Linux進程調度的目標

　　　　1.高效性：高效意味著在相同的時間下要完成更多的任務。調度程序會被頻繁的執行，所以調度程序要盡可能的高效；

　　　　2.加強交互性能:在系統相當的負載下，也要保證系統的響應時間；

　　　　3.保證公平和避免饑渴；

　　　　4.SMP調度：調度程序必須支持多處理系統；

　　　　5.軟實時調度：系統必須有效的調用實時進程，但不保證一定滿足其要求；

Linux進程優先級

　　進程提供了兩種優先級，一種是普通的進程優先級，第二個是實時優先級。前者適用SCHED_NORMAL調度策略，後者可選SCHED_FIFO或SCHED_RR調度策略。任何時候，實時進程的優先級都高於普通進程

　　首先，說下實時進程的調度

　　實時進程，只有靜態優先級，因為內核不會再根據休眠等因素對其靜態優先級做調整，其範圍在0~MAX_RT_PRIO-1間。默認MAX_RT_PRIO配置為100，也即，默認的實時優先級範圍是0~99。而nice值，影響的是優先級在MAX_RT_PRIO~MAX_RT_PRIO+40範圍內的進程。

　　不同與普通進程，系統調度時，實時優先級高的進程總是先於優先級低的進程執行。知道實時優先級高的實時進程無法執行。實時進程總是被認為處於活動狀態。如果有數個 優先級相同的實時進程，那麽系統就會按照進程出現在隊列上的順序選擇進程。假設當前CPU運行的實時進程A的優先級為a，而此時有個優先級為b的實時進程B進入可運行狀態，那麽只要b<a，系統將中斷A的執行，而優先執行B，直到B無法執行（無論A，B為何種實時進程）。

　　不同調度策略的實時進程只有在相同優先級時才有可比性：

　　1. 對於FIFO的進程，意味著只有當前進程執行完畢才會輪到其他進程執行。由此可見相當霸道。

　　2. 對於RR的進程。一旦時間片消耗完畢，則會將該進程置於隊列的末尾，然後運行其他相同優先級的進程，如果沒有其他相同優先級的進程，則該進程會繼續執行。

　　總而言之，對於實時進程，高優先級的進程就是大爺。它執行到沒法執行了，才輪到低優先級的進程執行。等級制度相當森嚴啊。

　　重頭戲，說下非實時進程調度

　　引子

　　言歸正傳

　　Linux對普通的進程，根據動態優先級進行調度。而動態優先級是由靜態優先級（static_prio）調整而來。Linux下，靜態優先級是用戶不可見的，隱藏在內核中。而內核提供給用戶一個可以影響靜態優先級的接口，那就是nice值，兩者關系如下：

　　static_prio=MAX_RT_PRIO +nice+ 20

　　nice值的範圍是-20~19，因而靜態優先級範圍在100~139之間。nice數值越大就使得static_prio越大，最終進程優先級就越低。

　　ps -el 命令執行結果：NI列顯示的每個進程的nice值，PRI是進程的優先級（如果是實時進程就是靜態優先級，如果是非實時進程，就是動態優先級）　　

　　而進程的時間片就是完全依賴 static_prio 定制的，見下圖，摘自《深入理解linux內核》，

　　我們前面也說了，系統調度時，還會考慮其他因素，因而會計算出一個叫進程動態優先級的東西，根據此來實施調度。因為，不僅要考慮靜態優先級，也要考慮進程的屬性。例如如果進程屬於交互式進程，那麽可以適當的調高它的優先級，使得界面反應地更加迅速，從而使用戶得到更好的體驗。Linux2.6 在這方面有了較大的提高。Linux2.6認為，交互式進程可以從平均睡眠時間這樣一個measurement進行判斷。進程過去的睡眠時間越多，則越有可能屬於交互式進程。則系統調度時，會給該進程更多的獎勵（bonus），以便該進程有更多的機會能夠執行。獎勵（bonus）從0到10不等。

　　系統會嚴格按照動態優先級高低的順序安排進程執行。動態優先級高的進程進入非運行狀態，或者時間片消耗完畢才會輪到動態優先級較低的進程執行。動態優先級的計算主要考慮兩個因素：靜態優先級，進程的平均睡眠時間也即bonus。計算公式如下，

dynamic_prio = max (100, min (static_prio - bonus + 5, 139))

