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程序是存储在磁盘中，而进程是处于执行期的程序（当然还有其他相关资源），从内核视角看又叫任务（task）。执行线程，简称线程（thread），是在进程中活动的对象，内核调度的对象是线程，而不是进程。Linux内核不区分线程和进程，线程是特殊的进程。
进程提供两种虚拟机制: 虚拟处理器和虚拟内存。
在调试加打印时，我们经常会使用到current->comm和current->pid来获取进程名和进程id，如if (!strcmp(current->comm, "cat")，其中的current宏定义在x86架构的实现如下:
// arch/x86/include/asm/current.h
#define current get_current()
static __always_inline struct task_struct *get_current(void)
{
return this_cpu_read_stable(pcpu_hot.current_task);
}
struct pcpu_hot {
union {
struct {
struct task_struct *current_task;
...
};
...
};
}; 用结构体struct task_struct来描述进程，这个结构体很大，请查看 src/task_struct.c 。
其中__state可以是以下值，通过set_current_state(state_value)来设置:
TASK_RUNNING: 进程可执行，要么正在执行，要么在等待队列中等待执行。TASK_INTERRUPTIBLE: 进程正在休眠，当某些条件满足时唤醒，接收到信号可被唤醒。TASK_UNINTERRUPTIBLE: 接收到信号不能唤醒，其他和TASK_INTERRUPTIBLE一样。__TASK_STOPPED: 进程停止执行，没有投入运行也不能投入运行，接收到SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN、SIGTTOU信号时进入这个状态，在调试期间接收到任何信号也进入这个状态。__TASK_TRACED: 被其他进程跟踪，如通过ptrace调试。exit_state退出状态可以是以下值:
EXIT_ZOMBIE: 进程已经终止，但其状态尚未被父进程读取，进程描述符仍然存在。EXIT_DEAD: 进程状态已经被父进程读取，系统正在进行最终清理，进程描述符尚未完全释放。EXIT_TRACE: 进程正在被跟踪（traced）。这通常发生在调试会话中，进程在执行过程中被调试器（如gdb）所跟踪。用set_current_state(state_value)设置进程状态。
在系统启动的最后阶段启动pid这1的init进程，其他进程都是这个进程的后代，通过current->parent获得当前进程的父进程，当前进程的子进程用如下代码遍历:
struct list_head *list;
struct task_struct *child;
list_for_each(list, ¤t->children) {
child = list_entry(list, struct task_struct, sibling);
printk(KERN_INFO "child pid: %d, comm: %s\n", child->pid, child->comm);
}遍历祖先，直到init进程:
struct task_struct *task;
for (task = current; task != &init_task; task = task->parent) {
printk(KERN_INFO "pid: %d, comm: %s\n", task->pid, task->comm);
}从tasks成员获取前一个和后一个进程:
list_entry(task->tasks.next, struct task_struct, tasks) // 后一个，next_task(p)宏定义
list_entry(task->tasks.prev, struct task_struct, tasks) // 前一个遍历所有进程用for_each_process(p)宏定义，但除非必要，我们不建议这样全部遍历。
进程的创建包含fork()（或vfork）和exec（execve()和execveat()）。
其中fork相关流程如下:
// fork()适合大多数创建子进程的场景，尤其是当子进程需要在执行exec()之前做更多操作时（如文件描述符重定向、环境变量设置等）
// 会为子进程分配一个新的地址空间，并将父进程的地址空间内容复制到子进程中
// 这个复制过程称为写时复制（Copy-On-Write, COW），即在父子进程之间共享相同的内存页，只有当父或子进程尝试修改某个页时，才会实际进行内存复制
