内核级线程实现

进程=资源+执行序列。

执行序列=线程。

进程需要进入内核执行,所以进程里面的执行序列其实就是一个内核级线程。

而所谓对资源的管理,其实主要指的是对内存资源的管理。

因为要实现进程，首先需要实现一个内核级线程，然后再是对内存的管理。

核心级线程的两套栈，核心是内核栈…

先来回顾一下内核级线程切换的两套栈:

中断（磁盘读或者时钟中断）
调用schedule完成切换
调度算法获取下一个线程的TCB，然后调用switch_to进行切换
完成内核栈的切换，即tcb切换
第二级切换，通过iret指令，弹出用户态状态
如果线程S和线程T属于不同的进程，还需要进行映射表切换

整个故事要从进入内核开始——某个中断开始…

要进入内核,就需要经过中断,下面列举了一个最长使用的中断； fork()
fork()的作用是创建进程，而创建进程，就需要创建执行序列和资源；这里创建执行序列实际就是创建线程。

main函数执行,需要压栈,栈中保存当前函数执行结束后的返回地址,这里ret=exit ,表示main函数执行完毕后,程序就结束了。
执行A函数时，同样需要压栈，保存A函数执行结束后的返回地址，这里ret=B,表示A函数执行结束后，会去执行B函数
这里ret保存的实际上是cs和ip
A中调用fork函数，该函数首先将系统调用号保存到eax寄存器中,该中断号代表当前执行的是进程创建
eax, ebx, ecx, edx, esi, edi, ebp, esp等都是X86 汇编语言中CPU上的通用寄存器的名称，是32位的寄存器。如果用C语言来解释，可以把这些寄存器当作变量看待。
这里eax中保存的系统调用号，会在system_call_table中发挥索引具体内核函数地址的作用
然后调用INT 0X80中断
执行INT 0x80中断的时候，还没有进入内核，在执行时，会将当前用户栈的SS和SP保存到内核栈中，还有cs和ip，当然还有相关寄存器，下面会将
因为ip会自动加一，所以这里ret= mov res,%eax
EFLAGS保存的是标志寄存器

标志寄存器主要是记录当前的程序状态

INT 0X80实际上会去调用system_call ,因此还需要将system_call地址压入栈中，一会进入内核中后，首先弹出system_call地址，然后去执行

操作系统接口和调用–02

切换五段论中的中断入口和中断出口

首先，弹出栈顶元素，即system_call函数的地址，然后去执行该函数
该函数首先保存当前会使用到的寄存器，即保护现场，也是保护了用户态切换时寄存器的状态
然后，通过系统调用号，去system_call_table定位到某个具体的内核函数地址，然后执行
这里具体定位到的是sys_fork函数

在执行sys_fork的时候，可能会引起切换，例如: 如果产生了阻塞或者时间片到期了
对于sys_read或者sys_write来说，会引起阻塞

引起切换，具体判断逻辑是什么，怎么进行切换的呢？

下面先来看看sys_fork执行完后的代码

将当前线程PCB赋值给eax
判断PCB的状态是否为0，在linux 0.11中，0是就绪状态，而非0是阻塞状态
如果调用了相关sys_read和sys_write方法后，只需要将当前PCB状态设置为非0，表示进入阻塞状态接口
如果当前PCB状态为非0，然后就调用reschedule函数进行调度
reschedule函数主要完成的是内核级线程的切换，即PCB切换，因为用户态状态在产生中断的时候，就已经保存到了内核栈中
然后再通过counter来判断时间片是否到期，如果到期了，也需要进行切换
当reschedule函数执行结束后，会去执行ret_from_sys_call函数，即iret返回

reschedule函数首先将ret_from_sys_call子程序标号入栈，然后去执行具体的_schedule函数，这里是一个c函数。

c函数执行结束后，会弹出栈顶元素，然后返回到栈顶元素地址处继续执行。

这里先来看一下中断返回,即执行完_schedule函数后，执行的ret_from_sys_call

恢复现场,将保存的相关寄存器状态从栈中弹出
此时esp指向的栈，已经不是原内核级线程对应的栈了，而是切换后的内核级线程对应的栈，所以这里弹栈，弹的也是切换后线程关联的栈，恢复的是切换后线程原先的状态
iret恢复用户栈和cp，ip相关状态
大家注意思考: 此时eax等于多少?

再来看看执行调度的具体过程，即_schedule函数执行:

通过相关调度算法，找出切换到哪个线程继续执行
switch_to完成具体切换，主要是完成对内存级线程PCB的切换

switch_to难点分析

参考:
Linux0.11内核–进程的调度schedule和switch_to解析
 任务状态段TSS及TSS描述符、局部描述符表LDT及LDT描述符
Linux 0.11用tss切换，但也可以用栈切换，因为tss中的信息可以写到内核栈中

下面讲解的是基于TSS完成进程切换的过程

在一个多任务环境中，当发生了任务切换，需保护现场，因此每个任务的应当用一个额外的内存区域保存相关信息，即任务状态段(TSS)；TSS格式固定，104个字节，处理器固件能识别TSS中元素，并在任务切换时读取其中信息。

各部分关系图如下:

TSS描述符格式:

