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上一节，我们为调度准备了这么多的数据结构，这一节来看调度是如何发生的。
所谓进程调度，其实就是一个人在做 A 项目，在某个时刻，换成做 B 项目去了。发生这种情况，主要有两种方式。
方式一：A 项目做着做着，发现里面有一条指令 sleep，也就是要休息一下，或者在等待某个 I/O 事件。那没办法了，就要主动让出 CPU，然后可以开始做 B 项目。
方式二：A 项目做着做着，旷日持久，实在受不了了。项目经理介入了，说这个项目 A 先停停，B 项目也要做一下，要不然 B 项目该投诉了。
主动调度
我们这一节先来看方式一，主动调度。
这里找了几个代码片段。第一个片段是 Btrfs，等待一个写入。Btrfs（B-Tree）是一种文件系统，感兴趣可以去了解一下。
这个片段可以看作写入块设备的一个典型场景。写入需要一段时间，这段时间用不上 CPU，还不如主动让给其他进程。
static void btrfs_wait_for_no_snapshoting_writes(struct btrfs_root *root)
{
......do {prepare_to_wait(&root->subv_writers->wait, &wait,TASK_UNINTERRUPTIBLE);writers = percpu_counter_sum(&root->subv_writers->counter);if (writers)schedule();finish_wait(&root->subv_writers->wait, &wait);} while (writers);
}另外一个例子是，从 Tap 网络设备等待一个读取。Tap 网络设备是虚拟机使用的网络设备。当没有数据到来的时候，它也需要等待，所以也会选择把 CPU 让给其他进程。
static ssize_t tap_do_read(struct tap_queue *q,struct iov_iter *to,int noblock, struct sk_buff *skb)
{
......while (1) {if (!noblock)prepare_to_wait(sk_sleep(&q->sk), &wait,TASK_INTERRUPTIBLE);
....../* Nothing to read, let's sleep */schedule();}
......
}你应该知道，计算机主要处理计算、网络、存储三个方面。计算主要是 CPU 和内存的合作；网络和存储则多是和外部设备的合作；在操作外部设备的时候，往往需要让出 CPU，就像上面两段代码一样，选择调用 schedule() 函数。
接下来，就来看 schedule 函数的调用过程。
asmlinkage __visible void __sched schedule(void)
{struct task_struct *tsk = current;sched_submit_work(tsk);do {preempt_disable();__schedule(false);sched_preempt_enable_no_resched();} while (need_resched());
}这段代码的主要逻辑是在 __schedule 函数中实现的。这个函数比较复杂，分几个部分来讲解。
static void __sched notrace __schedule(bool preempt)
{struct task_struct *prev, *next;unsigned long *switch_count;struct rq_flags rf;struct rq *rq;int cpu;cpu = smp_processor_id();rq = cpu_rq(cpu);prev = rq->curr;
......首先，在当前的 CPU 上，取出任务队列 rq。
task_struct *prev 指向这个 CPU 的任务队列上面正在运行的那个进程 curr。为啥是 prev？因为一旦将来它被切换下来，那它就成了前任了。
接下来代码如下：
next = pick_next_task(rq, prev, &rf);
clear_tsk_need_resched(prev);
clear_preempt_need_resched();第二步，获取下一个任务，task_struct *next 指向下一个任务，这就是继任。
pick_next_task 的实现如下：
static inline struct task_struct *
pick_next_task(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf)
{const struct sched_class *class;struct task_struct *p;/** Optimization: we know that if all tasks are in the fair class we can call that function directly, but only if the @prev task wasn't of a higher scheduling class, because otherwise those loose the opportunity to pull in more work from other CPUs.*/if (likely((prev->sched_class == &idle_sched_class ||prev->sched_class == &fair_sched_class) &&rq->nr_running == rq->cfs.h_nr_running)) {p = fair_sched_class.pick_next_task(rq, prev, rf);if (unlikely(p == RETRY_TASK))goto again;/* Assumes fair_sched_class->next == idle_sched_class */if (unlikely(!p))p = idle_sched_class.pick_next_task(rq, prev, rf);return p;}
