一个操作系统的实现 -- 多进程

玩具操作系统也有多进程

单进程

1. 赋值 tss.esp0
   首先我们要理解整个进程与中断的过程：

   在 restart() 函数运行之后，我们的进程开始运行，系统现在是在 ring1 特权级上。由于我们已经开启了时钟中断，所以，时钟中断会以一定频率发生。注意，要好好理解 中断 这个概念。一开始我一直无法理解，为什么我们的第一个进程是一个死循环，但是中断依旧能够发生。其实，中断就是将当前的进程终止，去执行其他任务，当该任务完成了之后，就会从当前进程停止处继续。这一点很重要，到后面的 IPC 都要依靠这个概念。

   由于中断发生时出现了特权级转换： ring1 -> ring0 所以存在堆栈的转换。（具体请看《一个操作系统的实现》 P99）堆栈的 ss 和 esp 存储在 tss 里面。在 restart() 我们已经准备好了 tss0.esp ，是指向当前进程的 STACK_FRAME 的最高处。至于为什么要指向这里，那是因为 ring1 -> ring0 的转换，不仅存在堆栈的切换，而且还会将 eip cs eflags esp ss 这些压入新的堆栈中，这跟我们的 struct stack_frame 的顺序完全一致。最后一个疑问，为什么在中断处理程序中要一直给 tss.esp0 赋值？因为我们现在是单进程，所以这个赋值只是一个重复而已。不过，后面我们实现了多进程了之后，这个赋值操作就十分地重要了。

2. 内核栈
   首先，中断处理程序的堆栈就是 tss.esp0 ，而这里面存有我们进程的所有信息，所以如果我们的中断处理程序要进行一些函数操作，堆栈里面的信息可能会被破坏掉，所以，我们要切换到 内核栈 。这样，我们就可以放心地进行一系列的函数操作了。

多进程

由于目前来说，所谓的 多进程 其实除了 进程体，进程的堆栈，进程的 ldt selector 不一样以外，其他的都是一样的，所以我们可以用一个循环来进行批量的初始化。我们把 进程体 用一个新的数组来存储： task_table[] ，每一次循环，就将 进程表 里的 eip 赋为 task_table[] 相应的元素。

同时，由于出现了多进程，所以自然而然地有了所谓的 进程调度 了。目前的进程调度没有任何高明之处，就是一个顺序循环调度。进程调度了之后，必须重新切换 ldt ，并且准备好 tss.esp0 ，以便下一次时钟中断发生后，能够将进程的状态储存在正确的堆栈里。这里要注意，进程的状态都是储存在自己的堆栈的。

添加进程的流程：

1. 在 kernel/main.c 添加一个进程体
2. 在 include/proto.h 声明进程体
3. 在 kernel/global.c 的 task_table 添加一个对应的项
4. 增加 include/proc.h 中的 NR_TASKS 以及对应的栈以及总栈大小

Minix 的中断处理

不得不说，看了 Minux 的中断处理之后发现原来代码可以这么优美的。这里主要解释三点：

1. 关于 retadr
   在中断处理程序一开始，我们是调用了 save 这个函数，然后注意，由于 call 操作，所以，会将下一条要执行的指令的 eip 压入栈中，又由于中断处理程序存在 ring1->ring0 ，所以会将 ss sp eflag cs eip 进行压栈，所以在 **下一条要执行的指令的 eip 就是之前我们一直忽略的 retadr **。

2. 关于 中断重入
   就提一点，如果是发生了中断重入的话，则回复的是上一次被重入的中断状态

3. hwint00 中的最后一句 ret
   这又是一个非常优美的一个做法，主要到我们在 save 里面有 push 东西的，而 ret 就是把栈中的赋给 eip 而已。所以，这给了我们一个启示，**ret 不一定要依赖 call ，可以按需进行压栈，需要的时候， ret 就行了**

至此，进程告一段落，开始系统调用。

EOF