一、
Linux内核中用双向链表管理进程控制块。
在OS的角度，Linux内核的struct list_head是一种侵入式的双向链表，把链表节点直接嵌入到task_struct 等数据结构中，有点非常突出：
（1）通用性极强：链表操作不依赖具体的数据类型，同一套API可以管理任意的结构体，避免了为每种数据结构重复写链表代码。
（2）多队列共存：一个task_struct可以嵌入多个list_head，比如tasks（全局进程链表）、run（运行队列）、children（子进程链表），让同一个进程同时属于多个队列，方便不同场景的管理。
（3）高效灵活：双向链表的插入删除操作是O（1）时间复杂度，内核平频繁调度进程时性能极高；同时通过container_of宏可以从链表节点快速反查到所属的task_struct
(4)内存开销小：链表节点只存指针，不存数据，避免了额外的内存开销，非常适合资源紧张的内核环境。
每一个CPU都有一个调度队列。
不同的结构体对象，也可以用链表链接；只要在不同的结构体里都嵌入struct list_head，就可以用同一套API把他们串起来。
二、调度队列
queue[140]
如上图：这个是调度队列
位图(bitmap)
1、位图（bitmap）到底是什么？
在 Linux O(1) 调度器的语境下，位图（bitmap） 就是一个由 0 和 1 组成的二进制数组，它的核心作用是：快速标记"哪些优先级队列里还有待运行的进程"。
它是 prio_array_t 结构体里的 bitmap[5] 成员。
它的每一位（bit），都对应着 queue[140] 数组里的一个优先级队列。
2、位图和优先级队列的关系
- 对应关系：
位图的第 i 位 ↔ 优先级为 i 的队列 queue[i] 。
- 位图第 i 位为 1 → queue[i] 非空（有进程等待调度）。
位图第 i 位为 0 → queue[i] 为空（没有进程等待调度）。
- 结构关系：
你图中的 prio_array_t 结构体包含两个数组： array[0] （活跃进程）和 array[1] （过期进程）。
每个数组里都有自己独立的 bitmap[5] 和 queue[140] ，分别管理各自的进程队列状态。
3、如何判断一个队列是否为空？
判断一个队列是否为空，有两种方式：
- 直接检查队列：
去看 queue[i] 这个链表的头指针，如果它指向自己（即链表为空），则队列为空。
这种方法是 O(1)，但如果要找最高优先级，就需要遍历所有队列，变成 O(n)。
- 通过位图间接判断（O(1) 调度器的核心）：
当一个进程加入 queue[i] 时，内核会把位图的第 i 位 置为 1。 当 queue[i] 里最后一个进程被取走时，内核会把位图的第 i 位 清为 0。
所以，调度器在选择下一个进程时，不需要逐个检查队列，只需要扫描位图，找到第一个值为 1 的位，这个位的索引 i 就是当前最高优先级，对应的 queue[i] 就是非空的。
4、为什么要用位图？
速度快：把"遍历 140 个队列"的 O(n) 操作，变成了"扫描位图找第一个 1"的 O(1) 操作。
空间省：用 140 个比特（约 18 字节）就存下了所有队列的状态信息，非常紧凑。
设计巧：这正是 O(1) 调度器名字的由来，它能在常数时间内完成调度决策。
nr_active
记录总进程个数
进程调度规则
Linux O（1）调度算法
1、刚开始，所有进程都是在active里面的，expired是空的，调度器只从active里面选进程。
2、每个进程都会有时间片，时间一到，就把这个进程从active移到expired，重新给它分配时间片。
3、等到active里面一个进程都没有了，系统不复制，不搬运，只做一件事，把active和expired交换身份。此时就是原来的active变为新的expired，原来的expired变为active。（两个指针交换）
4、现在新的active里面全是重新充好时间片的进程，调度器又开始从这里面选择进程运行。
按照上面的规则一直循环往复