fork
// vfork() 不会为子进程复制父进程的地址空间
// 效率高，适用于子进程立即调用exec()替换自身的场景（如执行一个新程序）
// 父进程会被挂起（即不能执行任何操作），直到调用 exec()，以防止父子进程之间发生竞争条件或冲突
vfork
clone3
clone
kernel_clone
copy_process
dup_task_struct进程终结时，调用exit()系统调用（在kernel/exit.c中）:
exit
do_exit
exit_notify
forget_original_parent
exit_ptrace
find_new_reaper
if (reaper == &init_task) // 进程所在的线程组内如果没有其他进程，则返回init进程进程退出执行后__state被设置为EXIT_ZOMBIE状态，直到父进程调用wait4()和waitpid()系统调用查询子进程是否终结（用户态程序调用wait()或pthread_join()），然后进程描述符被释放，release_task()被调用:
wait4
waitpid
kernel_wait4
do_wait
do_wait_thread
wait_consider_task
wait_task_zombie
if (state == EXIT_DEAD)
release_task内核打上 0001-debug-task_struct.patch 补丁，编译运行 fork.c :
mkfs.ext2 -F image
mount image /mnt
gcc -o fork fork.c
./fork
ps -e -o pid,ppid,cmd | grep fork一个多线程的程序，所有线程形成一个线程组，线程组中的第一个线程为线程组的pid， 这个第一个线程叫主线程，也就是调用pthread_create()的线程，struct task_struct中的tgid表示线程组中主线程的pid，getpid()系统调用获得的就是这个值。
线程是和其他进程共享某些资源（如地址空间等）的进程，创建线程:
// 共享: 地址空间、文件系统资源、文件描述符、信号处理程序
clone(CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND, 0)clone系统调用的参数clone_flags可以是如下值的组合:
/*
* cloning flags:
*/
#define CSIGNAL 0x000000ff /* 在退出时要发送的信号掩码 */
#define CLONE_VM 0x00000100 /* 设置此标志时，进程之间共享虚拟内存（VM） */
#define CLONE_FS 0x00000200 /* 设置此标志时，进程之间共享文件系统信息 */
#define CLONE_FILES 0x00000400 /* 设置此标志时，进程之间共享已打开的文件 */
#define CLONE_SIGHAND 0x00000800 /* 设置此标志时，进程之间共享信号处理程序和被阻塞的信号 */
#define CLONE_PIDFD 0x00001000 /* 设置此标志时，在父进程中创建一个 pidfd */
#define CLONE_PTRACE 0x00002000 /* 设置此标志时，允许对子进程的跟踪继续 */
#define CLONE_VFORK 0x00004000 /* 设置此标志时，子进程在释放内存管理器（mm_release）时唤醒父进程 */
#define CLONE_PARENT 0x00008000 /* 设置此标志时，子进程与克隆进程拥有相同的父进程 */
#define CLONE_THREAD 0x00010000 /* 同一线程组？ */
#define CLONE_NEWNS 0x00020000 /* 新的挂载命名空间组 */
#define CLONE_SYSVSEM 0x00040000 /* 共享 System V 的 SEM_UNDO 语义 */
#define CLONE_SETTLS 0x00080000 /* 为子进程创建新的 TLS */
#define CLONE_PARENT_SETTID 0x00100000 /* 在父进程中设置 TID */
#define CLONE_CHILD_CLEARTID 0x00200000 /* 在子进程中清除 TID */
#define CLONE_DETACHED 0x00400000 /* 未使用，忽略 */
#define CLONE_UNTRACED 0x00800000 /* 设置此标志时，跟踪进程不能强制对子进程使用 CLONE_PTRACE */
#define CLONE_CHILD_SETTID 0x01000000 /* 在子进程中设置 TID */
