enable_no_resched();
if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)))
goto need_resched;
}
unsignedlongpolicy;
关于调度策略，是在sched.h定义的三种
/*
* Scheduling policies
*/
#defineSCHED_NORMAL 0
#defineSCHED_FIFO 1
#defineSCHED_RR 2SCHED_NORMAL：普通进程使用的调度策略，现在此调度策略使用的是CFS调度器。
SCHED_FIFO：实时进程使用的调度策略，此调度策略的进程一旦使用CPU则一直运行，直到有比其更高优先级的实时进程进入队列，或者其自动放弃CPU，适用于时间性要求比较高，但每次运行时间比较短的进程。
SCHED_RR：实时进程使用的时间片轮转法策略，实时进程的时间片用完后，调度器将其放到队列末尾，这样每个实时进程都可以执行一段时间。适用于每次运行时间比较长的实时进程。
具体方法可以在sched.c中看到——sched_setscheduler()函数将pid所指定进程的调度策略和调度参数分别设置为param指向的sched_param结构中指定的policy和参数。
sched_param结构中的sched_priority成员的值可以为任何整数，该整数位于policy所指定调度策略的优先级范围内(含边界值)。
5. 其他收获
首先这次选用vscode作为工具进行阅读源码，相当有效，主要在于可以很容易地Goto Declaretion,尤其源码繁杂调用较多的情况下，解决了函数或者变量找不到定义地方的问题，用起来十分方便。
但是仍会有多个定义不知道用哪个的情况。这个是LINUX支持的CPU较多造成的。我们可以用GDB静态分析，也可以用objdump和nm等工具来精确定位一些函数和变量，也可以根据宏来一步一步分析，比如是mips的那么我们就进mips看，这样一步一步来。