操作系统的那棵“树”---06
- 操作系统的那棵“树”
- 运转CPU
- CPU没有好好运转
- 得让CPU好好运转
- 从A跳到B我们并不陌生
- 一个栈 Yield造成的混乱
- 两个栈 两个用户TCB
- 一直在用户态那怎么行?
- 引入内核栈的切换
- 到实现idea的时候了
- 从用户代码开始
- 程序是什么?就是人的思维的C表达
- INT进入内核
- 开始sys_fork
- 开始copy_process
- 开始返回…
- main继续执行，现在我们有了什么?
- main继续，到了哪里?
- schedule
- switch_to切换
- 接下来会怎么样?
- 我们的目标是什么?
- 时钟中断
- 有那么一次时钟中断
- schedule switch_to
- 接下来会怎么样?
- 我们的目标达到了吗?
- 又有那么一次时钟中断, 再一次schedule switch_to
- 接下来会怎么样?
操作系统的那棵“树”
今天从一颗
开始，我们看看如何从小树苗长成一颗苍天大树。
运转CPU
CPU运转起来很简单，就是不断的从内存取值执行。
CPU没有好好运转
IO是个耗费时间的活，如果CPU在取值执行过程中，遇到了IO指令，那么必须等当前IO执行完毕后，才能继续取出下一条指令去执行，显然这种同步等待机制，并没有充分利用CPU的性能。
得让CPU好好运转
如何解决上面同步等待的问题呢？
- 程序间交替切换执行,程序1执行到IO指令阻塞时，切换到程序2执行
从A跳到B我们并不陌生
程序间交替执行，意味着程序间需要来回跳转执行，既然需要跳转，就需要保护现场和恢复现场，那么对应的就需要用栈来完成这两个任务。
一个栈 Yield造成的混乱
既然需要用栈来保存现场和恢复现场，那么处于节约内存考虑，一个栈够吗？
显然不行，大家自己推一遍过程就知道了，那既然不行，该怎么办呢？
两个栈 两个用户TCB
既然一个栈，那就两个栈，既然有了两个栈，随之就引出了一个问题，在两个栈切换时，如何知道当前栈的栈顶位置呢？
例如: esp栈顶指针寄存器一开始指向线程1的栈顶，但是此时要切换到线程2，那么就需要把esp指针移动到线程2的栈顶位置，那么线程2的栈顶位置搁哪保存呢？
为了方便切换时，找到对应线程的栈顶位置，因此由了TCB的诞生，TCB中保存当前线程栈顶位置和其他一些信息，因此如果要进行线程切换，首先需要通过下一个TCB，再通过TCB找到新的栈顶位置，然后将esp指针指向新栈顶位置。
一直在用户态那怎么行?
因为用户级线程的切换都是在用户态完成的，内核态是不知道当前进程中有多少个用户级线程的，那么一但进程1中某个用户级线程进入内核态后，产生了阻塞，那么此时是无法切换到进程1中其他用户级线程继续执行的，而是会直接切换到进程2继续执行。
引入内核栈的切换
既然用户级线程在用户态完成的线程切换，内核态看不见，不知道。
那么对应就有了在内核态完成切换的线程，即内核级线程。
因为通过中断进入内核态，再通过中断返回时，也是需要回到进入中断前用户态的状态的，那么就需要在内核态中设置一个栈，来保存中断进入时，用户态的状态，该栈就被叫做内核栈。
当然，因为内核态中会去进行系统调用，也需要调用函数，那么也会有保护现场和恢复现场的需要，因此肯定也是需要一个栈的。
有人问，为什么不直接使用用户栈来保存相关记录呢？ 而非要在内核态再创建一个内核栈，不是浪费内存吗？
- 因为用户态和内核态本来就是两个独立的区域，并且用户态是无法直接访问内核态的，现在将内核态的相关记录放在用户态中保存，这合适吗？
随之就引入了内核栈，每个内核级线程对应一个用户栈，一个内核栈，并且因为切换是通过内核栈完成的，因此TCB中保存的是内核栈的栈顶位置。
- 线程1通过中断进入内核态，中断过程中会将用户态的相关状态压入内核栈，然后因为IO陷入阻塞状态，此时引起了线程切换
- 因为ESP此时指向线程1的栈顶位置，因此首先将ESP指向的内核栈顶位置放入线程1关联的TCB1中保存。
- 通过调度算法，找到下一个切换的线程2，然后首先得到该线程关联的TCB2
- 从TCB2中取出线程2内核栈栈顶位置，然后放入ESP中，此时ESP切换了指向，指向了线程2栈顶位置
- 线程2开始执行，然后最终会执行一条iret指令，弹出先前保存在内核栈中的用户态状态，线程2返回到了用户态继续执行
到实现idea的时候了
如果在屏幕上交替打印出A和B呢？
从用户代码开始
如果要写出交替打印A和B的程序，不就是创建两个进程，一个不断打印A，另一个不断打印B吗？
程序是什么?就是人的思维的C表达
如果把上面c语言，翻译成汇编形式，就是下面这样:
首先一上来先通过fork来创建一个进程，fork函数通过int 0x80号中断进入内核，下面看看他干了啥?