again:for_each_class(class) {p = class->pick_next_task(rq, prev, rf);if (p) {if (unlikely(p == RETRY_TASK))goto again;return p;}}
}我们来看 again 这里，就是咱们上一节讲的依次调用调度类。但是这里有了一个优化，因为大部分进程是普通进程，所以大部分情况下会调用上面的逻辑，调用的就是 fair_sched_class.pick_next_task。
根据上一节对于 fair_sched_class 的定义，它调用的是 pick_next_task_fair，代码如下：
static struct task_struct *
pick_next_task_fair(struct rq *rq, struct task_struct *prev, struct rq_flags *rf)
{struct cfs_rq *cfs_rq = &rq->cfs;struct sched_entity *se;struct task_struct *p;int new_tasks;对于 CFS 调度类，取出相应的队列 cfs_rq，这就是上一节讲的那棵红黑树。
struct sched_entity *curr = cfs_rq->curr;if (curr) {if (curr->on_rq)update_curr(cfs_rq);elsecurr = NULL;
......}se = pick_next_entity(cfs_rq, curr);取出当前正在运行的任务 curr，如果依然是可运行的状态，也即处于进程就绪状态，则调用 update_curr 更新 vruntime。update_curr 咱们上一节就见过了，它会根据实际运行时间算出 vruntime 来。
接着，pick_next_entity 从红黑树里面，取最左边的一个节点。这个函数的实现上一节也讲过了。
p = task_of(se);if (prev != p) {struct sched_entity *pse = &prev->se;
......put_prev_entity(cfs_rq, pse);set_next_entity(cfs_rq, se);}return ptask_of 得到下一个调度实体对应的 task_struct，如果发现继任和前任不一样，这就说明有一个更需要运行的进程了，就需要更新红黑树了。前面前任的 vruntime 更新过了，put_prev_entity 放回红黑树，会找到相应的位置，然后 set_next_entity 将继任者设为当前任务。
第三步，当选出的继任者和前任不同，就要进行上下文切换，继任者进程正式进入运行。
if (likely(prev != next)) {rq->nr_switches++;rq->curr = next;++*switch_count;
......rq = context_switch(rq, prev, next, &rf);进程上下文切换
上下文切换主要干两件事情，一是切换进程空间，也即虚拟内存；二是切换寄存器和 CPU 上下文。
先来看 context_switch 的实现。
/** 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 rq_flags *rf)
{struct mm_struct *mm, *oldmm;
......mm = next->mm;oldmm = prev->active_mm;
......switch_mm_irqs_off(oldmm, mm, next);
....../* Here we just switch the register state and the stack. */switch_to(prev, next, prev);barrier();return finish_task_switch(prev);
}这里首先是内存空间的切换，里面涉及内存管理的内容比较多。内存管理后面我们会有专门的章节来讲。
接下来，我们看 switch_to。它就是寄存器和栈的切换，它调用到了 __switch_to_asm。这是一段汇编代码，主要用于栈的切换。
对于 32 位操作系统来讲，切换的是栈顶指针 esp。
/** %eax: prev task* %edx: next task*/
ENTRY(__switch_to_asm)
....../* switch stack */movl %esp, TASK_threadsp(%eax)movl TASK_threadsp(%edx), %esp
......jmp __switch_to
END(__switch_to_asm)对于 64 位操作系统来讲，切换的是栈顶指针 rsp。
/** %rdi: prev task* %rsi: next task*/
ENTRY(__switch_to_asm)
