《Linux内核设计的艺术》——3.进程1
0. 前言
现在已经有了处于特权3的进程0，将使用fork出进程1，之后的进程也使用fork。
void main()
{
sti();
move_to_user_mode(); // 切换到特权3
if (!fork()) {
init(); // 进程1进行init
}
for(;;) pause(); // 进程0循环进入可中断阻塞态
}
1. fork
fork函数使用汇编实现 int 80 中断， __NR_fork 是 sys_fork 在 sys_call_table 的偏移，
所以调用 sys_fork.
注意，中断使CPU硬件自动将 进程上下文（寄存器）压入 进程0的内核栈，这些压栈的数据将在 copy_process 函数中用于初始化进程的 TSS.
注意，EIP指向 指令 "int $0x80" 的下一行，即 if (__res >= 0)。这是中断返回后第一条执行的指令。进程1也是从这里开始执行。
1.1 sys_fork
注意 sys_fork，在调用 find_empty_process后，将其返回值（空闲的task[i]的编号）%eax 压栈，另外还将 TSS 压栈。所以 父进程的 TSS ，和 空闲的 task[i] 的编号 作为参数，调用 copy_process
1.2 find_empty_process
找到空闲的 task[i] ，返回编号
1.3 copy_process
工作内容如下：
- 为进程1创建 task_struct ，将进程0的task_struct 内容复制给进程1
2）为进程1的task_struct，tss做个性设置
3）为进程1创建第一个页表，将进程0的页表项内容赋给进程1的页表项
4）进程1共享进程0的文件会话
5）设置进程1的GDT项
6）将进程1设置为就绪态，使其可以参与进程间的调度。
1.3.1 创建task_struct
copy_process有很多参数，都是 sys_fork 压栈的，主要为 新进程的task[i]的i，和父进程的TSS.
get_free_page获得空闲页面。
对于分页的疑惑可以参考进程0创建过程中对分页机制的创建。
copy_process后部分代码
用 *p = *current； 让子进程继承父进程的属性，然后再进程独特设置
注意：
task_struct 和 内核栈的关系
copy_process中对子进程 TSS的设置
注意
p->tss.eip = eip;
p->tss.eax = 0;
这样中断返回后，子进程执行 fork() 中 if(__res >= 0)，且 __res 为0
1.3.2 设置进程1的分页管理
copy_process中对分页的设置
copy_mem
先获得 父进程的LDT，然后根据子进程的进程号，找到子进程的 LDT（在GDT中），
然后设置子进程的LDT， set_base(p->ldt[1], new_code_base); set_base(p->ldt[2], new_data_base);
最后调用 copy_page_tables 将父进程的页表 复制给子进程（用 父子进程的 LDT 基地址做参数）。
copy_page_tables
copy_page_tables会申请一个空闲的页面（基于内核的页表），作为子进程的页表空间，将父进程的页表复制给子进程，最后，用重置CR3的方法刷新页变换高速缓存。
注意：只复制了一个页表，因为一个页表有160个页表项，每个页表项对应一个页面，一个页面4KB，所以一个页表控制640KB，远大于进程0的 数据和代码占用空间。
实际上 copy_page_tables 会复制父进程全部的页表。
最终，进程0和进程1的页表，共同控制 640KB的空间。
1.3.3 进程1共享进程0的文件
1.3.4 设置进程1在GDT中的表项
这样内核就能通过 GDT 控制进程1的 LDT（程序和数据），TSS(上下文)
1.3.5 将进程1置为就绪态
1.4 fork返回
2. 内核第一次调度
Linux0.11一下情况发生调度
1)进程运行时间结束
进程在创建时，都被赋予了有限的时间片，以保证所有进程每次都只执行有限的时间。一旦进程的时间片被削减为0，就说明这个进程此次执行的时间用完了，立即切换到其他进程去执行，实现多进程轮流执行。
2)进程阻塞
2.1 pause
此时运行的是进程0，所以调用pause，
最终调用 sys_pause
进程状态变为 可中断态，并调用 schedule,
2.2 schedule
schedule先遍历 task[64],检查进程是否收到信号（alarm , signal 字段），若收到则 将 状态从 可中断态 变为 就绪态。
再次遍历 task[64],根据进程状态和时间片，找出就绪态，且counter最大的进程，执行 switch_to(next)，调度进程。
switch_to
此时会发生任务切换，将进程1的TSS数据和LDT代码段，数据段描述符数据 复制给 CPU的各个寄存器，实现从特权0的内核代码切换到特权3的进程1代码执行。
注意：
进程0通过 pause调用 int80 中断，进入内核态，并调用 switch_to，切换到进程1，但进程0没有返回。