　　在調度時，Linux2.6 使用了一個小小的trick，就是算法中經典的空間換時間的思想[還沒對照源碼確認]，使得計算最優進程能夠在O(1)的時間內完成。

　為什麽根據睡眠和運行時間確定獎懲分數是合理的

　　睡眠和CPU耗時反應了進程IO密集和CPU密集兩大瞬時特點，不同時期，一個進程可能即是CPU密集型也是IO密集型進程。對於表現為IO密集的進程，應該經常運行，但每次時間片不要太長。對於表現為CPU密集的進程，CPU不應該讓其經常運行，但每次運行時間片要長。交互進程為例，假如之前其其大部分時間在於等待CPU，這時為了調高相應速度，就需要增加獎勵分。另一方面，如果此進程總是耗盡每次分配給它的時間片，為了對其他進程公平，就要增加這個進程的懲罰分數。可以參考CFS的virtutime機制.

現代方法CFS

　　不再單純依靠進程優先級絕對值，而是參考其絕對值，綜合考慮所有進程的時間，給出當前調度時間單位內其應有的權重，也就是，每個進程的權重X單位時間=應獲cpu時間，但是這個應得的cpu時間不應太小（假設閾值為1ms），否則會因為切換得不償失。但是，當進程足夠多時候，肯定有很多不同權重的進程獲得相同的時間——最低閾值1ms，所以，CFS只是近似完全公平。

詳情參考 《linux內核cfs淺析》

Linux進程狀態機

　　進程是通過fork系列的系統調用（fork、clone、vfork）來創建的，內核（或內核模塊）也可以通過kernel_thread函數創建內核進程。這些創建子進程的函數本質上都完成了相同的功能——將調用進程復制一份，得到子進程。（可以通過選項參數來決定各種資源是共享、還是私有。）
那麽既然調用進程處於TASK_RUNNING狀態（否則，它若不是正在運行，又怎麽進行調用？），則子進程默認也處於TASK_RUNNING狀態。
另外，在系統調用clone和內核函數kernel_thread也接受CLONE_STOPPED選項，從而將子進程的初始狀態置為 TASK_STOPPED。

　　進程創建後，狀態可能發生一系列的變化，直到進程退出。而盡管進程狀態有好幾種，但是進程狀態的變遷卻只有兩個方向——從TASK_RUNNING狀態變為非TASK_RUNNING狀態、或者從非TASK_RUNNING狀態變為TASK_RUNNING狀態。總之，TASK_RUNNING是必經之路，不可能兩個非RUN狀態直接轉換。

也就是說，如果給一個TASK_INTERRUPTIBLE狀態的進程發送SIGKILL信號，這個進程將先被喚醒（進入TASK_RUNNING狀態），然後再響應SIGKILL信號而退出（變為TASK_DEAD狀態）。並不會從TASK_INTERRUPTIBLE狀態直接退出。

　　進程從非TASK_RUNNING狀態變為TASK_RUNNING狀態，是由別的進程（也可能是中斷處理程序）執行喚醒操作來實現的。執行喚醒的進程設置被喚醒進程的狀態為TASK_RUNNING，然後將其task_struct結構加入到某個CPU的可執行隊列中。於是被喚醒的進程將有機會被調度執行。

　　而進程從TASK_RUNNING狀態變為非TASK_RUNNING狀態，則有兩種途徑：

　　1、響應信號而進入TASK_STOPED狀態、或TASK_DEAD狀態；
　　2、執行系統調用主動進入TASK_INTERRUPTIBLE狀態（如nanosleep系統調用）、或TASK_DEAD狀態（如exit系統調用）；或由於執行系統調用需要的資源得不到滿　　　　 足，而進入TASK_INTERRUPTIBLE狀態或TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態（如select系統調用）。
　　顯然，這兩種情況都只能發生在進程正在CPU上執行的情況下。

通過ps命令我們能夠查看到系統中存在的進程，以及它們的狀態：

R(TASK_RUNNING)，可執行狀態。

只有在該狀態的進程才可能在CPU上運行。而同一時刻可能有多個進程處於可執行狀態，這些進程的task_struct結構（進程控制塊）被放入對應CPU的可執行隊列中（一個進程最多只能出現在一個CPU的可執行隊列中）。進程調度器的任務就是從各個CPU的可執行隊列中分別選擇一個進程在該CPU上運行。
只要可執行隊列不為空，其對應的CPU就不能偷懶，就要執行其中某個進程。一般稱此時的CPU“忙碌”。對應的，CPU“空閑”就是指其對應的可執行隊列為空，以致於CPU無事可做。
有人問，為什麽死循環程序會導致CPU占用高呢？因為死循環程序基本上總是處於TASK_RUNNING狀態（進程處於可執行隊列中）。除非一些非常極端情況（比如系統內存嚴重緊缺，導致進程的某些需要使用的頁面被換出，並且在頁面需要換入時又無法分配到內存……），否則這個進程不會睡眠。所以CPU的可執行隊列總是不為空（至少有這麽個進程存在），CPU也就不會“空閑”。