#define CLONE_NEWCGROUP 0x02000000 /* 新的 cgroup 命名空间 */
#define CLONE_NEWUTS 0x04000000 /* 新的 UTS 命名空间 */
#define CLONE_NEWIPC 0x08000000 /* 新的 IPC 命名空间 */
#define CLONE_NEWUSER 0x10000000 /* 新的用户命名空间 */
#define CLONE_NEWPID 0x20000000 /* 新的 PID 命名空间 */
#define CLONE_NEWNET 0x40000000 /* 新的网络命名空间 */
#define CLONE_IO 0x80000000 /* 克隆 IO 上下文 */
/* clone3() 系统调用的标志。 */
#define CLONE_CLEAR_SIGHAND 0x100000000ULL /* 清除任何信号处理程序并重置为 SIG_DFL。 */
#define CLONE_INTO_CGROUP 0x200000000ULL /* 在具有相应权限的情况下克隆到特定的 cgroup 中。 */
/*
* 克隆标志与 CSIGNAL 交叉，因此只能与 unshare 和 clone3 系统调用一起使用:
*/
#define CLONE_NEWTIME 0x00000080 /* 新的时间命名空间 */独立运行在内核空间的进程叫内核线程（kernel thread），和普通的用户进程的区别是没有独立的地址空间，也就是task_struct中的mm成员设置为NULL（可使用前一个用户空间进程的mm，用active_mm指向），所有内核线程都是kthreadd内核线程的后代。
创建新的内核线程:
/**
* kthread_create - 在当前节点上创建一个内核线程，处于不可运行状态，要通过wake_up_process()唤醒
* @threadfn: 要在线程中运行的函数
* @data: 传递给 @threadfn() 的数据指针
* @namefmt: 用于线程名称的 printf 风格格式字符串
* @arg: 用于 @namefmt 的参数
*
* 该宏将在当前节点上创建一个内核线程，并将其置于停止状态。
* 这只是 kthread_create_on_node() 的一个辅助函数；
* 详细信息请参见 kthread_create_on_node() 的文档。
*/
#define kthread_create(threadfn, data, namefmt, arg...) \
kthread_create_on_node(threadfn, data, NUMA_NO_NODE, namefmt, ##arg)
/**
* wake_up_process - 唤醒特定进程，唤醒kthread_create()创建的内核线程
* @p: 要唤醒的进程
*
* 尝试唤醒指定的进程，并将其移到可运行进程集合中。
*
* 返回值: 如果进程被唤醒则返回 1，如果进程已经在运行则返回 0。
*
* 该函数在访问任务状态之前执行一个完整的内存屏障。
*/
int wake_up_process(struct task_struct *p)也可以调用以下函数创建内核线程并立刻运行:
/**
* kthread_run - 创建并唤醒一个线程。简单的调用了kthread_create()和wake_up_process()
* @threadfn: 要运行的函数，直到 signal_pending(current) 为止。
* @data: 传递给 @threadfn 的数据指针。
* @namefmt: 线程名称的 printf 风格格式。
*
* 描述: 这是 kthread_create() 后紧跟 wake_up_process() 的便捷包装。
* 返回值: 返回创建的内核线程指针或 ERR_PTR(-ENOMEM)。
*/
#define kthread_run(threadfn, data, namefmt, ...)threadfn()一直运行直到调用do_exit()退出，或内核其他部分调用以下函数退出:
/**
* kthread_stop - 停止由 kthread_create() 创建的线程。
* @k: 由 kthread_create() 创建的线程。
*
* 设置 @k 线程的 kthread_should_stop() 返回 true，唤醒它，并等待其退出。
* 这也可以在 kthread_create() 之后调用，而不是调用 wake_up_process():
* 线程将会退出而不调用 threadfn()。
*
* 如果 threadfn() 可能会自己调用 kthread_exit()，则调用者必须确保
* task_struct 不会被释放。
*
* 返回值: 返回 threadfn() 的结果，如果从未调用过 wake_up_process()，
