1. 调研进程的调度算法.
（1）先来先服务
在所有调度算法中，最简单的是非抢占式的FCFS算法。
算法原理：进程按照它们请求CPU的顺序使用CPU.就像你买东西去排队，谁第一个排，谁就先被执行，在它执行的过程中，不会中断它。当其他人也想进入内存被执行，就要排队等着，如果在执行过程中出现一些事，他现在不想排队了，下一个排队的就补上。此时如果他又想排队了，只能站到队尾去。
算法优点：易于理解且实现简单，只需要一个队列(FIFO)，且相当公平
算法缺点：比较有利于长进程，而不利于短进程，有利于CPU 繁忙的进程，而不利于I/O 繁忙的进程
（2）最短作业优先
短作业优先（SJF, Shortest Job First）又称为“短进程优先”SPN(Shortest Process Next)；这是对FCFS算法的改进，其目标是减少平均周转时间。
算法原理：对预计执行时间短的进程优先分派处理机。通常后来的短进程不抢先正在执行的进程。
算法优点：相比FCFS 算法，该算法可改善平均周转时间和平均带权周转时间，缩短进程的等待时间，提高系统的吞吐量。
算法缺点：对长进程非常不利，可能长时间得不到执行，且未能依据进程的紧迫程度来划分执行的优先级，以及难以准确估计进程的执行时间，从而影响调度性能。
（2）最高响应比优先法
最高响应比优先法(HRRN，Highest Response Ratio Next)是对FCFS方式和SJF方式的一种综合平衡。FCFS方式只考虑每个作业的等待时间而未考虑执行时间的长短，而SJF方式只考虑执行时间而未考虑等待时间的长短。因此，这两种调度算法在某些极端情况下会带来某些不便。HRN调度策略同时考虑每个作业的等待时间长短和估计需要的执行时间长短，从中选出响应比最高的作业投入执行。这样，即使是长作业，随着它等待时间的增加，W / T也就随着增加，也就有机会获得调度执行。这种算法是介于FCFS和SJF之间的一种折中算法。
算法原理：响应比R定义如下： R =(W+T)/T = 1+W/T
其中T为该作业估计需要的执行时间，W为作业在后备状态队列中的等待时间。每当要进行作业调度时，系统计算每个作业的响应比，选择其中R最大者投入执行。
算法优点：由于长作业也有机会投入运行，在同一时间内处理的作业数显然要少于SJF法，从而采用HRRN方式时其吞吐量将小于采用SJF 法时的吞吐量。
算法缺点：由于每次调度前要计算响应比，系统开销也要相应增加。
（4）时间片轮转算法
该算法采用剥夺策略。时间片轮转调度是一种最古老，最简单，最公平且使用最广的算法，又称RR调度。每个进程被分配一个时间段，称作它的时间片，即该进程允许运行的时间。
算法原理：让就绪进程以FCFS 的方式按时间片轮流使用CPU 的调度方式，即将系统中所有的就绪进程按照FCFS 原则，排成一个队列，每次调度时将CPU 分派给队首进程，让其执行一个时间片，时间片的长度从几个ms 到几百ms。在一个时间片结束时，发生时钟中断，调度程序据此暂停当前进程的执行，将其送到就绪队列的末尾，并通过上下文切换执行当前的队首进程，进程可以未使用完一个时间片，就出让CPU（如阻塞）。
算法优点：时间片轮转调度算法的特点是简单易行、平均响应时间短。
算法缺点：不利于处理紧急作业。在时间片轮转算法中，时间片的大小对系统性能的影响很大，因此时间片的大小应选择恰当
怎样确定时间片的大小：
时间片大小的确定
1.系统对响应时间的要求
2.就绪队列中进程的数目
3.系统的处理能力
（3）多级队列反馈算法
多级反馈队列调度算法是一种CPU处理机调度算法，UNIX操作系统采取的便是这种调度算法。
多级反馈队列调度算法描述：
1.进程在进入待调度的队列等待时，首先进入优先级最高的Q1等待。
2、首先调度优先级高的队列中的进程。若高优先级中队列中已没有调度的进程，则调度次优先级队列中的进程。例如：Q1,Q2,Q3三个队列，只有在Q1中没有进程等待时才去调度Q2，同理，只有Q1,Q2都为空时才会去调度Q3。
3、对于同一个队列中的各个进程，按照时间片轮转法调度。比如Q1队列的时间片为N，那么Q1中的作业在经历了N个时间片后若还没有完成，则进入Q2队列等待，若Q2的时间片用完后作业还不能完成，一直进入下一级队列，直至完成。
4、在低优先级的队列中的进程在运行时，又有新到达的作业，那么在运行完这个时间片后，CPU马上分配给新到达的作业（抢占式）。
在多级反馈队列调度算法中，如果规定第一个队列的时间片略大于多数人机交互所需之处理时间时，便能够较好的满足各种类型用户的需要。
2. 调研task_struct结构体, 理解结构体中的各个字段的含义.