3. 进程1执行
根据 copy_process时，当时设置进程1的 tss.eip，指向 if(__res>=0),
所以进程1从 fork() 的 if(__res>=0) 开始执行。
由于 copy_process时，设置 p->tss.eax = 0,所以 __res为0
所以进程1 调用 init()
3.1 init
init先调用 setup
3.2 setup
setup也通过int80中断调用 sys_setup，
注意，进程0的进程还没有返回。
sys_setup为安装硬件文件系统做准备
1)根据机器系统数据设置硬盘参数
2)读取硬盘引导块
3)从引导块中获取信息
根据机器系统数据drive_info(柱面，磁头数，扇区数)设置内核的hd_info
读取引导块到缓冲区
引导块中有硬盘的 分区表，根据分区表可以引导处其他信息。
一个硬盘只有一个引导块，一个引导块有两个扇区，但真正有用的只有一个扇区。
使用 bread读取那个扇区
3.2.1 bread
先使用getblk获得对应的缓冲块，再读取。
3.2.1.1 getblk
getblk用 设备号，和块号 做哈希参数，获得缓冲块
由于还没有读取过，所以没有和 dev, blk 对应的缓冲块，所以 从 空闲列表中分配
一定能获得空闲的缓冲块
将获得缓存块，加入哈希表
对缓存块进行设置
remove_from_queues(bh); 将缓冲块从空闲表中删除
3.2.1.2 ll_rw_block
break函数 通过 getblk获得缓存块后，调用ll_rw_block，将缓冲块和请求项挂接
图中黑色部分为缓存块数组，在内核前部分已经完成格式化。
make_request会对缓存块进行加锁，
然后申请一个空的请求项，和缓冲块挂接。
make_request
lock_buffer
add_request
add_request调用 dev->request_fn, request_fn 是前期绑定的回调，这里是 do_hd_request
do_hd_request
先通过对当前请求项数据成员的分析，解析出需要操作的磁头、扇区、柱面、操作多少个扇区……之后，建立硬盘读盘必要的参数，将磁头移动到0柱面，如图
3-22中第二步所示；之后，针对命令的性质（读/写）给硬盘发送操作命令。现在是读操作（读硬盘的引导块），所以接下来要调用hd_out（）函数来下
达最后的硬盘操作指令。注意看最后两个实参，WIN_READ表示接下来要进行读操作，read_intr（）是读盘操作对应的中断服务程序，所以要提取
它的函数地址，准备挂接，这一动作反映在图3-22中的第三步。请注意，这是通过hd_out（）函数实现的，读盘请求就挂接read_intr（）；如
果是写盘，那就不是read_intr（），而是write_intr（）了。
.... 中间为分析磁盘参数
hd_out
hd_out：
do_hd = intr_addr; // 将磁盘中断处理方法和中断服务程序绑定
在硬盘中断时
xchgl_do_hd, %edx 会调用绑定的回调函数
3.2.2 ll_rw_block返回
hd_out最后下发硬盘命令，
硬盘开始将引导块中的数据不断读入它的缓存中，同时，程序也返回了，将会沿着前面调用的反方向，即hd_out（）函数、do_hd_request（）
函数、add_request（）函数、make_request（）函数、ll_rw_block（）函数，一直返回bread（）函数中。
3.2.3 wait_on_buffer
由于硬盘数据没有读完，所以调用wait_on_buffer，挂起等待
sleep_on 将进程1设置为不可中断态，然后调用 schedule
进入schedule函数后，切换到进程0去执行，
此时进程0的EIP指向 cmpl%%ecx, _last_task_used_match\n\t
最后进程0会进入 for(;😉 pause(); 直到硬盘中断发生
3.2.4 硬盘中断
首先保存进程上下文，
然后 call*%edx 调用hd_out绑定的函数。
这里是 read_intr
3.2.5 read_intr
read_intr（）函数会将已经读到硬盘缓存中的数据（硬盘上有个高速缓存，不是指主板的内存）复制到刚才被锁定的那个缓冲块中（这里是内存）（注意：锁定是阻止进程方面的操作，而不是阻止外设方面的操
作），这时1个扇区256字（512字节）的数据读入前面申请到的缓冲块
由于引导块的大小是1024字节，请求项要求的就是1024字节，所以现在只读了一半，所以 会再次把 read_intr绑定到硬盘中断服务程序上。
又过了一段时间后，硬盘剩下的那一半数据也读完了，硬盘产生中断，读盘中断服务程序再次响应这个中断，进入read_intr（）函数后，仍然会判断请求项对应的缓冲块的数据是否读完了，对应代码如下：
end_request工作如下
end_request会调用 unlock_buffer，解锁缓冲块，并将等待的进程设置为就绪态，并将请求项设为空闲。
中断处理程序返回后，进程0继续 sys_pause, schedule, switch_to,
而这时进程1的状态为就绪态，所以切换到进程1.