* 则返回 %-EINTR。
*/
int kthread_stop(struct task_struct *k)内核打上 0001-debug-task_struct.patch 补丁，编译运行 pthread.c :
mkfs.ext2 -F image
mount image /mnt
gcc -o pthread pthread.c -lpthread
./pthread
ps -L -e -o pid,ppid,lwp,cmd | grep pthread # -L 显示线程
ls /proc/<thread pid>/task/process scheduler，简称为scheduler，翻译为进程调度器，有些中文书籍也翻译为进程调度程序，简称调度程序，注意这里的“程序”不是前面我们讲的能用ps命令查看的“进程”（所以“进程调度程序”这个翻译不好），而是内核的一个核心功能，直接集成在内核代码中。
抢占式多任务（preemptive multitasking）模式，是由调试器来决定什么时候挂起一个进程，以便其他进程能够有运行的机会，这个强制的挂起动作就叫“抢占”（preemption）。有些调度算法中，进程在被抢占之前能够运行的时间片（timeslice）是预先设置好的，但CFS调度算法没有采用时间片来达到公平调度。
非抢占式多任务（cooperative multitasking）模式，除非进程主动停止运行，否则会一直执行，进程主动挂起自己的操作叫yielding，翻译为让出（cpu）或让步，可能出现不让出cpu的进程，绝大部分操作系统都采用了抢占式多任务。
进程分为I/O消耗型和处理器消耗型。I/O消耗型进程大部分时间都在提交I/O请求或等待I/O请求（如键盘输入、网络I/O等），经常处于可运行状态，但运行时间很短。处理器消耗型进程刚好相反，大部分时间都在执行代码，没有被抢占就一直运行，不经常运行，但一旦运行时间比较长，如执行大量数学计算的程序。当然，也可能出现某个程序在不同时间段属于不同类型的情况。
Linux采用两种优先级范围:
ps -el输出的NI一列就是nice值。ps -eo state,uid,pid,ppid,rtprio,time,comm,nice输出的RTPRIO一列就是实时优先级，如果是-就代表不是实时进程。timeslice，翻译为“时间片”（在其他系统上又称为quantum或processor slice），是进程被抢占前能持续运行的时间。时间片的长短会影响系统性能，太长交互表现差，太短又会导致进程切换的开销大。后面要介绍Linux内核现在使用的CFS调度器没有直接给进程分配时间片，而是取决于进程消耗了多少处理器使用比。
nice值表示进程对其他进程的友好程度，nice值越高表示占用cpu越低。
nice值取值范围 0 ~ 39 （对应静态优先级）。
int nice(int incr)这个接口是直接调用nice系统调用:
SYSCALL_DEFINE1(nice, int, increment)示例文件 nice.c 。两个进程并行运行，各自增加自己的计数器。父进程使用默认nice值，子进程nice值可选。
gcc nice.c -o nice 编译文件。
./nice ，nice值相等，父子进程计数值几乎相等。./nice 20，子进程nice值高，子进程的计数值极小。./nice 20，子进程nice值高，但父子进程计数值几乎相等。因为父子进程不共享同一cpu，分别在不同cpu上同时运行。/usr/include/pthread.h或/usr/aarch64-linux-gnu/include/pthread.h头文件中POSIX线程调度相关的函数:
pthread_attr_setschedpolicy
pthread_attr_getschedpolicy
pthread_attr_getschedparam
pthread_attr_setschedparam
pthread_attr_getinheritsched
pthread_attr_setinheritsched再列出一些调度相关的库函数，也是直接调用同名的系统调用:
getpriority: 获取进程优先级setpriority: 设置进程优先级sched_getscheduler: 获取进程的调度策略sched_setscheduler: 设置进程的调度策略sched_getparam: 获取实时优先级sched_setparam: 设置实时优先级sched_get_priority_max: 获取实时优先级的最大值sched_get_priority_min: 获取实时优先级的最小值sched_rr_get_interval: 获取进程的时间片值sched_setaffinity: 设置处理器亲和力sched_getaffinity: 获取处理器亲和力sched_yield: 暂时让出处理器struct task_struct中的policy表示调度策略。
/*
* 调度策略
*/
