进程的调度时机与进程的切换
操作系统原理中介绍了大量进程调度算法，这些算法从实现的角度看仅仅是从运行队列中选择一个新进程，选择的过程中运用了不同的策略而已。
对于理解操作系统的工作机制，反而是进程的调度时机与进程的切换机制更为关键。
schedule()函数选择一个新的进程来运行，并调用context_switch进行上下文的切换，这个宏调用switch_to来进行关键上下文切换
next = pick_next_task(rq, prev);//进程调度算法都封装这个函数内部
context_switch(rq, prev, next);//进程上下文切换
switch_to利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，next指向被调度的进程
进程调度时机有三：
1、中断处理过程（包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常）中，直接调用schedule()，或者返回用户态时根据need_resched标记调用schedule()；
2、内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换，也可以在中断处理过程中进行调度，也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度，也可以被动调度；
3、用户态进程无法实现主动调度，仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程中进行调度。
进程切换：为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行。这种行为被称为进程切换（process switch）、任务切换（task switch）或上下文切换（context switch）。
挂起正在CPU上执行的进程，与中断时保存现场是不同的，中断前后是在同一个进程上下文中，只是由用户态转向内核态执行。
进程上下文包含了进程执行需要的所有信息，包括：
1、用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等
2、控制信息：进程描述符，内核堆栈等
3、硬件上下文（与中断保存硬件上下文的方法不同）
Linux系统的一般执行过程
最一般的情况：
正在运行的用户态进程X切换到运行用户态进程Y的过程
1、正在运行的用户态进程X
2、发生中断——save cs:eip/esp/eflags(current) to kernel stack,then load cs:eip(entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack).
3、SAVE_ALL //保存现场
4、中断处理过程中或中断返回前调用了schedule()，其中的switch_to做了关键的进程上下文切换
5、标号1之后开始运行用户态进程Y(这里Y曾经通过以上步骤被切换出去过因此可以从标号1继续执行)
6、restore_all //恢复现场
7、iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
8、继续运行用户态进程Y
几种特殊情况：
1、通过中断处理过程中的调度时机，用户态进程与内核线程之间互相切换和内核线程之间互相切换，与最一般的情况非常类似，只是内核线程运行过程中发生中断没有进程用户态和内核态的转换；
2、内核线程主动调用schedule()，只有进程上下文的切换，没有发生中断上下文的切换，与最一般的情况略简略；
3、创建子进程的系统调用在子进程中的执行起点及返回用户态，如fork；
4、加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；