很多操作系統教科書將正在CPU上執行的進程定義為RUNNING狀態、而將可執行但是尚未被調度執行的進程定義為READY狀態，這兩種狀態在linux下統一為 TASK_RUNNING狀態。

S(TASK_INTERRUPTIBLE)，可中斷的睡眠狀態。

處於這個狀態的進程因為等待某某事件的發生（比如等待socket連接、等待信號量），而被掛起。這些進程的task_struct結構被放入對應事件的等待隊列中。當這些事件發生時（由外部中斷觸發、或由其他進程觸發），對應的等待隊列中的一個或多個進程將被喚醒。

通過ps命令我們會看到，一般情況下，進程列表中的絕大多數進程都處於TASK_INTERRUPTIBLE狀態（除非機器的負載很高）。畢竟CPU就這麽一兩個，進程動輒幾十上百個，如果不是絕大多數進程都在睡眠，CPU又怎麽響應得過來。

D(TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中斷的睡眠狀態。

與TASK_INTERRUPTIBLE狀態類似，進程處於睡眠狀態，但是此刻進程是不可中斷的。不可中斷，指的並不是CPU不響應外部硬件的中斷，而是指進程不響應異步信號。
絕大多數情況下，進程處在睡眠狀態時，總是應該能夠響應異步信號的。否則你將驚奇的發現，kill -9竟然殺不死一個正在睡眠的進程了！於是我們也很好理解，為什麽ps命令看到的進程幾乎不會出現TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態，而總是TASK_INTERRUPTIBLE狀態。

而TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態存在的意義就在於，內核的某些處理流程是不能被打斷的。如果響應異步信號，程序的執行流程中就會被插入一段用於處理異步信號的流程（這個插入的流程可能只存在於內核態，也可能延伸到用戶態），於是原有的流程就被中斷了（參見《linux異步信號handle淺析》）。
在進程對某些硬件進行操作時（比如進程調用read系統調用對某個設備文件進行讀操作，而read系統調用最終執行到對應設備驅動的代碼，並與對應的物理設備進行交互），可能需要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態對進程進行保護，以避免進程與設備交互的過程被打斷，造成設備陷入不可控的狀態。（比如read系統調用觸發了一次磁盤到用戶空間的內存的DMA，如果DMA進行過程中，進程由於響應信號而退出了，那麽DMA正在訪問的內存可能就要被釋放了。）這種情況下的TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態總是非常短暫的，通過ps命令基本上不可能捕捉到。

linux系統中也存在容易捕捉的TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態。執行vfork系統調用後，父進程將進入TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態，直到子進程調用exit或exec。
通過下面的代碼就能得到處於TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的進程：
#include <unistd.h>
void main() {
if (!vfork()) sleep(100);
}
編譯運行，然後ps一下：
kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a\.out
4371 pts/0 D+ 0:00 ./a.out
4372 pts/0 S+ 0:00 ./a.out
4374 pts/1 S+ 0:00 grep a.out
然後我們可以試驗一下TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的威力。不管kill還是kill -9，這個TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的父進程依然屹立不倒。

T(TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暫停狀態或跟蹤狀態。

向進程發送一個SIGSTOP信號，它就會因響應該信號而進入TASK_STOPPED狀態（除非該進程本身處於TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態而不響應信號）。（SIGSTOP與SIGKILL信號一樣，是非常強制的。不允許用戶進程通過signal系列的系統調用重新設置對應的信號處理函數。）
向進程發送一個SIGCONT信號，可以讓其從TASK_STOPPED狀態恢復到TASK_RUNNING狀態。