#define SCHED_NORMAL 0 // 普通调度策略
#define SCHED_FIFO 1 // 先入先出调度策略，运行时间比较短的进程
#define SCHED_RR 2 // 轮转调度策略，运行时间比较长的进程
#define SCHED_BATCH 3 // 批处理调度策略，cpu消耗型进程
/* SCHED_ISO: 保留但尚未实现 */
#define SCHED_IDLE 5 // 空闲调度策略，极低优先级的后台进程
#define SCHED_DEADLINE 6 // 截止期限调度策略某个进程的调度策略可以用cat /proc/<pid>/sched | grep policy查看。
调试策略的具体实现用struct sched_class表示，可以查看宏定义DEFINE_SCHED_CLASS的引用。
比较重要的数据结构还有struct rq（管理可运行状态进程，表示一个可运行队列，也就是就绪队列）和struct sched_entity（调度器中调度实体）。
CFS相关的函数流程如下:
schedule
__schedule
pick_next_task
__pick_next_task
__pick_next_task_fair // class->pick_next_task
context_switchset_tsk_need_resched()、clear_tsk_need_resched()、test_tsk_need_resched()分别用于设置、清除、检查是否需要重新执行一次调度。
内核即将返回用户空间时（从系统调用返回或中断处理程序返回）会发生用户抢占。Linux内核支持内核抢占，只要没有持有锁，内核就可以抢占，也就是调度器可以挂起一个内核线程。
Linux内核有两种实时调度策略: SCHED_FIFO和SCHED_RR，这两种调度策略的进程比SCHED_NORMAL的进程优先级更高。SCHED_RR是带有时间片的SCHED_FIFO。这两种实时调度器使用静态优先级，高优先级的实时进程总能抢占低优先级进程。Linux内核是软实时，内核调度进程，尽力使进程在限定时间到来前运行，但不保证总能满足这些进程的要求，对于实时任务的调度不做任何保证，但性能还是不错的。实时优先级范围是0 ~ MAX_RT_PRIO-1，而SCHED_NORMAL进程的范围是MAX_RT_PRIO ~ MAX_RT_PRIO+40（对应-20 ~ +19的nice值）。
内核2.4版本的简陋的O(n)调度算法,进程数量多时，调度效率非常低:
for (系统中的每个进程) {
重新计算时间片;
重新计算优先级;
}内核2.5版本引入的O(1)调度现在已经被CFS调度取代，但作为一个经典的调度算法，非常值得介绍，其他改进的调度算法都是基于O(1)调度算法。
struct {
struct prio_array 活跃进程集合，时间片未用完
struct prio_array 过期进程集合，已经用完时间片
} 可运行队列;
struct {
进程个数;
uint32_t 位图[5]; //160位，前140位有用，每一位代表对应的进程链表是否存在进程
进程链表[140]; //对应动态优先级0~139
} prio_array; // 优先级数组进程从活跃数组移动到过期数组前，已经重新计算好了时间片，本质就是采用分散计算时间片的方法。当活跃进程数组中没有进程时，只需要交换两个数组的指针，原来的过期数组变为活跃数组。因此只需要依次遍历位图的第一位，找到第一个置位，对应的进程链表上的所有进程都是优先级最高的，选取链表头的进程来执行即可。
Completely Fair Scheduler，翻译为“完全公平调度器”，缩写为CFS。参考了康恩·科里瓦斯所开发的楼梯调度算法（staircase scheduler）与RSDL（反转楼梯最后期限调度算法，The Rotating Staircase Deadline Schedule）的经验。
O(1)调度算法在进程数量不是很多在情况下（几十个）表现出近乎完美的性能。但程序数量更多时，或对响应时间敏感的程序（如需要用户交互的桌面应用），却有一些先天不足。在2.6.23版本中引入了CFS，取代了O(1)调试器。
CFS使用红黑树（Red-Black Tree）数据结构来管理就绪队列中的任务，算法复杂度是 O(log n)。
前面我们说过，CFS下进程是否投入运行取决于处理器时间使用比。我们看一个例子，在只有一个cpu的电脑上，系统运行了2个进程，一个是vim（I/O消耗型），一个是gcc（处理器消耗型），如果nice值相同，CFS承诺给这两个进程各50%的cpu使用比，但vim更多的时间在等待用户输入，所以vim肯定用不到50%的cpu使用比，而gcc肯定用到超过50%的cpu使用比。所以，当我们输入字符唤醒vim时，CFS发现vim的cpu使用更少，所以想兑现完全公平的承诺，立刻抢占gcc，让vim投入运行，我们输入完字符后，vim却还是不贪心只使用了一丢丢cpu就继续睡了。