3.2.6 wait_on_buffer返回
wait_on_buffer返回，由于 bh->b_update为1,所以bread返回
3.2.7 检查引导块信息
回到 sys_setup函数
首先对引导块信息进行检查，然后用引导信息设置 hd[]，最后用 brelse 释放缓冲块。
3.2.8 进程1格式化虚拟盘
进程0初始化时，为虚拟盘分配了内存空间，并初始化为0，现在要对其进行格式化。
格式化所需要的信息在软盘上，
其中 第一个扇区时bootsect,后4个扇区是 setup，后240个扇区是head和system模块，
所以 前245个扇区都是 kernel，而 rootfs在256扇区开始。
进程1使用 rd_load 进行格式化虚拟盘
rd_load调用 breada 读取257，256，258，引导块在 256，超级块在257.
读入的信息在缓冲块。
之后分析信息，判断是否是minix文件系统，根文件系统的数据大小 等，分析完毕后释放缓存块
接下来调用breada函数，把与文件系统相关内容从软盘上拷贝到虚拟盘，然后释放缓冲块，完成格式化。
拷贝结束后，将虚拟盘设置为根设备
3.2.9 进程1在根设备上加载根文件系统
文件系统是用来管理文件的。文件系统用i节点来管理文件，一个i节点管理一个文件，i节点和文件一一对应。文件的路径在操作系统中由目录文件中的目录项管
理，一个目录项对应一级路径，目录文件也是文件，也由i节点管理。一个文件挂在一个目录文件的目录项上，这个目录文件根据实际路径的不同，又可能挂在另一
个目录文件的目录项上。一个目录文件有多个目录项，可以形成不同的路径。效果如图3-35所示。
所有的文件（包括目录文件）的i节点最终挂接成一个树形结构，树根i节点就叫这个文件系统的根i节点。一个逻辑设备（一个物理设备可以分成多个逻辑设备，
比如物理硬盘可以分成多个逻辑硬盘）只有一个文件系统，一个文件系统只能包含一个这样的树形结构，也就是说，一个逻辑设备只能有一个根i节点。
加载文件系统最重要的标志，就是把一个逻辑设备上的文件系统的根i节点，关联到另一个文件系统的i节点上。具体是哪一个i节点，由操作系统的使用者通过mount命令决定。
另外，一个文件系统必须挂接在另一个文件系统上，按照这个设计，一定存在一个只被其他文件系统挂接的文件系统，这个文件系统就叫根文件系统，根文件系统所在的设备就叫根设备。
别的文件系统可以挂在根文件系统上，根文件系统挂在哪呢？
挂在super_block[8]上。
Linux
0.11操作系统中只有一个super_block[8]，每个数组元素是一个超级块，一个超级块管理一个逻辑设备，也就是说操作系统最多只能管理8个逻
辑设备，其中只有一个根设备。加载根文件系统最重要的标志就是把根文件系统的根i节点挂在super_block[8]中根设备对应的超级块上。
可以说，加载根文件系统有三个主要步骤：
1）复制根设备的超级块到super_block[8]中，将根设备中的根i节点挂在super_block[8]中对应根设备的超级块上。
2）将驻留缓冲区中16个缓冲块的根设备逻辑块位图、i节点位图分别挂接在super_block[8]中根设备超级块的s_zmap[8]、s_imap[8]上。
3）将当前进程的pwd、root指针指向根设备的根i节点。
进程1通过调用mount_root（）函数实现在根设备虚拟盘上加载根文件系统。执行代码如下：
进入mount_root（）函数后，初始化内存中的超级块super_block[8]，将每一项所对应的设备号加锁标志和等待它解锁的进程全部设置为