當進程正在被跟蹤時，它處於TASK_TRACED這個特殊的狀態。“正在被跟蹤”指的是進程暫停下來，等待跟蹤它的進程對它進行操作。比如在gdb中對被跟蹤的進程下一個斷點，進程在斷點處停下來的時候就處於TASK_TRACED狀態。而在其他時候，被跟蹤的進程還是處於前面提到的那些狀態。
對於進程本身來說，TASK_STOPPED和TASK_TRACED狀態很類似，都是表示進程暫停下來。
而TASK_TRACED狀態相當於在TASK_STOPPED之上多了一層保護，處於TASK_TRACED狀態的進程不能響應SIGCONT信號而被喚醒。只能等到調試進程通過ptrace系統調用執行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操作（通過ptrace系統調用的參數指定操作），或調試進程退出，被調試的進程才能恢復TASK_RUNNING狀態。

Z(TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE)，退出狀態，進程成為僵屍進程。

進程在退出的過程中，處於TASK_DEAD狀態。

在這個退出過程中，進程占有的所有資源將被回收，除了task_struct結構（以及少數資源）以外。於是進程就只剩下task_struct這麽個空殼，故稱為僵屍。
之所以保留task_struct，是因為task_struct裏面保存了進程的退出碼、以及一些統計信息。而其父進程很可能會關心這些信息。比如在shell中，$?變量就保存了最後一個退出的前臺進程的退出碼，而這個退出碼往往被作為if語句的判斷條件。
當然，內核也可以將這些信息保存在別的地方，而將task_struct結構釋放掉，以節省一些空間。但是使用task_struct結構更為方便，因為在內核中已經建立了從pid到task_struct查找關系，還有進程間的父子關系。釋放掉task_struct，則需要建立一些新的數據結構，以便讓父進程找到它的子進程的退出信息。

父進程可以通過wait系列的系統調用（如wait4、waitid）來等待某個或某些子進程的退出，並獲取它的退出信息。然後wait系列的系統調用會順便將子進程的屍體（task_struct）也釋放掉。
子進程在退出的過程中，內核會給其父進程發送一個信號，通知父進程來“收屍”。這個信號默認是SIGCHLD，但是在通過clone系統調用創建子進程時，可以設置這個信號。

通過下面的代碼能夠制造一個EXIT_ZOMBIE狀態的進程：
#include <unistd.h>
void main() {
if (fork())
while(1) sleep(100);
}
編譯運行，然後ps一下：
kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a\.out
10410 pts/0 S+ 0:00 ./a.out
10411 pts/0 Z+ 0:00 [a.out] <defunct>
10413 pts/1 S+ 0:00 grep a.out

只要父進程不退出，這個僵屍狀態的子進程就一直存在。那麽如果父進程退出了呢，誰又來給子進程“收屍”？
當進程退出的時候，會將它的所有子進程都托管給別的進程（使之成為別的進程的子進程）。托管給誰呢？可能是退出進程所在進程組的下一個進程（如果存在的話），或者是1號進程。所以每個進程、每時每刻都有父進程存在。除非它是1號進程。

1號進程，pid為1的進程，又稱init進程。
linux系統啟動後，第一個被創建的用戶態進程就是init進程。它有兩項使命：
1、執行系統初始化腳本，創建一系列的進程（它們都是init進程的子孫）；
2、在一個死循環中等待其子進程的退出事件，並調用waitid系統調用來完成“收屍”工作；
init進程不會被暫停、也不會被殺死（這是由內核來保證的）。它在等待子進程退出的過程中處於TASK_INTERRUPTIBLE狀態，“收屍”過程中則處於TASK_RUNNING狀態。

X(TASK_DEAD - EXIT_DEAD)，退出狀態，進程即將被銷毀。

而進程在退出過程中也可能不會保留它的task_struct。比如這個進程是多線程程序中被detach過的進程（進程？線程？參見《linux線程淺析》）。或者父進程通過設置SIGCHLD信號的handler為SIG_IGN，顯式的忽略了SIGCHLD信號。（這是posix的規定，盡管子進程的退出信號可以被設置為SIGCHLD以外的其他信號。）
此時，進程將被置於EXIT_DEAD退出狀態，這意味著接下來的代碼立即就會將該進程徹底釋放。所以EXIT_DEAD狀態是非常短暫的，幾乎不可能通過ps命令捕捉到。