进程所获得的处理器时间由这个进程和所有可运行进程nice值的相对差值决定的，nice值对应的是处理器使用比。
CFS实现了三种调度策略:
SCHED_NORMAL（传统上称为 SCHED_OTHER）: 用于常规任务的调度策略。SCHED_BATCH: 不会像常规任务那样频繁抢占，从而允许任务运行更长时间并更好地利用缓存，但代价是降低交互性。这非常适合批处理作业。SCHED_IDLE: 这比 nice 19 更弱，但它不是一个真正的空闲定时器调度器，以避免出现会导致机器死锁的优先级反转问题。因为v6.6已经合入了EEVDF调度器相关的补丁集，所以要看CFS的代码实现，要回退到稍早的版本git checkout v6.5。具体代码实现请查看DEFINE_SCHED_CLASS(fair)。
struct task_struct中有一个struct sched_entity类型的成员se。struct sched_entity的vruntime变量表示进程的虚拟运行时间（virtual runtime），这个值的计算是经过了所有可运行进程总数的标准化（被加权），可以帮助逼近CFS模型所追求的“理想多任务处理器”。
函数调用流程如下:
update_process_times
scheduler_tick
task_tick_fair
entity_tick
update_curr
curr->vruntime += calc_delta_fairCFS选择下一个运行进程时，会选择虚拟运行时间最小的进程。CFS使用红黑树来管理可运行进程队列，挑选下一个任务的流程如下:
schedule
__schedule
pick_next_task
__pick_next_task
__pick_next_task_fair
pick_next_task_fair
pick_next_entity向红黑树中加入进程发生在进程变为可运行状态（被唤醒）或创建进程时，流程如下:
activate_task
enqueue_task
enqueue_task_fair
enqueue_entity
__enqueue_entity
rb_add_augmented_cached
rb_insert_augmented_cached
// 维护一个缓存，存放最左叶子节点
root->rb_leftmost = node从红黑树中删除进程发生在进程变为不可进行或进程终结时，流程如下:
pick_next_task_fair
set_next_entity
__dequeue_entityCFS已经在v6.6被EEVDF (Earliest Eligible Virtual Deadline First，最早可用虚拟截止时间优先) 调度器取代，每个进程有一个虚拟截止时间，代表应该运行完成的时间，EEVDF调度器优先选择虚拟截止时间最早的进程运行，虚拟截止时间取决于进程优先级和已经获得的cpu时间，可以保证延迟敏感的进程及时得到cpu时间。和CFS一样，时间片根据进程的优先级和已使用的 CPU 时间进行综合动态调整。
挑选下一个任务的流程如下:
schedule
__schedule
pick_next_task
__pick_next_task
__pick_next_task_fair
pick_next_task_fair
pick_next_entity
pick_eevdf
__pick_eevdf内核用wait_queue_entry表示等待队列，静态创建可以用DECLARE_WAITQUEUE()，动态创建可以用init_waitqueue_head()。
休眠操作如下:
// wq 是等待队列
DEFINE_WAIT(wait); // 或者用 init_wait()
add_wait_queue(&wq, &wait); // 在其他地方用 wake_up()唤醒
while (!condition) // condition是等待的事件
prepare_to_wait(&wq, &wait, TASK_INTERRUPTIBLE);
if (signal_pending(current)) {
// 处理信号
}
schedule();
}
finish_wait(&wq, &wait);inotify_read()函数中相关代码:
DEFINE_WAIT_FUNC(wait, woken_wake_function);
add_wait_queue(&group->notification_waitq, &wait);
while (1) {
if (condition)
break; // condition是等待的事件
if (signal_pending(current))
break;
wait_woken(&wait, TASK_INTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);
}
