进程与线程
Linux内核是不区分线程与进程的，线程只是一种特殊的进程，被视为与其他进程共享地址空间的进程。与windows这种在内核专门提供线程支持的操作系统不一样。
task_struct与thread_info
task_struct（进程描述符）描述了一个进程的所有信息，是一个体系无关的结构，位于include/linux/sched.h。它包含进程打开的文件、挂起的信号、进程的状态、进程的pid等。保存在tasks双向循环链表中（见上一节的链表结构体总结），因此可以从一个进程结构体出发，索引到任何其他进程结构体。目前内核中，进程描述符是用slab分配器动态生成的，task_struct有一个void *stack成员变量指向进程的内核栈。
thread_info是体系相关的，位于arch/xxx/include/asm/thread_info.h，它存放了线程上下文，包括是否可以抢占、当前进程是属于哪一种规范的可执行程序等。
早期内核配置中，在X86体系并且CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK没有被时，进程的thread_info存放在进程的内核栈。如果是向下增长的栈，则thread_info在栈顶低地址；向上增长的栈，thread_info还是在低地址，只不过在栈底了。因此，可以通过内核栈的地址快速获得thread_info的地址。
在thread_info中有一个struct task_struct *task变量指向task_struct。后来内核把X86的thread_info结构体中的这个task指针给去掉了(Move thread_info into task_struct)，并且将thread_info放到了task_struct中。这个task指针，是为了寄存器在不够多的体系上，可以通过内核栈地址加偏移，找到thread_info，然后快速找到task_struct的。但是X86一直使用的是per_cpu的变量来保存正在使用cpu的进程的进程描述符：
1 | DECLARE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task); |
所以thread_info中的task变量是可有可无的。
在进程调度时，会更新这个变量：
1 | this_cpu_write(current_task, next_p); |
同样，内核栈的地址也是存放在per_cpu变量的：
1 | DECLARE_PER_CPU(unsigned long, cpu_current_top_of_stack); |
对于ARM和ARM64这种寄存器多的体系，目前内核也没有在thread_info里面继续保存进程描述符的指针了，但是mips还有。
用户栈到内核栈的切换
比如通过int 0x80软中断或者syscall进行系统调用时，cpu被软中断打断并进入内核态，系统调用的入口entry_SYSCALL_64将用户栈的地址，也就是rsp寄存器的内容存放到per_cpu的变量cpu_tss_rw，然后从per_cpu的cpu_current_top_of_stack拿到进程内核栈的地址，就完成了到内核栈的切换。
1 | SYM_CODE_START(entry_SYSCALL_64) |
随后，将用户态的寄存器（保存了系统调用的参数）压栈，也就是pt_regs结构体中的成员，然后call对应的系统调用实现函数，实现函数是用C写的，接受pt_regs指针（也就是栈顶）作为参数，这样通过C可以操作汇编压栈的结构了，妙。这里之所以使用汇编编写syscall入口，是因为直接修改了rsp寄存器。
等系统调用结束后，恢复压栈的寄存器并切换到用户态。
进程状态与进程调度
进程状态定义在include/linux/sched.h中：
- TASK_RUNNING，进程中用户空间唯一可能的状态。正在运行或者在运行队列中等待运行。
- TASK_INTERRUPTIBLE，进程正在睡眠，等待某些条件的达成，可被中断。
- TASK_UNINTERRUPTIBLE，进程正在睡眠，但接收到信号不会被唤醒，也不会准备投入运行。
- __TASK_TRACED，进程正在被跟踪。
- __TASK_STOP，进程停止，接收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN、SIGTTOU等信号会让进程进入这种状态。
对于Linux这种从一开始就采用了抢占式多任务的操作系统来说，调度程序决定了一个进程什么时候停止，什么时候投入运行，进程在被抢占前运行的时间被称作时间片。调度器的入口在schedule()函数，通常和调度器相关联，调用调度器的pick_next_task()，调度器返回下一个被调度进程的进程描述符。
休眠（被阻塞）状态的进程处于不可执行的状态。进程休眠的原因有多种多样，但通常来说都是等待某一事件的发生，例如等待I/O, 等待设备输入等等。
内核对于休眠和唤醒的操作如下：
- 休眠：进程首先把自己标记为休眠状态(TASK_INTERRUPTIBLE)，然后从可执行红黑树中移除该进程，并将进程放入等待队列
- 唤醒：进程被置为可执行状态(TASK_RUNNING)，进程从等待队列移入可执行红黑树中
休眠或者阻塞状态有两种：可中断休眠(TASK_INTERRUPTIBLE)，不可中断休眠(TASK_UNINTERRUPTIBLE)。
通常进程的休眠，为可中断休眠，即进程进入休眠，等待某一事件发生。一旦事件发生，或者满足条件，内核将会把进程状态置为运行，并将进程从等待队列中移除。
上下文切换，处理器从即为从一个可执行的进程切换到另一个可执行的进程，其中包含了两个关键的函数：
- switch_mm：把虚拟内存从上一个进程映射切换到新进程中
- switch_to：负责将上一个处理器状态信息切换到新进程的处理器状态。包括保存，恢复栈信息和寄存器信息。
内核必须知道在什么时候需要调用schedule()来执行一次调度，而不是靠用户去执行schedule()函数，为此内核提供了一个need_resched标志位，表明是否需要重新进行一次调度。need_resched标志位为1时会触发内核进行一次调度，有几个情况：
用户态抢占(重新调度)：
- 从系统调用返回用户空间时，read，write，syscall
- 从中断处理程序返回用户空间时，硬件中断，时钟中断(类似于时间片的概念)，等等
内核态抢占(重新调度)
- 中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前
- 内核代码再一次具有可抢占性的时候
- 内核任务显式的调用schedule()
- 内核任务阻塞
fork与vfork
父进程可以使用fork系统调用创建一个子进程，在copy-on-write(写时拷贝)还没出来时，fork系统调用会将父进程的所有资源拷贝到刚创建的子进程，主要是虚拟内存空间里面的大部分内容，数据段、堆栈、代码段，这个拷贝操作非常的耗时。而且，如果子进程随后立即调用exec系统调用，那么前面所做的所有拷贝全部是无用的。于是，vfork则是用来解决这个问题的，vfork出来的子进程不复制父进程的页表，而是直接使用父进程的页表，父进程被阻塞，直到子进程调用_exit()或者调用exec函数簇，调用任何其它函数（包括exit()）、修改任何数据（除了保存vfork()返回值的那个变量）、执行任何其它语句（包括return）都是不应该的。vfork作为一个优化，它假设子进程起来后立即会exec，避免了父进程的资源拷贝。
但在fork引入copy-on-write之后，vfork除了不复制页表外没有其他作用了。在fork时，会给子进程复制一份父进程的页表，同时将父子进程的所有内存页标记为只读。当子进程（父进程也行）尝试写入某一个内存页时会触发异常并陷入内核态，内核会为这个页面创建一个副本，同时修改这个页面可写，写操作即可正常执行。同时，内核记录了每个页面的引用，每次复制页面则减少1，当引用为1时，即可直接修改，所以在fork-fork-fork-...这样的场景中，写时拷贝依旧可用。写时拷贝的整个过程是透明的，进程感知不到。而且，内核会让子进程先运行（避免了父进程先修改了页面，导致页面的复制，但是子进程随后却调用了exec，复制的页面无用的问题）。