实时调度策略被实时调度器管理，普通调度策略被完全公平调度器来管理。实时进程的优先级要高于普通进程（nice越小优先级越高）。
SCHED_FIFO实现了一种简单的先入先出的调度算法，它不使用时间片，但支持抢占，只有优先级更高的SCHED_FIFO或者SCHED_RR进程才能抢占它，否则它会一直执行下去，低优先级的进程不能抢占它，直到它受阻塞或自己主动释放处理器。
SCHED_RR是带有时间片的一种实时轮流调度算法，当SCHED_RR进程耗尽它的时间片时，同一优先级的其它实时进程被轮流调度，时间片只用来重新调用同一优先级的进程，低优先级的进程决不能抢占SCHED_RR任务，即使它的时间片耗尽。SCHED_RR是带时间片的SCHED_FIFO。
Linux的实时调度算法提供了一种软实时工作方式，软实时的含义是尽力调度进程，尽力使进程在它的限定时间到来前运行，但内核不保证总能满足这些进程的要求，相反，硬实时系统保证在一定的条件下，可以满足任何调度的要求。
SCHED_NORMAL使用完全公平调度算法（CFS），之前的算法直接将nice值对应时间片的长度，而在CFS中，nice值只作为进程获取处理器运行比的权重，每个进程都有一个权重，nice优先级越高，权重越大，表示应该运行更长的时间。Linux的实现中，每个进程都有一个vruntime字段，vruntime是经过量化的进程运行时间，也就是实际运行时间除以权重，所以每个量化后的vruntime应该相等，这就体现了公平性。
CFS当然也支持抢占，但与实时调度算法不同，实时调度算法是根据优先级进行抢占，CFS是根据vruntime进行抢占，vruntime小就拥有优先被运行的权利。
为了计算时间片，CFS算法需要为完美多任务中的无限小调度周期设定近似值，这个近似值也称作目标延迟，指每个可运行进程在目标延迟内都会调度一次，如果进程数量太多，则时间粒度太小，所以约定时间片的默认最小粒度是1ms。
进程可以分为I/O消耗型和处理器消耗型，这两种进程的调度策略应该不同，I/O消耗型应该更加实时，给对端的感觉是响应很快，同时它一般又不会消耗太多的处理器，因而I/O消耗型需要调度频繁。相对来说，处理器消耗型不需要特别实时，应该尽量降低它的调度频度，延长其运行时间。
参考： linux内核分析——CFS（完全公平调度算法） - 一路向北你好 - 博客园
上回书说到 Linux进程的由来 和 Linux进程的创建 ，其实在同一时刻只能支持有限个进程或线程同时运行(这取决于CPU核数量，基本上一个进程对应一个CPU)，在一个运行的 *** 作系统上可能运行着很多进程，如果运行的进程占据CPU的时间很长，就有可能导致其他进程饿死。为了解决这种问题， *** 作系统引入了 进程调度器 来进行进程的切换，轮流让各个进程使用CPU资源。
1）rq： 进程的运行队列( runqueue)， 每个CPU对应一个 ，包含自旋锁(spinlock)、进程数量、用于公平调度的CFS信息结构、当前运行的进程描述符等。实际的进程队列用红黑树来维护(通过CFS信息结构来访问)。
2）cfs_rq： cfs调度的进程运行队列信息 ，包含红黑树的根结点、正在运行的进程指针、用于负载均衡的叶子队列等。
3）sched_entity： 把需要调度的东西抽象成调度实体 ，调度实体可以是进程、进程组、用户等。这里包含负载权重值、对应红黑树结点、 虚拟运行时vruntime 等。
4）sched_class：把 调度策略(算法)抽象成调度类 ，包含一组通用的调度 *** 作接口。接口和实现是分离，可以根据调度接口去实现不同的调度算法，使一个Linux调度程序可以有多个不同的调度策略。
1） 关闭内核抢占 ，初始化部分变量。获取当前CPU的ID号，并赋值给局部变量CPU， 使rq指向CPU对应的运行队列 。 标识当前CPU发生任务切换 ，通知RCU更新状态，如果当前CPU处于rcu_read_lock状态，当前进程将会放入rnp->blkd_tasks阻塞队列，并呈现在rnp->gp_tasks链表中。 关闭本地中断 ，获取所要保护的运行队列的自旋锁， 为查找可运行进程做准备 。
2） 检查prev的状态，更新运行队列 。如果不是可运行状态，而且在内核态没被抢占，应该从运行队列中 删除prev进程 。如果是非阻塞挂起信号，而且状态为TASK_INTER-RUPTIBLE，就把该进程的状态设置为TASK_RUNNING，并将它 插入到运行队列 。
3）task_on_rq_queued(prev) 将pre进程插入到运行队列的队尾。
4）pick_next_task 选取将要执行的next进程。
5）context_switch(rq, prev, next)进行 进程上下文切换 。
1) 该进程分配的CPU时间片用完。
2) 该进程主动放弃CPU(例如IO *** 作)。
3) 某一进程抢占CPU获得执行机会。
Linux并没有使用x86 CPU自带的任务切换机制，需要通过手工的方式实现了切换。
进程创建后在内核的数据结构为task_struct ， 该结构中有掩码属性cpus_allowed，4个核的CPU可以有4位掩码，如果CPU开启超线程，有一个8位掩码，进程可以运行在掩码位设置为1的CPU上。
Linux内核API提供了两个系统调用 ，让用户可以修改和查看当前的掩码：
1) sched_setaffinity()：用来修改位掩码。
2) sched_getaffinity()：用来查看当前的位掩码。
在下次task被唤醒时，select_task_rq_fair根据cpu_allowed里的掩码来确定将其置于哪个CPU的运行队列，一个进程在某一时刻只能存在于一个CPU的运行队列里。
在Nginx中，使用了CPU亲和度来完成某些场景的工作：
worker_processes 4
worker_cpu_affinity 0001001001001000
上面这个配置说明了4个工作进程中的每一个和一个CPU核挂钩。如果这个内容写入Nginx的配置文件中，然后Nginx启动或者重新加载配置的时候，若worker_process是4，就会启用4个worker，然后把worker_cpu_affinity后面的4个值当作4个cpu affinity mask，分别调用ngx_setaffinity，然后就把4个worker进程分别绑定到CPU0～3上。
worker_processes 2
worker_cpu_affinity 01011010
上面这个配置则说明了两个工作进程中的每一个和2个核挂钩。
我们知道，进程运行需要各种各样的系统资源，如内存、文件、打印机和最
宝贵的 CPU 等，所以说，调度的实质就是资源的分配。系统通过不同的调度算法（Scheduling Algorithm）来实现这种资源的分配。通常来说，选择什么样的调度算法取决于资源分配的策略（Scheduling Policy）。
有关调度相关的结构保存在 task_struct 中，如下：
active_mm 是为内核线程而引入的，因为内核线程没有自己的地址空间，为了让内核线程与普通进程具有统一的上下文切换方式，当内核线程进行上下文切换时，让切换进来的线程的 active_mm 指向刚被调度出去的进程的 active_mm（如果进程的mm 域不为空，则其 active_mm 域与 mm 域相同）。
在 linux 2.6 中 sched_class 表示该进程所属的调度器类有3种：
进程的调度策略有5种，用户可以调用调度器里不同的调度策略：
在每个 CPU 中都有一个自身的运行队列 rq，每个活动进程只出现在一个运行队列中，在多个 CPU 上同时运行一个进程是不可能的。
运行队列是使用如下结构实现的：
tast 作为调度实体加入到 CPU 中的调度队列中。
系统中所有的运行队列都在 runqueues 数组中，该数组的每个元素分别对应于系统中的一个 CPU。在单处理器系统中，由于只需要一个就绪队列，因此数组只有一个元素。
内核也定义了一下便利的宏，其含义很明显。
Linux、c/c++服务器开发篇-------我们来聊聊进程的那些事
Linux内核 进程间通信组件的实现
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在分析调度流程之前，我们先来看在什么情况下要执行调度程序，我们把这种情况叫做调度时机。
Linux 调度时机主要有。
时机1，进程要调用 sleep() 或 exit() 等函数进行状态转换，这些函数会主动调用调度程序进行进程调度。
时机2，由于进程的时间片是由时钟中断来更新的，因此，这种情况和时机4 是一样的。