remove_wait_queue(&group->notification_waitq, &wait);用wake_up(struct wait_queue_head *wq_head)唤醒。
多处理器机器有以下几种类型:
可以使用lscpu命令查看，Thread(s) per core代表每个核心的线程数，如果大于1，说明启用了超线程；NUMA node(s)表示NUMA节点的数量，如果只有一个节点，则表明不是NUMA架构，内存是所有CPU共享的。
schedule()函数从本地cpu运行队列中挑选进程运行，每个cpu有自己的运行队列，一个可运行进程只在一个队列中。
“调度域”（scheduling domain），是一个cpu集合，采取分层组织形式，最上层调度域（所有cpu）包括多个子调度域，子调度域包括一个cpu子集。底层某个调度域（基本调度域）的某个组的总工作量远远低于同一个调度域的另一个组时，开始迁移进程。调度域用struct sched_domain表示，调度域中的组用struct sched_group表示。struct sched_group中的cpumask数组表示这个组的cpu，再使用cpu_rq()获取运行队列。
相关函数请查看v6.6的run_rebalance_domains()（在v6.10-rc1已重命名成sched_balance_softirq()）。
Brain Fuck Scheduler, 脑残调度器，由澳洲麻醉师康恩·科里瓦斯所撰写，是O(n)调度器，但在桌面交互式应用场景性能很好。科里瓦斯并没有打算将BFS应用在 mainline Linux，而是以补丁来维护这套源代码。
直接附上维斯百科对他的介绍吧:
康恩·科里瓦斯（英语: Con Kolivas）是一名澳洲麻醉师。闲暇时，他曾是Linux内核的开发者之一，在排程器上贡献许多程式码。
科里瓦斯是一位职业麻醉师, 同时也是Linux爱好者，据其本人表示，他刚接触Linux内核时甚至没有学习过C语言。他曾开发Linux内核所使用的楼梯调度算法（Staircase Deadline Scheduler）与RSDL（The Rotating Staircase Deadline Schedule）。早期他为Linux kernel编写的补丁都标记为xxx-ck，并由匈牙利程式员英格·蒙内负责审阅。由于林纳斯·托瓦兹改采蒙内撰写的完全公平排程器（CFS）取代Con Kolivas的调度器，并于2.6.23内核采用，出现很大争论。为此科里瓦斯曾一度退出Linux kernel团队。2007年, 科里瓦斯在《澳大利亚个人电脑》杂志上发表了一篇文章，说明自己为什么退出Linux开发。
2009年8月31日, 科里瓦斯卷土重来，打造了全新的排程器，并命名为脑残排程器（BFS）BFS调度器的原理十分简单，是为桌面交互式应用量身打造，使得用户的桌面环境更为流畅，过去使用CFS编译内核时，音频视频同时出现会出现严重的停顿，而使用BFS则没有这些问题。Android曾经在试验性的分支，使用BFS作为其操作系统排程器。但是经过测试发现对使用者并没有明显的改进，因此并未合入之后发表的正式版本。
2011年7月13日，科里瓦斯又推出一全新软件，名之为cgminer，用于探勘比特币和莱特币等加密电子货币。
代码位于内核仓库的tools/sched_ext/目录下。
维基百科上对实时操作系统的一些描述:
实时操作系统（Real-time operating system, RTOS），又称即时操作系统，它会按照排序执行、管理系统资源，并为开发应用程序提供一致的基础。
实时操作系统与一般的操作系统相比，最大的特色就是“实时性”，如果有一个任务需要执行，实时操作系统会马上（在较短时间内）执行该任务，不会有较长的延时。这种特性保证了各个任务的及时执行。
设计实时操作系统的首要目标不是高的吞吐量，而是保证任务在特定时间内完成，因此衡量一个实时操作系统坚固性的重要指标，是系统从接收一个任务，到完成该任务所需的时间，其时间的变化称为抖动。可以依抖动将实时操作系统分为两种：硬实时操作系统及软实时操作系统，硬实时操作系统比软实时操作系统有更少的抖动：
- 硬实时操作系统必须使任务在确定的时间内完成。
- 软实时操作系统能让绝大多数任务在确定时间内完成。
实时操作系统与一般的操作系统有着不同的调度算法。普通的操作系统的调度器对于线程优先级等方面的处理更加灵活；而实时操作系统追求最小的中断延时和线程切换延时。
PREEMPT_RT 是一组针对 Linux 内核的补丁，旨在实现硬实时和软实时计算功能，而微软 Windows 仍然是软实时内核。2024 年 9 月 20 日，PREEMPT_RT 在支持的架构 x86、x86_64、RISC-V 和 ARM64 上被完全合并并在主线 Linux 中启用。
PREEMPT_RT 补丁集自 2005 年起开始开发。在 2021 年，抢占核心的锁定代码已被合并。
自 2023 年 2 月起，Canonical 已经开始发布实时版本的 Ubuntu Pro，个人和小规模商业使用可以免费在最多 5 台机器上运行。实时内核可以通过启用过程添加到各种现有的 Ubuntu 版本中。这些内核包含了 PREEMPT_RT 补丁集并提供长期支持。
MontaVista Software 自 2000 年初以来一直发布包含 PREEMPT_RT 补丁集的实时 Linux 发行版。MontaVista 目前的主要嵌入式 Linux 产品 CGX 将实时抢占作为标准功能。
在 2024 年 9 月的欧洲开源峰会上，Linus Torvalds 宣布 PREEMPT_RT 已被接受到主线 Linux 内核中，此前经过了与 printk 内核日志功能相关的长期开发难题。
commit baeb9a7d8b60b021d907127509c44507539c15e5
Merge: 2004cef11ea07 2638e4e6b1823
Author: Linus Torvalds <torvalds@linux-foundation.org>
Date: Fri Sep 20 06:04:27 2024 +0200
Merge tag 'sched-rt-2024-09-17' of git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/tip/tip
Pull RT enablement from Thomas Gleixner:
"在支持的架构上启用PREEMPT_RT：
经过二十年的开发，我们终于达到了在主线内核中启用PREEMPT_RT支持的阶段。
所有先决条件已经合并，因此在支持的架构ARM64、RISCV和X86（32/64位）上启用它。"
* tag 'sched-rt-2024-09-17' of git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/tip/tip:
riscv: Allow to enable PREEMPT_RT.
arm64: Allow to enable PREEMPT_RT.
x86: Allow to enable PREEMPT_RT.[PATCH 0/3] Allow to enable PREEMPT_RT.:
printk 相关的补丁已经合并到 linux-next，这是 PREEMPT_RT 的最后一个已知障碍。RT 队列中还有针对 8250 UART 的“原子控制台”功能，但这还没有进入 linux-next。这意味着“传统控制台”行为，即在紧急情况下无法从原子上下文中打印。目前，8250 UART 驱动程序是唯一提供“原子控制台”支持的驱动程序。
随着 printk 相关补丁的合并，PREEMPT_RT 可以在 X86、ARM64 和 Risc-V 上启用。这三个架构多年来都合并了所需的变更，目前我手头上没有影响这些架构的关键更改。
ARM 和 POWERPC 还有一些关键补丁需要完成，我已经不太清楚 MIPS 的进展了。[PATCH printk v6 00/17] add threaded printing + the rest:
你好，
这是实现线程化控制台打印和一些其他小功能（例如 nbcon 控制台的 proc 和 sysfs 识别）的第六版系列补丁。第五版可在[0]处找到。
关于 nbcon 控制台的动机，请参考最初第一版的封面信[1]。
该系列补丁提供了 printk 重构的剩余部分。其他组件要么已经合并到主线，要么目前在 linux-next 中。特别是这个系列实现了以下功能：
- 为每个 nbcon 控制台实现专用打印线程。
- 为 PREEMPT_RT 强制线程化传统控制台。
- 为与控制台相关的 proc 和 sysfs 文件实现 nbcon 支持。
- 提供了一个新帮助函数 `nbcon_reacquire_nobuf()`，允许 nbcon 控制台驱动重新获取所有权。
请注意，这个系列**不**提供 nbcon 控制台驱动程序。这将在后续系列中提供。
以下是自第五版以来的更改：
- 在 `nbcon_kthreads_wake()` 中，跳过 `!CON_NBCON` 控制台。
- 在 `console_flush_all()` 中，如果 `ft.nbcon_atomic == true`，同样跳过 nbcon 控制台，并改进了注释解释原因。
- 在 `legacy_kthread_should_wakeup()` 中，如果 `ft.nbcon_atomic == true`，同样跳过 nbcon 控制台，并改进了注释解释原因。
John Ogness
[0] https://lore.kernel.org/lkml/20240830152916.10136-1-john.ogness@linutronix.de
[1] https://lore.kernel.org/lkml/20230302195618.156940-1-john.ogness@linutronix.de