一、进程描述符
进程控制块PCB：是OS控制进程运行用的数据结构，是一个task_struct结构体。
PCB包括：进程标识信息（进程标识符PID等）、执行现场信息（CPU现场，进程切换时需要保存现场信息）、进程映像信息（进程地址空间，即进程在运行时代码、数据、栈放在什么位置，方便OS对地址空间进行管理）（现场与地址空间比较重要）、进程资源信息、信号信息。
对PCB，说其中几个重要的字段：
mm_struct：有一个成员mm，标明了进程的地址空间；
thread:记录了进程的现场，最后一个字段；
thread_info在4.4.6版本中改成了stack，包括内核栈（即进程进入内核工作时需要的栈和用户栈是分开的）和一些需要快速访问的数据。
在4.4.6版本中，stack占用了两个页面，即8k，大部分是放内核栈的，低端约10k存放快速访问的信息。CPU若想访问当前进程的快速访问数据的话，只需要拿到当前的栈指针，即ESP寄存器的值，可以推算出数据所在的位置来，因此在查找他的地址的时候，访问速度可以很快。这部分数据可以看作是进程描述符的一部分，在空间上不是连续的，但相互之间有指针，可以相互找得到。
进程状态转换图，可自行搜索。
在4.4.6中，增加了被跟踪和僵死撤销状态。
进程描述符是管理进程的重要数据结构，故他的组织方式非常重要。0号进程的描述符是由init_task这个变量所存储的。从他出发，所有进程描述符构成了双向链表。task_struct中包含一个成员，叫tasts，tasks类型是list_head类型，tasts本身是嵌入在进程描述符里面的，知道tasks的地址，只要送减去620就能得到进程描述符的首地址。在Linux中有很多这样的技巧，即通过嵌入的地址，反推结构体的地址，进而找到结构体的其他成员。
进程与线程关系
多个线程构成线程组，共享内存，不共享栈。
一个会话对应一个终端，在终端中敲一个命令相当于创建了一个进程组来执行。
下面进行演示，建立一个文件命名为0.gdb，文件内容如下，直接运行
1 target remote localhost:1234 2 dir ~/aos/lab/busybox 3 add-symbol-file ~/aos/lab/busybox/busybox_unstripped 0x8048400 4 display $lx_current().pid 5 display $lx_current().comm 6 b start_kernel 7 b ls_main 8 c
执行含有下列代码的文件
1 #include <stdio.h> 2 #include <stdlib.h> 3 #include <pthread.h> 4 5 void loop(){ 6 while(1); 7 } 8 9 void *p1(){ 10 printf("thread-1 starting "); 11 loop(); 12 } 13 14 void *p2(){ 15 printf("thread-2 starting "); 16 loop(); 17 } 18 19 void main(){ 20 int pid1, pid2; 21 pthread_t t1,t2; 22 void *thread_result; 23 24 printf("main starting "); 25 26 if (!(pid1 = fork())){ 27 printf("child-1 starting "); 28 loop(); 29 exit(0); 30 } 31 32 if (!(pid2 = fork())){ 33 printf("child-2 starting "); 34 loop(); 35 exit(0); 36 } 37 38 pthread_create(&t1, NULL, p1, NULL); 39 pthread_create(&t2, NULL, p2, NULL); 40 41 pthread_join(t1, &thread_result); 42 pthread_join(t2, &thread_result); 43 44 int status; 45 waitpid(pid1, &status, 0); 46 waitpid(pid2, &status, 0); 47 printf("main exiting "); 48 exit(0); 49 }
可以看到do-fork可执行文件创建了三个进程，976、977、978
979、980是新创建的两个线程
再执行一次，可以看到后台运行了两个
新创建的三个进程是刚创建的
fg %+序号将指定的进程放到前台，ctrl+z放到后台
用以下三条命令依次查看线程组、进程组和会话的leader
命令的意思是根据进程的描述符，找到线程组leader的描述符，里面对应的字段就是要显示的ID
p $lx_task_by_pid(977).group_leader->pids[0].pid->numbers.nr
p $lx_task_by_pid(977).group_leader->pids[1].pid->numbers.nr
p $lx_task_by_pid(977).group_leader->pids[2].pid->numbers.nr
987和988是984创建的，他们处于同一个线程组，leader是976
二、进程调度算法
每个进程属于某一个调度器类，每个调度器类都有一个进程队列，不同的队列有不同的调度算法。
先调度硬实时的，软实时次之，普通进程最后。
普通进程使用CFS（完全公平）调度算法：
虚拟时钟，调度器总是选时钟最小的那个进程来执行。
优先级高的进程时钟增长得慢。
所有可运行的进程被放在一个红黑树中。
下面进行演示：
再次运行0.gdb，在终端输入ls，使其被捕获
建立文件demo-2-2.gdb，内容如下
1 break __schedule//进程调度的时候执行这个函数 2 3 break __switch_to//调度时如果切换进程就会调用这个函数 4 commands 5 printf "next_p->pid: %d ", next_p->pid 6 printf "next_p->se.vruntime: " 7 print next_p->se.vruntime 8 end 9 10 break enqueue_task_fair//如果有新进程要进入到CFS队列时，执行这个函数 11 commands 12 printf "p->pid: %d ", p->pid 13 printf "p->se.vruntime: " 14 print p->se.vruntime 15 end 16 17 display $lx_current().state//显示当前进程的状态 18 display $lx_current().se.vruntime 19 display $lx_per_cpu("runqueues").nr_running//CPU里面有多少个进程在运行 20 21 display ((struct sched_entity *)((void *)$lx_per_cpu("runqueues").cfs.rb_leftmost - 0x8))->vruntime//CFS队列里最左边的节点，即虚拟时钟最小的信息 22 display ((struct task_struct *)((void *)$lx_per_cpu("runqueues").cfs.rb_leftmost - 0x4c))->pid
由上图可以看到，当前正在运行的是975号进程，当前的虚拟时钟可以从runtime那里看到，state=0表示其当前的状态是就绪的或正在运行，树最左边目前还没有进程。由于enqueue_task_fair函数的作用是往进程队列里面加入新进程，现在已经有一个，可以看到，要加的是7号进程，下面一行的虚拟时钟是个负值，现在还暂时看不到，继续执行。
可以看到7号进程的虚拟时钟小于975号的，下次如果要调度，应该选7号。即将创建的是3号进程。
由上图，975号进程的虚拟时钟增加了，在这两个断点时间，存在中断，这才导致了时钟的增加。运行有一定的随机性，虚拟机在虚拟的时候有一定的随机性。继续
运行了切换函数，下一步要切换7号进程。继续
7号时钟的进程的时钟比之前也增加了，需要注意当前正在运行的进程不放在树里面，但放在了队列里面，队列里面进程就是树里面的进程加当前进程。继续若干次
下一步要创建的是4号进程。
除了普通进程有队列之外，其他的硬实时和软实时都有各自的队列。
红黑树的某个节点可以是另外一个树，共用一个时钟。
三、进程调度的时机
内核程序的入口，系统调用总控函数，异常处理函数，中断处理函数、内核线程主函数，用bt查看栈顶层，根据函数的种类来确定是哪种内核调用。