linux-0.11进程启动代码笔记
一、概要
初始化结束后，先开启中断，操作系统从内核态切换到用户态，接下来进程 0（操作系统代码）创建进程 1，老进程进入死循环：
二、move_to_user_mode 函数
Linux 操作系统特权级分为内核态和用户态两种，之前都处于内核态。一旦转变为了用户态，之后的代码会一直处于用户态，除非发生中断，比如用户发出系统调用的中断指令，就会从用户态陷入内核态，当中断处理程序运行完后，通过中断返回指令重新回到用户态。
1.特权级检查
CPU 为了配合操作系统完成保护机制这一特性，分别设计了分段保护机制与分页保护机制。特权级的保护是分段保护机制的一种，当前正在执行的代码地址由 CS:EIP 指向的，CS 寄存器里是段选择子，低两位是 CPL ，也就是当前所处的特权级：
如果想要进行长跳转，低两位表示 RPL，也就是请求特权级。长跳转命令执行后，CPU 拿段选择子去全局描述符表（gdt）中寻找段描述符，从中找到段基址。段描述符结构如下图所示，其中的 DPL 是目标代码特权级，也就是即将跳转的代码的特权级：
综上所述，特权级的检查就是 CPL、RPL 和 DPL 的比较，通常 DPL 要等于 CPL 才能跳转成功。访问内存时也会做检查，处于内核态的代码可以访问所有数据，处于用户态的代码只能访问用户态的数据。总结：代码跳转只能发生在同一特权级的代码段之间，高特权级的代码可以访问低特权级的数据。
2.特权级转换
jmp 指令进行段间跳转只能跳转到同一特权级的代码段，那内核态的代码要如何跳转到用户态呢？中断和中断返回的方式可以做到这点。处于用户态的程序，通过触发中断陷入内核态，通过中断返回重新返回用户态。系统调用就是这样进行的，通过 int 0x80 中断指令进入内核态，CPU 执行完中断处理程序后，返回到用户态。有意思的是，即使没有通过中断进入用户态，也可以返回到用户态。也是通过这种方式，完成了内核态到用户态的切换。
这是一段内联汇编，先进行了五次压栈操作，然后执行中断返回指令 iret。因为中断返回理论上是要和中断指令配合使用的，但是又确实没有发生中断，因此需要假装发生中断，所以进行了五次压栈操作。发生中断时，CPU 会自动完成压栈操作，当执行 iret 指令后，会自动将压入的五个数据依次赋给 ss、esp、eflags、cs、eip 寄存器。
特权级的转换就靠 SS 和 CS 寄存器，这里面存放的是段选择子：
——CS 寄存器：0x0f转换成 1111，低两位表示特权级为用户态，第三位表示前面的描述符索引是从 GDT 还是 LDT 中取出，1 表示 LDT。
——SS 寄存器：0x17转换成 10111，解释同上。
代码注释如下，通过 EIP 寄存器的内容，找到偏移地址为 1 的代码，执行下去：
三、进程调度
创建进程是一个很能体现操作系统设计的地方，在读代码之前先了解一下进程调度规则是很有必要的。进程调度的本质是让各个进程在该运行的时候运行，当进程满足条件时，让 CPU 停下正在执行的进程去执行该执行的进程。
1.整体流程设计
有一个不受任何进程控制的不可抗力，每隔一段时间让 CPU 停下正在执行的指令，跳转到进程调度程序，由这个程序来决定接下来执行的命令的地址，这个不可抗力就是时钟中断。流程确定下来了，接下来就要设计一个数据结构来支持这个流程，这个数据结构就是 task_struct，它被用来记录进程的信息：
2.上下文环境
进程运行的本质就是执行指令，这个过程会涉及到寄存器、内存，有时也会涉及到外设端口。但是寄存器很少，一个进程可能就把寄存器用完了，其他进程就没有寄存器可用了。于是 task_struct 结构体中就有了一个结构体叫 tss_struct，用来存储这些寄存器的信息：
其中有个 cr3 寄存器，该寄存器用来指向页目录表首地址。指向不同的页目录表，其结构可以是完全不同的一套，那么不同进程线性地址到物理地址的映射关系就可以是不同的。专业的说法就是保存了内存映射的上下文信息。
3.时间片与优先级
优先级相同的情况下，如何判断一个进程该让出 CPU 切换到下一个进程呢？操作系统引入了时间片，在 task_struct 结构体中，用 counter 记录时间片这个信息，每次时钟中断到了都减一，如果减到 0 了，就触发切换进程的操作。Linux 下有个实时优先级的概念，实现原理如下：
1.确定每个进程能占用多少 CPU 时间，将优先级按照一定的权重转化为 CPU 时间片。
2.占用 CPU 时间多的先运行。
3.运行完后，扣除运行进程的 CPU 时间。
对应到代码，在 copy_process 函数中将优先级的值赋给时间片：
在 schedule 函数中，136 到 139 行按照一定规则计算出时间片，129 到 134 行做比较，选出时间片最大的进程，将进程号赋给 next 变量，通过 switch_to 函数切换。
4.进程状态