INT进入内核
int 0x80要进入内核态，中断过程中会将用户栈状态和当前标志寄存器，EIP,CS等都压入内核栈保存。
int 0x80会去进行系统调用，首先通过中断类型号0x80加上系统调用号，最终定位到sys_fork函数。
开始sys_fork
sys_fork最终会跳转到copy_process处执行。
开始copy_process
copy_process主要做的工作就是初始化PCB和当前进程对应的TSS，而新创建进程的用户态状态基本都copy父进程
包括一会该子进程开始执行的时候，也是直接从父进程进入中断时，压入栈中的EIP处开始执行，并且将eax设置为了0，这样就可以确保子进程去执行自己的代码，而不会与父进程执行相同的指令序列。
开始返回…
父进程执行完sys_fork后返回，返回后需要判断是否进入阻塞，时间片是否到期，然后这里假设这里父进程不满足切换条件，然后返回到用户态，继续去创建进程B。
main继续执行，现在我们有了什么?
进程B的创建和进程A一样，只不过此时进程A和进程B形成了一个进程就绪队列
main继续，到了哪里?
父进程创建完进程A和进程B后，进入等待状态。
wait函数，也会进行系统调用，底层会将自己的状态设置为阻塞态，然后进行进程调度。
schedule
假设此时调度算法，默认选中就绪队列中第一个元素，即切换到进程A执行。
switch_to切换
switch_to简而言之就是先将当前CPU状态拍到父进程的TSS中，然后再将进程A中的TSS状态信息拍到CPU上。
接下来会怎么样?
因为进程A的TSS中设置的初始EIP=100，并且eax等于0，因此当开始执行进程A时，首先判断eax是否为0，如果为0，则满足条件，跳转到208处执行，即不断打印A。
我们的目标是什么?
上面，我们完成了进程A的执行，进程A会不断在屏幕上打印A，那么我们的期望是A和B不断交替打印，那就需要让B进程也执行起来，然后A进程和B进程交替执行
时钟中断
加入时钟中断，每产生一次时钟中断，就把当前进程的counter–,当某次时钟中断发生时，当前进程–counter=0，说明当前进程的时间片用完了，需要进行切换。
有那么一次时钟中断
当进程A的时间片用完后，需要切换到进程B继续执行。
schedule switch_to
通过switch_to将当前CPU状态扣到进程A的TSS上面，然后将进程B的TSS拍到CPU上面，就完成了进程的切换。
接下来会怎么样?
接下来，进程B开始执行，然后不断去打印B
我们的目标达到了吗?
交替的打出A和B…
已经打出了B，完事了吗? 何为交替? 接下来会发生什么?把自己变成计算机想一想…
中断,仍然是中断…什么中断?
又有那么一次时钟中断, 再一次schedule switch_to
然后，当进程B打印了一会B后，有因为进程B的时间片到期，切换到进程A继续执行。
接下来会怎么样?
而接下来，就会重复因为时间片到期，进程间不断切换，从而完成A和B交替打印的结果