时机3，当设备驱动程序执行长而重复的任务时，直接调用调度程序。在每次反复循环中，驱动程序都检查 need_resched 的值，如果必要，则调用调度程序 schedule() 主动放弃 CPU。
时机4 ， 如前所述， 不管是从中断、异常还是系统调用返回， 最终都调用 ret_from_sys_call()，由这个函数进行调度标志的检测，如果必要，则调用调用调度程序。那么，为什么从系统调用返回时要调用调度程序呢？这当然是从效率考虑。从系统调用返回意味着要离开内核态而返回到用户态，而状态的转换要花费一定的时间，因此，在返回到用户态前，系统把在内核态该处理的事全部做完。
Linux 的调度程序是一个叫 Schedule() 的函数，这个函数来决定是否要进行进程的切换，如果要切换的话，切换到哪个进程等。
从代码分析来看，Schedule 主要完成了2个功能：
进程上下文切换包括进程的地址空间的切换和执行环境的切换。
对于 switch_mm 处理，关键的一步就是它将新进程页面目录的起始物理地址装入到寄存器 CR3 中。CR3 寄存器总是指向当前进程的页面目录。
switch_to 把寄存器中的值比如esp等存放到进程thread结构中，保存现场一边后续恢复，同时调用 __switch_to 完成了堆栈的切换。
在进程的 task_struct 结构中有个重要的成分 thread，它本身是一个数据结构 thread_struct, 里面记录着进程在切换时的（系统空间）堆栈指针，取指令地址（也就是“返回地址”）等关键性的信息。
关于__switch_to 的工作就是处理 TSS （任务状态段）。
TSS 全称task state segment，是指在 *** 作系统进程管理的过程中，任务（进程）切换时的任务现场信息。
linux 为每一个 CPU 提供一个 TSS 段，并且在 TR 寄存器中保存该段。
linux 中之所以为每一个 CPU 提供一个 TSS 段，而不是为每个进程提供一个TSS 段，主要原因是 TR 寄存器永远指向它，在任务切换的适合不必切换 TR 寄存器，从而减小开销。
在从用户态切换到内核态时，可以通过获取 TSS 段中的 esp0 来获取当前进程的内核栈 栈顶指针，从而可以保存用户态的 cs,esp,eip 等上下文。
TSS 在任务切换过程中起着重要作用，通过它实现任务的挂起和恢复。所谓任务切换是指，挂起当前正在执行的任务，恢复或启动另一任务的执行。
在任务切换过程中，首先，处理器中各寄存器的当前值被自动保存到 TR（任务寄存器）所指定的任务的 TSS 中；然后，下一任务的 TSS 被装入 TR；最后，从 TR 所指定的 TSS 中取出各寄存器的值送到处理器的各寄存器中。由此可见，通过在 TSS 中保存任务现场各寄存器状态的完整映象，实现任务的切换。
因此，__switch_to 核心内容就是将 TSS 中的内核空间（0级）堆栈指针换成 next->esp0。这是因为 CPU 在穿越中断门或者陷阱门时要根据新的运行级别从TSS中取得进程在系统空间的堆栈指针。
thread_struct.esp0 指向进程的系统空间堆栈的顶端。当一个进程被调度运行时，内核会将这个变量写入 TSS 的 esp0 字段，表示这个进程进入0级运行时其堆栈的位置。换句话说，进程的 thread_struct 结构中的 esp0 保存着其系统空间堆栈指针。当进程穿过中断门、陷阱门或者调用门进入系统空间时，处理器会从这里恢复期系统空间栈。
由于栈中变量的访问依赖的是段、页、和 esp、ebp 等这些寄存器，所以当段、页、寄存器切换完以后，栈中的变量就可以被访问了。
因此 switch_to 完成了进程堆栈的切换，由于被切进的进程各个寄存器的信息已完成切换，因此 next 进程得以执行指令运行。
由于 A 进程在调用 switch_to 完成了与 B 进程堆栈的切换，也即是寄存器中的值都是 B 的，所以 A 进程在 switch_to 执行完后，A停止运行，B开始运行，当过一段时间又把 A 进程切进去后，A 开始从switch_to 后面的代码开始执行。
schedule 的调用流程如下：
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