一些重要的雜項

調度程序的效率
“優先級”明確了哪個進程應該被調度執行，而調度程序還必須要關心效率問題。調度程序跟內核中的很多過程一樣會頻繁被執行，如果效率不濟就會浪費很多CPU時間，導致系統性能下降。
在linux 2.4時，可執行狀態的進程被掛在一個鏈表中。每次調度，調度程序需要掃描整個鏈表，以找出最優的那個進程來運行。復雜度為O(n)；
在linux 2.6早期，可執行狀態的進程被掛在N(N=140)個鏈表中，每一個鏈表代表一個優先級，系統中支持多少個優先級就有多少個鏈表。每次調度，調度程序只需要從第一個不為空的鏈表中取出位於鏈表頭的進程即可。這樣就大大提高了調度程序的效率，復雜度為O(1)；
在linux 2.6近期的版本中，可執行狀態的進程按照優先級順序被掛在一個紅黑樹（可以想象成平衡二叉樹）中。每次調度，調度程序需要從樹中找出優先級最高的進程。復雜度為O(logN)。

那麽，為什麽從linux 2.6早期到近期linux 2.6版本，調度程序選擇進程時的復雜度反而增加了呢？
這是因為，與此同時，調度程序對公平性的實現從上面提到的第一種思路改變為第二種思路（通過動態調整優先級實現）。而O(1)的算法是基於一組數目不大的鏈表來實現的，按我的理解，這使得優先級的取值範圍很小（區分度很低），不能滿足公平性的需求。而使用紅黑樹則對優先級的取值沒有限制（可以用32位、64位、或更多位來表示優先級的值），並且O(logN)的復雜度也還是很高效的。

調度觸發的時機
調度的觸發主要有如下幾種情況：
1、當前進程（正在CPU上運行的進程）狀態變為非可執行狀態。
進程執行系統調用主動變為非可執行狀態。比如執行nanosleep進入睡眠、執行exit退出、等等；
進程請求的資源得不到滿足而被迫進入睡眠狀態。比如執行read系統調用時，磁盤高速緩存裏沒有所需要的數據，從而睡眠等待磁盤IO；
進程響應信號而變為非可執行狀態。比如響應SIGSTOP進入暫停狀態、響應SIGKILL退出、等等；

2、搶占。進程運行時，非預期地被剝奪CPU的使用權。這又分兩種情況：進程用完了時間片、或出現了優先級更高的進程。
優先級更高的進程受正在CPU上運行的進程的影響而被喚醒。如發送信號主動喚醒，或因為釋放互斥對象（如釋放鎖）而被喚醒；
內核在響應時鐘中斷的過程中，發現當前進程的時間片用完；
內核在響應中斷的過程中，發現優先級更高的進程所等待的外部資源的變為可用，從而將其喚醒。比如CPU收到網卡中斷，內核處理該中斷，發現某個socket可讀，於是喚醒正在等待讀這個socket的進程；再比如內核在處理時鐘中斷的過程中，觸發了定時器，從而喚醒對應的正在nanosleep系統調用中睡眠的進程；

內核搶占
理想情況下，只要滿足“出現了優先級更高的進程”這個條件，當前進程就應該被立刻搶占。但是，就像多線程程序需要用鎖來保護臨界區資源一樣，內核中也存在很多這樣的臨界區，不大可能隨時隨地都能接收搶占。
linux 2.4時的設計就非常簡單，內核不支持搶占。進程運行在內核態時（比如正在執行系統調用、正處於異常處理函數中），是不允許搶占的。必須等到返回用戶態時才會觸發調度（確切的說，是在返回用戶態之前，內核會專門檢查一下是否需要調度）；
linux 2.6則實現了內核搶占，但是在很多地方還是為了保護臨界區資源而需要臨時性的禁用內核搶占。

也有一些地方是出於效率考慮而禁用搶占，比較典型的是spin_lock。spin_lock是這樣一種鎖，如果請求加鎖得不到滿足（鎖已被別的進程占有），則當前進程在一個死循環中不斷檢測鎖的狀態，直到鎖被釋放。
為什麽要這樣忙等待呢？因為臨界區很小，比如只保護“i+=j++;”這麽一句。如果因為加鎖失敗而形成“睡眠-喚醒”這麽個過程，就有些得不償失了。
那麽既然當前進程忙等待（不睡眠），誰又來釋放鎖呢？其實已得到鎖的進程是運行在另一個CPU上的，並且是禁用了內核搶占的。這個進程不會被其他進程搶占，所以等待鎖的進程只有可能運行在別的CPU上。（如果只有一個CPU呢？那麽就不可能存在等待鎖的進程了。）
而如果不禁用內核搶占呢？那麽得到鎖的進程將可能被搶占，於是可能很久都不會釋放鎖。於是，等待鎖的進程可能就不知何年何月得償所望了。