TYPE中'B'：忙，刚创建时应为0，任务开始执行，挂起时为1，由硬件管理，防止切换任务切到自己；TSS描述符DPL必须为0，只有CPL为0能调用；

先来看看Linux 0.11中switch_to的完整源码实现
switch_to() （sched.h 第173行）

/****************************************************************************/  
/* 功能：切换到任务号（即task[]数组下标）为n的任务                          */  
/* 参数：n 任务号                                                         */  
/* 返回：（无）                                                               */  
/****************************************************************************/  
// 整个宏定义利用ljmp指令跳转到TSS段选择符来实现任务切换  
// __tmp用来构造ljmp的操作数。该操作数由4字节偏移和2字节选择符组成。
// 当选择符是TSS选择符时，指令忽略4字节偏移。  
// __tmp.a存放的是偏移，__tmp.b的低2字节存放TSS选择符。高两字节为0。  
// ljmp跳转到TSS段选择符会造成任务切换到TSS选择符对应的进程。  
// ljmp指令格式是 ljmp 16位段选择符：32位偏移，但如果操作数在内存中，顺序正好相反。  
// %0   内存地址    __tmp.a的地址，用来放偏移  
// %1   内存地址    __tmp.b的地址，用来放TSS选择符  
// %2   edx         任务号为n的TSS选择符  
// %3   ecx         task[n]  
01   #define switch_to(n) { / 
02   struct (long a,b;} __tmp; / 
03   __asm__("cmpl %%ecx,current /n/t" / 
04   "je 1f/n/t" / 
05   "xchgl %%ecx, current/n/t" / 
06   "movw %%dx, %1/n/t" / 
07   "ljmp *%0/n/t" / 
08   "cmpl %%ecx, %2/n/t" / 
09   "jne 1f/n/t" / 
10   "clts/n" / 
11 "1:" / 
12 ::"m" (*&__tmp.a), "m" (*&__tmp.b), / 
13 "m" (last_task_used_math),"d" _TSS(n), "c" ((long) task[n])); / 
14 }

注释：这是一个嵌入式汇编宏，作用是从当前任务切换到任务n，在进程调度程序中被调用。

第2行定义了一个__tmp结构，包含2个long类型整数a和b
第3行将task[n]与current比较，其中task[n]是要切换到的任务，current是当前任务；
第4行说明，如果要切换到的任务是当前任务，则跳到标号1，即结束，什么也不做，否则继续执行下面的代码。
第5行交换两个操作数的值，相当于C代码的：current = task[n] ，ecx = 被切换出去的任务（原任务）
第6行将新任务的TSS选择符赋值给 __tmp.b；
第7行是理解任务切换机制的关键。长跳转至 * &tmp，造成任务的切换。AT&T语法的ljmp相当于Intel语法的 jmp far SECTION : OFFSET，在这里就是将（IP）<-__tmp.a,(CS)<-__tmp.b,它的绝对地址之前加星号（“*”）。当段间指令jmp所含指针的选择符指示一个可用任务状态段的TSS描述符时，将造成任务切换。那么CPU怎么识别描述符是TSS描述符而不是其他描述符呢？这是因为所有描述符（一个描述符是64位）中都有4位用来指示该描述符的类型，如描述符类型值是9或11都表示该描述符是TSS描述符。好了，CPU得到TSS描述符后，就会将其加载到任务寄存器TR中，然后根据TSS描述符的信息（主要是基址）找到任务的tss内容（包括所有的寄存器信息，如eip），根据其内容就可以开始新任务的运行。我们暂且把这个恢复所有寄存器状态的过程称为恢复寄存器现场。
第7行简单来说:
首先，TR保存的值，还是先前线程的TSS选择符，因此CPU会首先会根据当前TR中保存的值，定位到先前线程的TSS，然后将当前相关寄存器状态，全部保存到该TSS中。

"d" _TSS(n)将新任务的TSS选择符放入到TR中，然后CPU根据TR中的值，去GDT表中找到对应的TSS描述符，然后根据描述符，定位到新任务的TSS，然后将对应TSS中保存的寄存器状态，全部恢复到当前CPU上

第8~10行是判断原任务上次是否使用过协处理器，若是，则清除寄存器CR0的TS标志。

第2个难点是：在第7行执行后，完成任务切换（即切换到新的任务里执行）；当任务切换回来后才会继续执行第8行！下面详解其原因。

既然任务切换时CPU会恢复寄存器现场，那么它当然也会保存寄存器现场了。这些寄存器现场都会被写入原任务的tss结构里，值得注意的是，EIP会指向引起任务切换指令（第7行）的下一条指令（第8行），所以，很明显，当原任务有朝一日再次被调度运行时，它将从EIP所指的地方（第8行）开始运行。

另一个故事ThreadCreate就顺了…

回到下面这幅图，我们上面已经讲完了，sys_fork创建线程前需要做啥，创建完线程后要做啥，但是就是没讲，具体内核级线程创建的过程，即sys_fork系统函数执行的过程，下面来具体聊聊:

下面进入sys_fork函数具体执行过程:

_sys_fork函数中具体会去调用copy_process函数完成内核线程的创建，而该函数中需要的所有参数值，都来源于栈中，已经压入栈中的参数是在创建线程前，放入的相关寄存器和用户栈状态

ret保存的是eip,而这里保存的eip是执行int 0x80时，压入栈中的,eip是int 0x80下一条指令，即mov res,%eax

copy_process的细节：创建栈

它会用当前进程的一个副本来创建新进程并分配pid，但不会实际启动这个新进程。它会复制寄存器中的值、所有与进程环境相关的部分，每个clone标志。新进程的实际启动由调用者来完成。

首先通过get_free_page()函数，申请一页内存，用来初始化当前线程对应的PCB
这里get_free_page()实际会去mem_map中获取一个空闲页，mem_map在mem_init…中被初始化好
不能使用malloc分配内存，是因为malloc是用户态函数，而这里需要调用内核态分配内存的函数
linux 0.11中线程的切换，是靠tss完成的，因此这里创建内核级线程时，最重要的就是，初始化该内核级线程对应tss的初始化值，这样一会切换到该线程执行时，只需要将该新创建线程的tss中保存的寄存器状态进行恢复即可。

首先，新创建的内核级线程的内核栈使用的是上面申请的PCB内存中的一部分: