进程在创建后，就可以被调度器选择、执行----这就是进程调度。
具体选择哪个进程去执行，是调度器的核心算法。
调度算法需要时间复杂度低、对用户操作的响应速度快。
Linux的调度算法，也是不断改进的。曾经2.6内核的O(1)调度器非常经典，但到了“深入Linux内核架构”那本书出版时，内核调度器就改成了以红黑树为基本数据结构的算法了。
调度算法，是个复杂的问题，但其功能非常明确，就是选择“合适的进程”去执行。
选择完进程之后，当然就是执行了，即：进程上下文的切换。
不管怎么选择，最终还是要执行的。今天，单说怎么去执行--进程上下文--切换。
进程在用户态运行时，有三个寄存器非常关键：ESP、EIP、EFLAGS。
ESP存储当前的堆栈位置，EIP存储当前（下一条）指令的位置，EFLAGS存储当前的标志（状态）。
C中的if else代码，就会使用到EFLAGS中的标志位，并根据标志位的不同选择不同的执行分支。而任何的比较运算符--例如，>、<、==、!=，等等--都会改变EFLAGS中的对应标志位。
在内核态时，还有几个寄存器比较关键，即，控制寄存器：
cr0，控制实模式、保护模式转换，分页机制等，
cr3，页目录基地址寄存器，存放进程的页表指针
cr2，存放页错误发生时的内存地址（线性地址），缺页中断处理程序里使用
和进程切换有关的，就是cr3寄存器。
页表，关系到进程的虚拟地址到物理地址的映射。在总共4G物理内存下，每个进程有4G的虚拟地址空间，就是因为CPU的内存映射机制。该机制的关键，就是不同进程有不同的页表。当然，页表也可以相同，那时候进程之间就共享内存了，实际就是线程了。
进程切换，就是切换CPU的ESP、EIP、CR3，而EFLAGS保存在内核栈上，在切换后从内核栈弹出。
简易的实现进程切换的代码，大概原理如下：
asm volatile(
"pushl %ebp\r\n" #保存EBP，EBP关系到函数调用的栈帧基地址，
"pushfl\r\n" #保存EFLAGS，关系到标志位，EBP和EFLAGS都是保存在进程的内核栈上
"movl %esp, %0\r\n" #保存ESP到进程task_struct中的对应项current->esp
"movl 1f, %1\r\n" #保存标志1的地址到task_struct的current->eip，作为下一次进程被执行时的地址，任何被调度过的进程，下次执行的地址都是这里。
首次被调度执行的进程不是，而是sys_fork函数执行前的地址，对应着子进程中fork函数的返回。
"movl %2, %cr3\r\n" #切换cr3为下一个进程的页表
"movl %3, %esp\r\n" #切换ESP为下一个进程的内核栈指针
"pushl %4\r\n" #因为EIP不能直接赋值，又因为首次执行的进程EIP不是标志1，所以先把地址压栈，再弹出，而不是直接跳转到1执行
"ret\r\n" #弹出返回地址，这行之后就完成了切换
"1:\r\n" #标志1，
任何被调度过一次的，被调度出去后，再次被调度执行时，从这里开始。接下来两行汇编，恢复被调度出去前的EBP、FLAGS，保证调度器不会干扰进程的正常运行。也就是在进程看来，其运行是连续的，而不是被人“拦腰截断，再接上”。
首次被调度执行的进程，不会执行到这里。
"popfl\r\n" #弹出EFLAGS
"popl %ebp\r\n" #弹出EBP
:
:"m"(current->esp),"m"(current->eip),"r"(next->mm),"r"(next->esp),"r"(next->eip)
);
在用户态编程中，主动放弃CPU，执行进程调度的函数为sched_yield()。
在用户态的自旋锁中，在获取锁失败后需要主动放弃CPU，以让持有锁的进程更有机会及时的释放锁。而不是死等，直到被内核剥夺执行权。
Nginx中的spinlock，就是这么实现的。自旋等待一定次数后，如果还没获取到锁则执行sched_yield放弃CPU。
最近随着Go语言而火起来的协程(co-routine)，其实就是在用户态模仿了内核的进程管理机制，从而简化了用户态的异步编程。