對於一些實時性要求更高的系統，則不能容忍spin_lock這樣的東西。寧可改用更費勁的“睡眠-喚醒”過程，也不能因為禁用搶占而讓更高優先級的進程等待。比如，嵌入式實時linux montavista就是這麽幹的。
由此可見，實時並不代表高效。很多時候為了實現“實時”，還是需要對性能做一定讓步的。

多處理器下的負載均衡
前面我們並沒有專門討論多處理器對調度程序的影響，其實也沒有什麽特別的，就是在同一時刻能有多個進程並行地運行而已。那麽，為什麽會有“多處理器負載均衡”這個事情呢？
如果系統中只有一個可執行隊列，哪個CPU空閑了就去隊列中找一個最合適的進程來執行。這樣不是很好很均衡嗎？
的確如此，但是多處理器共用一個可執行隊列會有一些問題。顯然，每個CPU在執行調度程序時都需要把隊列鎖起來，這會使得調度程序難以並行，可能導致系統性能下降。而如果每個CPU對應一個可執行隊列則不存在這樣的問題。
另外，多個可執行隊列還有一個好處。這使得一個進程在一段時間內總是在同一個CPU上執行，那麽很可能這個CPU的各級cache中都緩存著這個進程的數據，很有利於系統性能的提升。
所以，在linux下，每個CPU都有著對應的可執行隊列，而一個可執行狀態的進程在同一時刻只能處於一個可執行隊列中。

於是，“多處理器負載均衡”這個麻煩事情就來了。內核需要關註各個CPU可執行隊列中的進程數目，在數目不均衡時做出適當調整。什麽時候需要調整，以多大力度進程調整，這些都是內核需要關心的。當然，盡量不要調整最好，畢竟調整起來又要耗CPU、又要鎖可執行隊列，代價還是不小的。
另外，內核還得關心各個CPU的關系。兩個CPU之間，可能是相互獨立的、可能是共享cache的、甚至可能是由同一個物理CPU通過超線程技術虛擬出來的……CPU之間的關系也是實現負載均衡的重要依據。關系越緊密，進程在它們之間遷移的代價就越小。參見《linux內核SMP負載均衡淺析》。

優先級繼承
由於互斥，一個進程（設為A）可能因為等待進入臨界區而睡眠。直到正在占有相應資源的進程（設為B）退出臨界區，進程A才被喚醒。
可能存在這樣的情況：A的優先級非常高，B的優先級非常低。B進入了臨界區，但是卻被其他優先級較高的進程（設為C）搶占了，而得不到運行，也就無法退出臨界區。於是A也就無法被喚醒。
A有著很高的優先級，但是現在卻淪落到跟B一起，被優先級並不太高的C搶占，導致執行被推遲。這種現象就叫做優先級反轉。

出現這種現象是很不合理的。較好的應對措施是：當A開始等待B退出臨界區時，B臨時得到A的優先級（還是假設A的優先級高於B），以便順利完成處理過程，退出臨界區。之後B的優先級恢復。這就是優先級繼承的方法。

中斷處理線程化
在linux下，中斷處理程序運行於一個不可調度的上下文中。從CPU響應硬件中斷自動跳轉到內核設定的中斷處理程序去執行，到中斷處理程序退出，整個過程是不能被搶占的。
一個進程如果被搶占了，可以通過保存在它的進程控制塊（task_struct）中的信息，在之後的某個時間恢復它的運行。而中斷上下文則沒有task_struct，被搶占了就沒法恢復了。
中斷處理程序不能被搶占，也就意味著中斷處理程序的“優先級”比任何進程都高（必須等中斷處理程序完成了，進程才能被執行）。但是在實際的應用場景中，可能某些實時進程應該得到比中斷處理程序更高的優先級。
於是，一些實時性要求更高的系統就給中斷處理程序賦予了task_struct以及優先級，使得它們在必要的時候能夠被高優先級的進程搶占。但是顯然，做這些工作是會給系統造成一定開銷的，這也是為了實現“實時”而對性能做出的一種讓步。

參考文獻：《linux內核設計與實現》

　　　　 《現代操作系統》

　　　　 《進程調度的紅黑樹實現分析》

　　　　　《linux內核SMP負載均衡淺析》（本文未引用可以做拓展參考）

　　　　　《linux內核cfs淺析》

Linux進程調度原理