1、第一个问题：判断时间片耗尽的方法
在Linux内核中，调度器通过时钟中断（通常每隔一段时间触发，如1毫秒）来更新每个进程的vruntime值。
这个vruntime（虚拟运行时间）是CFS（完全公平调度器）用来评估进程调度公平性的关键指标。
当触发时钟中断时，调度器会计算当前运行进程的vruntime增量。
每个进程的vruntime增长速度取决于其权重（权重越大，增长越慢）和时间片长度。
vruntime模拟了每个进程在公平共享CPU时间时的预期路径。
在时钟中断中，调度器还会检查当前进程的时间片（timeslice）是否已用完。
如果时间片耗尽，意味着该进程已使用了足够的CPU时间，调度器将在红黑树（rb_tree，用于组织可运行进程的平衡二叉树）中寻找最左侧的下一个进程来运行。
这种查找最左节点的方法可以迅速找到虚拟时间最小的进程，即最“欠公平”的进程。
因此，timeslice的耗尽与时钟中断密切相关：调度器通过定期的时钟中断逐步更新进程的运行状态并判断时间片是否耗尽。
当时间片耗尽时，调度器会进行上下文切换，从红黑树中选择一个新的可运行进程。
2、第二个问题：唤醒可中断睡眠进程
首先要理解睡眠类型和信号机制的运作方式。
在Linux中，进程的睡眠状态主要分为可中断睡眠（TASK_INTERRUPTIBLE）和不可中断睡眠（TASK_UNINTERRUPTIBLE）。
在可中断睡眠状态下，进程可以被外部事件（如信号）唤醒；而在不可中断睡眠中，除非事件完成，否则不能被信号中断。
当进程处于TASK_INTERRUPTIBLE状态时，它不会占用CPU资源。
睡眠状态的进程被挂起在一个等待队列上，调度器不会安排它运行。
但是，当有信号发送到该进程（如SIGINT），或某个条件变为真时，会触发wake_up操作，将该进程从TASK_INTERRUPTIBLE状态变为TASK_RUNNING状态，意味着该进程现在可运行，并会重新被调度器考虑执行。
这里的关键在于，尽管进程已经睡眠，但内核中有相应的数据结构（如等待队列）来跟踪这些睡眠的进程。
当信号到来时，不是进程“主动”发现信号，而是内核中的信号处理机制“通知”调度器这个进程需要被唤醒。
唤醒后的进程会重新进入调度器的红黑树等待被调度执行。
