3.2 内核第一次做进程调度
现在执行的是进程0的代码。从这里开始，进程0准备切换到进程1去执行。
在Linux 0.11的进程调度机制中，通常有以下两种情况可以产生进程切换。
1）允许进程运行的时间结束。
进程在创建时，都被赋予了有限的时间片，以保证所有进程每次都只执行有限的时间。一旦进程的时间片被削减为0，就说明这个进程此次执行的时间用完了，立即切换到其他进程去执行，实现多进程轮流执行。
2）进程的运行停止。
当一个进程需要等待外设提供的数据，或等待其他程序的运行结果……或进程已经执行完毕时，在这些情况下，虽然还有剩余的时间片，但是进程不再具备进一步执行的“逻辑条件”了。如果还等着时钟中断产生后再切换到别的进程去执行，就是在浪费时间，应立即切换到其他进程去执行。
这两种情况中任何一种情况出现，都会导致进程切换。
进程0角色特殊。现在进程0切换到进程1既有第二种情况的意思，又有怠速进程的意思。我们会在3.3.1节中讲解怠速进程。
进程0执行for（;;） pause( )，最终执行到schedule()函数切换到进程1，如图3-13所示。
pause函数的执行代码如下：
//代码路径：init/main.c:
…
static inline _syscall0(int,fork)
static inline _syscall0(int,pause)
…
void main(void)
{
…
move_to_user_mode();
if (!fork()) { /* we count on this going ok */
init();
}
for(;;) pause();
}
pause()函数的调用与fork()函数的调用一样，会执行到unistd.h中的syscall0，通过int 0x80中断，在system_call.s中的call _sys_call_table（,%eax,4）映射到sys_pause( )的系统调用函数去执行，具体步骤与3.1.1节中调用fork()函数步骤类似。略有差别的是，fork()函数是用汇编写的，而sys_pause()函数是用C语言写的。
进入sys_pause()函数后，将进程0设置为可中断等待状态，如图3-13中第一步所示，然后调用schedule()函数进行进程切换，执行代码如下：
//代码路径：kernel/sched.c:
int sys_pause(void)
{
//将进程0设置为可中断等待状态，如果产生某种中断，或其他进程给这个进程发送特定信号…才有可能将
//这个进程的状态改为就绪态
current->state= TASK_INTERRUPTIBLE;
schedule();
return 0;
}
在schedule()函数中，先分析当前有没有必要进行进程切换，如果有必要，再进行具体的切换操作。
首先依据task[64]这个结构，第一次遍历所有进程，只要地址指针不为空，就要针对它们的“报警定时值alarm”以及“信号位图signal”进行处理（我们会在后续章节详细讲解信号，这里先不深究）。在当前的情况下，这些处理还不会产生具体的效果，尤其是进程0此时并没有收到任何信号，它的状态是“可中断等待状态”，不可能转变为“就绪态”。
第二次遍历所有进程，比较进程的状态和时间片，找出处在就绪态且counter最大的进程。现在只有进程0和进程1，且进程0是可中断等待状态，不是就绪态，只有进程1处于就绪态，所以，执行switch_to（next），切换到进程1去执行，如图3-14中的第一步所示。
执行代码如下：
//代码路径：kernel/sched.c:
void schedule(void)
{
int i,next,c;
struct task_struct ** p;
/* check alarm, wake up any interruptible tasks that have got a signal */
for(p= &LAST_TASK;p > &FIRST_TASK;--p)
if (*p){
if((*p)->alarm&&(*p)->alarm<jiffies){ //如果设置了定时或定时已过
(*p)->signal |= (1<<(SIGALRM-1)); //设置SIGALRM
(*p)->alarm= 0; //alarm清零
}
if (((*p)->signal & ～(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) &&
(*p)->state==TASK_INTERRUPTIBLE) //现在还不是这种情况
(*p)->state=TASK_RUNNING;
}
/* this is the scheduler proper: */
while (1) {
c= -1;
next= 0;
i= NR_TASKS;
p= &task[NR_TASKS];
while (--i) {
if (!*--p)
continue;
if ((*p)->state== TASK_RUNNING && (*p)->counter>c)//找出就绪态中
//counter最大的进程
c= (*p)->counter, next= i;
}
if (c) break;
for(p= &LAST_TASK;p > &FIRST_TASK;--p)
if (*p)
(*p)->counter= ((*p)->counter >> 1) +
(*p)->priority;//即counter= counter /2 + priority
}
switch_to(next);
}
//代码路径：include/sched.h:
…
// FIRST_TSS_ENTRY<<3是100000，((unsigned long) n)<<4，对进程1是10000
// _TSS(1)就是110000，最后2位特权级，左第3位GDT，110是6即GDT中tss0的下标
#define _TSS(n) ((((unsigned long) n)<<4) + (FIRST_TSS_ENTRY<<3))
…
#define switch_to(n) {\ //参看2.9.1节
struct {long a,b;} __tmp; \ //为ljmp的CS、EIP准备的数据结构
__asm__("cmpl %%ecx,_current\n\t" \
"je 1f\n\t" \ //如果进程n是当前进程，没必要切换，退出
"movw %%dx,%1\n\t" \ //EDX的低字赋给*&__tmp.b，即把CS赋给.b
"xchgl %%ecx,_current\n\t" \ //task[n]与task[current]交换
"ljmp %0\n\t" \ // ljmp到__tmp，__tmp中有偏移、段选择符， 但任务门忽略偏移
"cmpl %%ecx,_last_task_used_math\n\t" \//比较上次是否使用过协处理器
"jne 1f\n\t" \
"clts\n" \ //清除CR0中的切换任务标志
"1:" \
::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b), \ //.a对应EIP（忽略），.b对应CS
"d" (_TSS(n)),"c" ((long) task[n]));\//EDX是TSS n的索引号，ECX即task[n]
}
程序将一直执行到"ljmp %0nt" 这一行。ljmp通过CPU的任务门机制并未实际使用任务门，将CPU的各个寄存器值保存在进程0的TSS中，将进程1的TSS数据以及LDT的代码段、数据段描述符数据恢复给CPU的各个寄存器，实现从0特权级的内核代码切换到3特权级的进程1代码执行，如图3-14中的第二步所示。
接下来，轮到进程1执行，它将进一步构建环境，使进程能够以文件的形式与外设交互。
需要提醒的是，pause()函数的调用是通过int 0x80中断从3特权级的进程0代码翻转到0特权级的内核代码执行的，在_system_call中的call _sys_call_table (,%eax,4) 中调用sys_pause()函数，并在sys_pause( )中的schedule( )中调用switch( )，在switch( )中ljmp进程1的代码执行。现在，switch( )中ljmp后面的代码还没有执行，call _sys_call_table (,%eax,4) 后续的代码也还没有执行，int 0x80的中断没有返回。