0。系统只要想和任何一个设备以文件的形式进行数据交互，就要将这个设备的超级块存储在super_block[8]中，这样可以通过
super_block[8]获取这个设备中文件系统的最基本信息，根设备中的超级块也不例外，如图3-38所示。
接下来调用 read_super，从虚拟盘中读取根设备的超级块，复制到 super_block[8] 中
read_super找到空闲的 super_block，并锁定。
之后通过 bread 从虚拟盘读取 super_block，
超级块复制到缓存块后，将缓冲块中的超级块复制到 super_block[0]。
从现在起，虚拟盘这个根设备就用 super_block[0]来管理，之后调用 brelse释放缓冲块。
初始化super_block[8]中的虚拟盘超级块中的i节点位图s_imap、逻辑块位图s_zmap，并把虚拟盘上i节点位图、逻辑块位图所占用的
所有逻辑块读到缓冲区，将这些缓冲块分别挂接到s_imap[8]和s_zmap[8]上。由于对它们的操作会比较频繁，所以这些占用的缓冲块并不被释
放，它们将常驻在缓冲区内。
如图3-41所示，超级块通过指针与s_imap和s_zmap实现挂接。
回到mount_root（）函数中，调用iget（）函数，从虚拟盘上读取根i节点。根i节点的意义在于，通过它可以到文件系统中任何指定的i节点，也就是能找到任何指定的文件。
进入iget（）函数后，操作系统从i节点表inode_table[32]中申请一个空闲的i节点位置（inode_table[32]是操作系统用来
控制同时打开不同文件的最大数）。此时应该是首个i节点。对这个i节点进行初始化设置，其中包括该i节点对应的设备号、该i节点的节点号……图3-42中
给出了根目录i节点在内核i节点表中的位置。
在read_inode（）函数中，先给inode_table[32]中的这个i节点加锁。在解锁之前，这个i节点就不会被别的程序占用。之后，通过该
i节点所在的超级块，间接地计算出i节点所在的逻辑块号，并将i节点所在的逻辑块整体读出，从中提取这个i节点的信息，载入刚才加锁的i节点位置上，如图
3-43所示，注意inode_table[32]中的变化。最后，释放缓冲块并将锁定的i节点解锁。
回到iget（）函数，将inode指针返回给mount_root（）函数，并赋给mi指针。
下面是加载根文件系统的标志性动作：
将inode_table[32]中代表虚拟盘根i节点的项挂接到super_block[8]中代表根设备虚拟盘的项中的s_isup、s_imount指针上。这样，操作系统在根设备上可以通过这里建立的关系，一步步地把文件找到。
3. 将根文件系统与进程1关联
对进程1的tast_struct中与文件系统i节点有关的字段进行设置，将根i节点与当前进程（现在就是进程1）关联起来，如图3-44所示。
最后根据根据文件系统的超级块 中的 逻辑块位图，计算出 虚拟盘上 数据块的占用和空闲情况，并将信息记录到 驻留在缓冲区中 "装载了逻辑块位图信息的缓冲块中"(前面通过 bread 读取位图使后，相关缓存块并没有释放，长期驻留)。
3.2.10 sys_setup执行完毕
由于 sys_setup 是软中断导致调用的，所以返回 system_call 执行，之后会执行 ret_from_sys_call。
这时当前进程是进程1，所以调用 do_signal函数，对当前进程的信号位图进行检查。
当前进程没有收到信号，所以do_signal没有意义，
至此 setup返回，
至此，进程0创建进程1，进程1为安装硬盘文件系统做准备、“格式化”虚拟盘并用虚拟盘取代软盘为根设备、在虚拟盘上加载根文件系统的内容讲解完毕。