Linux内核通过一个被称为进程描述符的task_struct结构体来管理进程，这个结构体包含了一个进程所需的所有信息。 它定义在linux-2.6.38.8/include/linux/sched.h文件中
task_struct都可能包含哪些成员信息？
1.进程状态，记录进程在等待，运行，或死锁
2.调度信息，由哪个调度函数调度，怎样调度等
3.进程的通讯状态
4.因为要插入进程树，必须有联系父子兄弟的指针，当然是tast_struct型
5.时间信息，比如计算好执行的时间 以便cpu分配
6.标号，决定进程归属
7.可以读写打开的一些文件信息
8.进程上下文和内核上下文
9.处理器上下文
10.内存信息
因为每一个PCB都是这样的，只有这些结构，才能满足一个进程的所有要求，它定义在linux2.6.38.8/include/linux/sched.h文件中。
#define TASK_RUNNING 0
#define TASK_INTERRUPTIBLE 1
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2
#define __TASK_STOPPED 4
#define __TASK_TRACED 8 /* in tsk->exit_state */
#define EXIT_ZOMBIE 16 #define EXIT_DEAD 32 /* in tsk->state again */
#define TASK_DEAD 64
#define TASK_WAKEKILL 128
#define TASK_WAKING 256
系统中的每个进程都必然处于以上所列进程状态中的一种。 对上述信息进行简要描述： TASK_RUNNING表示进程要么正在执行，要么正要准备执行。
TASK_INTERRUPTIBLE表示进程被阻塞（睡眠），直到某个条件变为真。条件一旦达成，进程的状态就被设置为TASK_RUNNING。
TASK_UNINTERRUPTIBLE的意义与TASK_INTERRUPTIBLE类似，除了不能通过接受一个信号来唤醒以外。
3.使用代码模拟实现僵尸进程, 孤儿进程的场景.
-- p=wait代表在等待子进程结束（右图1），然后子进程结束，变为了僵尸进程，wait回收掉僵尸，然后继续执行父进程，并且返回子进程的pid,(如果失败了，返回-1）；
-- 若又出现了孙子进程（右图2），则儿子进程返回后，变为僵尸进程被回收，孙子进程结束后则变成了孤儿进程，被系统1进程回收收养，所以也可以顺利执行。
4. 练习使用setenv, export等环境变量相关的函数和命令.
（1）
[root@localhost day03]# aaa="how are you" //只能在本进程使用
[root@localhost day03]# echo $aaa // 子进程看不到
how are you
[root@localhost day03]# bash
（结果为空）
[root@localhost day03]# echo $aaa
[root@localhost day03]# export aaa //定义为环境变量，本进程与子进程都可以使用
[root@localhost day03]# echo $aaa
（2）
[root@localhost day03]# export aaa="nihao"
[root@localhost day03]# echo $aaa
nihao
[root@localhost day03]# exit
Exit //子进程定义的环境变量父进程无法使用
[root@localhost day03]# echo $aaa how are you ////所以aaa为上边所定义的，已经退出了子进程
12.
[root@localhost day03]# pstree | grep bash
Putenv:通过系统调用环境变量
int main()
{
putenv("hnn=go");//调用环境变量，可以被子进程继承
pid_t pid;
pid=fork(); //进入子进程
if(pid==0)
{
printf("child: %s \n",getenv("hnn"));
}
else if(pid>0)
{
printf("parent: %s \n",getenv("hnn"));
}
}
结果如下：
[root@localhost day03]# ./a.out
parent: go
[root@localhost day03]# child: go （说明子进程继承了环境变量）
export和 getenv ,putenv 都可以设环境变量