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只有支持了进程才可以管理CPU

图：五段论 整个过程：从用户栈->内核栈->TCB->TCB完成切换(TCB用switch_to完成TCB的切换完成内核栈的切换)->内核栈切换->再通过iret实现用户栈的切换 从用户角度看，就是为了完成从线程1到线程2的切换，内核对于他是隐藏的

用户进入内核靠的是中断，靠的是系统调用

某个中断指的是：fork

fork()创建进程的系统调用，会引起切换，进入内核

进程：资源+执行序列（创建线程）：利用fork() 资源+执行序列，都要创建

mov %eax,_NR_fork 系统调用号置给了eax

INT 0x80 调用0x80

执行过程：

A会开始执行B函数

一旦执行INT指令，CPU找到当前内核栈，在内核栈压入当前的SS和SP INT执行的时候没有进入内核，执行完了才进入内核 执行的时候指向的是用户态栈，并且压入当前的CS和IP

下一步干什么？

执行INT Ox80，即中断

_ststem_call干什么？ 压栈 记录用户态的样子东西在内核栈保存下来 切换5段论 1.中断入口即建立用户栈和内核栈的关联 2.进入内核，执行时发现进程可以不执行引发切换

执行sys_fork可能会引起切换（中间的三段论）

怎么切换的？

代码解释1-6行：

1.当前线程置给eax2.判断eax,这句话是汇编，其实是state+eax其实等于state+current,即判断current中的statecurrent实际上是PCB，接下来看PCB中的state是否等于0，非0表示阻塞3.如果非0，表示阻塞，则进行内核级线程的中间三段的切换，切换完成后-》第5段中断出口4.current的counter（时间片）是否等于0，5.如果时间片也用光了（0），则也会调度6.从中断返回，从内核栈到用户栈的切换

代码解释1-2行：

放进来$ret_from_sys_call调用schedule

过程 INT自动有，然后push一大堆，要记住push哪些，然后中间调了一些东西，仿照套路做， 调完后再调用schedule，schedule返回时一定要让schedule返回执行ret_from_sys_call(5段论的最后一段：里面是一堆pop，与push相对应，然后再iread)

1.调度：找下一个进程，next=i;即调度(以后讲)

2.切换：next(下一个进程的PCB)，接下来switch_to() TSS：任务结构段Task status segment 基于TSS的变换->kernelstack的切换 TSS代码简单，但是效率低，所以改成kernelstack TSS长跳转（段与段之间的跳转）指令 段segment都要有段描述符（指向段的指针），有描述符就有选择子TR，TR找到描述符，根据描述符找到TSS段 _TSS（n）是指向新的TSS段，即把选择符置给TR,TR发生变化后，找到新的段（即段内容变化），任务的内容发生变化：EAX，esp…，载入寄存器

长跳转指令：把当前CPU的所有寄存器放在当前TR的段中（原来当前TR是空白的）相当于拍了照片存入在当前TR段中

TSS(n)置给dx,dx置给1%(tmp.b的那一行) 要跳转的时候把选择符置给TR，找到新段，扣给寄存器 当前CPU的样子拍下来，然后用下一个想要执行的任务的线程扣在CPU里面，那么现在CPU执行的时候就是用新的东西了 核心三步： INT switch中的ljmp iret(interrupt return)中断返回， 参数自动取于栈中 栈顶的取出放在参数的最后面，再往下取 栈是先进后出 代码解释： 此时不能使用malloc因为它是用户态的代码，此时内核态的要使用get_free_page():获取一页内存， 1.memmap把内存打成4KB即一页，memmap=0的哪一页，把地址返回给P，并使用了强制转换，此时PCB有了 2345设置tss 2 esp0内核栈，地址偏移是4KB+P即指针指向了开头 下面是PCB上面是内核栈 esp是用户栈 P是这一页的初试地址 10是内核数据段 ss和esp从哪里来？用的父进程传递下来的东西，父进程正坐在执行INT 0x80那时用到的用户栈，用了父进程一样的栈 核心三句 创建核心级线程工作： 1.创建PCB用户栈内核栈， 2.关联栈和TCB 3.初始化两个栈（用户+内核）

TCB用switch_to完成TCB的切换完成内核栈的切换再用iret完成用户栈的切换

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