假如有以下这种场景：一个进程中，有一个等待接收信号的操作，但是这个信号可能要很久才能收到，此时可以主动选择放弃 CPU 的执行权，把自己的状态标记为等待中：
细分下来大于等于 0 的情况有五种：
——TASK_RUNNING：就绪状态，此时程序已被挂入运行状态，一旦取得 CPU 使用权即可进入运行状态。变成运行状态后 state 不变，但是指向当前进程的指针 current 会指向该进程。
——TASK_INTERRUPTIBLE：可中断等待状态，由于进程未获得唤醒所需要的资源，当获取到有效资源或收到唤醒信号后会转换成就绪状态。
——TASK_UNINTERRUPTIBLE：不可中断等待状态，与可中断等待状态不同的是，该状态不能被中断或信号量唤醒，只有获取有效资源时才能被唤醒。
——TASK_ZOMBIE：僵尸状态，进程由于某种原因终止，大部分资源被回收，但 task_struct 结构体还在，此时内核不会管这个进程，只有父进程可以杀死这个进程，或者等待足够长的时间由内核杀死这个进程。但是进程的 PID 资源还被占用着，一旦僵尸进程过多，会对系统性能造成影响。
——TASK_STOPPED：停止状态，收到 SIGSTOP 信号后，由就绪状态进入停止状态；收到 SIGCONT 信号时，又恢复到就绪状态。
四、进程调度过程
上面提到，进程调度依赖的硬件是时钟中断，shed_init 函数中为 0x20 中断设置了一个中断处理函数 timer_interrupt 函数，这个函数调用了 do_timer 函数，通过比较时间片的值和计数值来判断是否需要进行进程切换。
1.do_timer 函数
首先通过 timer_interrupt 函数传入的参数 cpl 来判断当前代码运行在何种特权级下，如果特权级为 0 表示内核程序在工作，将内核程序运行时间加一；否则表示在用户程序下工作，将用户程序运行时间加一。
如果有用户定时器存在，将链表第一定时器的值减一，如果等于 0，则将该项定时器去掉，并执行该定时器的处理函数：
当进程时间走完后，调用 schedule 函数进行进程切换：
2.schedule 函数
正如注释所说，检查定时器的值，唤醒任何已获取信号的可中断任务：
接下来，选择合适的任务号，交由 switch_to 函数进行切换。以下是任务调度函数的主要部分，while 循环用于寻找到任务数组中，时间片最大的任务；如果所有时间片都没有大于 0 的结果，通过下面的 for 循环，按照优先级计算合适的时间片，再次循环。知道找到时间片最大且大于 0 的任务，任务号赋给 next，切换任务：
五、fork 函数
通过 move_to_user_mode 函数，现在已经进入用户态。fork 函数负责创建一个新进程，所有用户进程想要创建一个新进程都要调用这个函数。在这段代码里它创建了进程 1，当前正在运行的是进程 0 ，它的管理结构在进程调度初始化的时候被创建并放入到了 task 数组里。当时钟中断到来之后，进程调度系统会从 task 数组中挑选合适的进程进行切换。
1.系统调用
这个函数是由 _syscall0 实现的：static inline _syscall0(int,fork);这个宏函数的实现如下图所示：
首先触发 0x80 中断号的中断，在 shed_init 函数中为这个中断设置的中断处理函数为 system_call 函数，__res 是函数返回值，## 用于连接两个变量，结果是 __NR_fork ，对应的值是 2，作为这个函数的输入参数：
system_call 函数经过一系列的寄存器值的保存后，调用地址为 sys_call_table + eax * 4 地址处的函数：
那么究竟是哪个函数呢，看一下系统调用函数表 sys_call_table,找到下标为 2 的函数，就是 sys_fork 了，这就是系统调用的整个过程：
2.进程基本信息的复制
sys_fork 函数调用了两个函数，分别是 _find_empty_process（找空闲的进程） 和 _copy_process（复制进程）。
1.find_empty_process函数
2.copy_process
这个函数有一大段是对 tss 结构的复制，重要的代码如下：
3.copy_mem 函数
1.LDT 的赋值
如果开启了分页模式，逻辑地址转化为物理地址需要先经过分段机制转换为线性地址空间，再经过分页机制转换为物理地址。新进程中代码段和数据段的段基址应当存在 LDT 中，因此复制进程要首先对该进程的 LDT 赋值。
2.页表的复制
段表赋值完后，开始页表的复制，页表的复制主要依靠 copy_page_tables 函数实现的，这个函数很复杂，以后再看看吧。已知进程 0 的线性地址空间是 0-64M，进程 1 的线性地址空间是 64M-128M。现在要造一个进程 1 的页表，使得进程 0 和进程 1 最终映射到的物理地址空间都是 0 - 64M。