....../* switch stack */movq %rsp, TASK_threadsp(%rdi)movq TASK_threadsp(%rsi), %rsp
......jmp __switch_to
END(__switch_to_asm)最终，都返回了 __switch_to 这个函数。这个函数对于 32 位和 64 位操作系统虽然有不同的实现，但里面做的事情是差不多的。所以这里仅仅列出 64 位操作系统做的事情。
__visible __notrace_funcgraph struct task_struct *
__switch_to(struct task_struct *prev_p, struct task_struct *next_p)
{struct thread_struct *prev = &prev_p->thread;struct thread_struct *next = &next_p->thread;
......int cpu = smp_processor_id();struct tss_struct *tss = &per_cpu(cpu_tss, cpu);
......load_TLS(next, cpu);
......this_cpu_write(current_task, next_p);/* Reload esp0 and ss1. This changes current_thread_info(). */load_sp0(tss, next);
......return prev_p;
}这里面有一个 Per CPU 的结构体 tss。这是个什么呢？
在 x86 体系结构中，提供了一种以硬件的方式进行进程切换的模式，对于每个进程，x86 希望在内存里面维护一个 TSS（Task State Segment，任务状态段）结构。这里面有所有的寄存器。
另外，还有一个特殊的寄存器 TR（Task Register，任务寄存器），指向某个进程的 TSS。更改 TR 的值，将会触发硬件保存 CPU 所有寄存器的值到当前进程的 TSS 中，然后从新进程的 TSS 中读出所有寄存器值，加载到 CPU 对应的寄存器中。
下图就是 32 位的 TSS 结构。
但是这样有个缺点。做进程切换的时候，没必要每个寄存器都切换，这样每个进程一个 TSS，就需要全量保存，全量切换，动作太大了。
于是，Linux 操作系统想了一个办法。还记得在系统初始化的时候，会调用 cpu_init 吗？这里面会给每一个 CPU 关联一个 TSS，然后将 TR 指向这个 TSS，然后在操作系统的运行过程中，TR 就不切换了，永远指向这个 TSS。TSS 用数据结构 tss_struct 表示，在 x86_hw_tss 中可以看到和上图相应的结构。
void cpu_init(void)
{int cpu = smp_processor_id();struct task_struct *curr = current;struct tss_struct *t = &per_cpu(cpu_tss, cpu);......load_sp0(t, thread);set_tss_desc(cpu, t);load_TR_desc();......
}struct tss_struct {/** The hardware state:*/struct x86_hw_tss x86_tss;unsigned long io_bitmap[IO_BITMAP_LONGS + 1];
} 在 Linux 中，真的参与进程切换的寄存器很少，主要的就是栈顶寄存器。
于是，在 task_struct 里面，还有一个我们原来没有注意的成员变量 thread。这里面保留了要切换进程的时候需要修改的寄存器。
/* CPU-specific state of this task: */struct thread_struct thread;所谓的进程切换，就是将某个进程的 thread_struct 里面的寄存器的值，写入到 CPU 的 TR 指向的 tss_struct，对于 CPU 来讲，这就算是完成了切换。
例如 __switch_to 中的 load_sp0，就是将下一个进程的 thread_struct 的 sp0 的值加载到 tss_struct 里面去。
指令指针的保存与恢复
你是不是觉得，这样真的就完成切换了吗？是的，不信我们来盘点一下。
从进程 A 切换到进程 B，用户栈要不要切换呢？当然要，其实早就已经切换了，就在切换内存空间的时候。每个进程的用户栈都是独立的，都在内存空间里面。
那内核栈呢？已经在 __switch_to 里面切换了，也就是将 current_task 指向当前的 task_struct。里面的 void *stack 指针，指向的就是当前的内核栈。
内核栈的栈顶指针呢？在 __switch_to_asm 里面已经切换了栈顶指针，并且将栈顶指针在 __switch_to 加载到了 TSS 里面。
用户栈的栈顶指针呢？如果当前在内核里面的话，它当然是在内核栈顶部的 pt_regs 结构里面呀。当从内核返回用户态运行的时候，pt_regs 里面有所有当时在用户态的时候运行的上下文信息，就可以开始运行了。
唯一让人不容易理解的是指令指针寄存器，它应该指向下一条指令的，那它是如何切换的呢？这里有点绕，请你仔细看。
这里先明确一点，进程的调度都最终会调用到 __schedule 函数。为了方便你记住，我姑且给它起个名字，就叫“进程调度第一定律”。后面我们会多次用到这个定律，你一定要记住。
我们用最前面的例子仔细分析这个过程。本来一个进程 A 在用户态是要写一个文件的，写文件的操作用户态没办法完成，就要通过系统调用到达内核态。在这个切换的过程中，用户态的指令指针寄存器是保存在 pt_regs 里面的，到了内核态，就开始沿着写文件的逻辑一步一步执行，结果发现需要等待，于是就调用 __schedule 函数。
这个时候，进程 A 在内核态的指令指针是指向 __schedule 了。这里请记住，A 进程的内核栈会保存这个 __schedule 的调用，而且知道这是从 btrfs_wait_for_no_snapshoting_writes 这个函数里面进去的。
__schedule 里面经过上面的层层调用，到达了 context_switch 的最后三行指令（其中 barrier 语句是一个编译器指令，用于保证 switch_to 和 finish_task_switch 的执行顺序，不会因为编译阶段优化而改变，这里咱们可以忽略它）。
switch_to(prev, next, prev);
barrier();
return finish_task_switch(prev);当进程 A 在内核里面执行 switch_to 的时候，内核态的指令指针也是指向这一行的。但是在 switch_to 里面，将寄存器和栈都切换到成了进程 B 的，唯一没有变的就是指令指针寄存器。当 switch_to 返回的时候，指令指针寄存器指向了下一条语句 finish_task_switch。
但这个时候的 finish_task_switch 已经不是进程 A 的 finish_task_switch 了，而是进程 B 的 finish_task_switch 了。
这样合理吗？你怎么知道进程 B 当时被切换下去的时候，执行到哪里了？恢复 B 进程执行的时候一定在这里呢？这时候就要用到咱的“进程调度第一定律”了。
当年 B 进程被别人切换走的时候，也是调用 __schedule，也是调用到 switch_to，被切换成为 C 进程的，所以，B 进程当年的下一个指令也是 finish_task_switch，这就说明指令指针指到这里是没有错的。
接下来，我们要从 finish_task_switch 完毕后，返回 __schedule 的调用了。返回到哪里呢？按照函数返回的原理，当然是从内核栈里面去找，是返回到 btrfs_wait_for_no_snapshoting_writes 吗？当然不是了，因为 btrfs_wait_for_no_snapshoting_writes 是在 A 进程的内核栈里面的，它早就被切换走了，应该从 B 进程的内核栈里面找。
假设，B 就是最前面例子里面调用 tap_do_read 读网卡的进程。它当年调用 __schedule 的时候，是从 tap_do_read 这个函数调用进去的。
当然，B 进程的内核栈里面放的是 tap_do_read。于是，从 __schedule 返回之后，当然是接着 tap_do_read 运行，然后在内核运行完毕后，返回用户态。这个时候，B 进程内核栈的 pt_regs 也保存了用户态的指令指针寄存器，就接着在用户态的下一条指令开始运行就可以了。
假设，我们只有一个 CPU，从 B 切换到 C，从 C 又切换到 A。在 C 切换到 A 的时候，还是按照“进程调度第一定律”，C 进程还是会调用 __schedule 到达 switch_to，在里面切换成为 A 的内核栈，然后运行 finish_task_switch。
这个时候运行的 finish_task_switch，才是 A 进程的 finish_task_switch。运行完毕从 __schedule 返回的时候，从内核栈上才知道，当年是从 btrfs_wait_for_no_snapshoting_writes 调用进去的，因而应该返回 btrfs_wait_for_no_snapshoting_writes 继续执行，最后内核执行完毕返回用户态，同样恢复 pt_regs，恢复用户态的指令指针寄存器，从用户态接着运行。
到这里你是不是有点理解为什么 switch_to 有三个参数呢？为啥有两个 prev 呢？其实从定义就可以看到。
#define switch_to(prev, next, last) \
do { \prepare_switch_to(prev, next); \\((last) = __switch_to_asm((prev), (next))); \
} while (0)在上面的例子中，A 切换到 B 的时候，运行到 __switch_to_asm 这一行的时候，是在 A 的内核栈上运行的，prev 是 A，next 是 B。但是，A 执行完 __switch_to_asm 之后就被切换走了，当 C 再次切换到 A 的时候，运行到 __switch_to_asm，是从 C 的内核栈运行的。这个时候，prev 是 C，next 是 A，但是 __switch_to_asm 里面切换成为了 A 当时的内核栈。
还记得当年的场景“prev 是 A，next 是 B”，__switch_to_asm 里面 return prev 的时候，还没 return 的时候，prev 这个变量里面放的还是 C，因而它会把 C 放到返回结果中。但是，一旦 return，就会弹出 A 当时的内核栈。这个时候，prev 变量就变成了 A，next 变量就变成了 B。这就还原了当年的场景，好在返回值里面的 last 还是 C。
通过三个变量 switch_to(prev = A, next=B, last=C)，A 进程就明白了，我当时被切换走的时候，是切换成 B，这次切换回来，是从 C 回来的。
总结时刻
这一节讲主动调度的过程，也即一个运行中的进程主动调用 __schedule 让出 CPU。在 __schedule 里面会做两件事情，第一是选取下一个进程，第二是进行上下文切换。而上下文切换又分用户态进程空间的切换和内核态的切换。
