1.操作系统的多进程图像

操作系统main函数中最后 if(!fork()) {init();} ，也就是main函数最后创建了第1个进程，init执行了shell(Windows)桌面。

操作系统管理和组织进程都使用PCB(Process Control Block)，不同的程序的PCB放在不同的位置，用于记录该进程运行时的状态。操作系统对进程进行分类，例如等待执行的进程和等待某些事件完成的进程，例如等待磁盘读写。

进程切换的三个部分：队列操作+调度+切换

pCur.state = 'W';    // 启动磁盘读写，将当前进程设置为阻塞状态
schedule();    　　   // 将pCur放到DiskWaitQueue

schedule()
{
    pNew = getNext(ReadyQueue);　　// 从就绪队列找到下一个进程，调度函数算法非常复杂
    switch_to(pCur,pNew);　　// 保存当前进程的现场，把下一个进程的现场恢复
}

把当前进程的现场保存到pCur中（PCB），把切换程序的pNew（PCB）读取到寄存器中

多个进程同时存在于内存的问题：不同进程的地址可能影响其他进程的代码，这可能导致其他进程的崩溃。操作系统需要维护一张映射表，将内存映射到实际的内存地址中，把不同的进程隔离开来保证进程的安全，下图中同样对内存100的操作分别映射到了内存地址780和内存地址1260。

2.用户级线程

进程 = 资源（映射表） + 指令执行序列

线程是只切换指令，如PC和寄存器，而不切换映射表，这种切换保留了并发了优点，避免了进程切换的代价

举例说明，对于浏览器来说，可以用一个线程接收服务器数据，一个线程显示文本，一个线程处理图片，一个线程显示图片，它们不需要用多个映射表完全分离开，没有必要用多个进程完成这些工作。我们需要的工作主要就是下面看到的两个部分，创建Create线程进行工作处理，使用Yield跳转到另一个线程工作。

void WebExplorer(){
    char URL[] = "http://cms.hit.edu.cn";
    char buffer[1000];
    pthread_create(..., GetData, URL, buffer);
    pthread_create(..., Show, buffer);
 }

void GetData(char *URL, char *p) {...}
void Show(char *p) {...};

 线程切换的详细过程：每个线程都有自己的栈。线程1执行过程中，首先调用函数B()，保护现场，将上一段程序的帧指针和函数B完成后PC应指向的地址压入栈（参见【深入理解计算机系统】3.程序的机器级表示），接下来调用Yield()函数，保护现场，将之前的帧指针和Yield函数结束后的PC204压入栈，接下来Yield函数将当前栈指针1000保存在TCB1中，并将栈指针切换到TCB2的栈指针2000，完成了线程间的切换。接下来线程2的Yield使得栈指针回到1000处，继续上一个线程对应位置执行。下面给出了用户级线程的Create和Yield核心代码。

void Yield(){
    TCB1.esp = esp;　　//Thread Control Block
    esp = TCB2.esp;
}
void ThreadCreate(A){
　　TCB *tcb=malloc(); 　　//申请空间保存TCB
　　*stack=malloc(); 　　　//申请空间保存栈
　　*stack = A; 　　　　　　//向栈中压入数据
　　tcb.esp=stack; 　　　　//将栈和TCB建立联系
}

3.内核级线程

用户级线程存在的问题，用户级线程在请求下载数据的过程中，理想情况是下载了一些后跳转到显示文本的线程执行，但实际上内核级线程不知道这些事情，由于等待网卡IO会阻塞这个进程，最后导致浏览器没有实现我们需要的功能。

所以引入内核级线程，ThreadCreate是系统调用，会进入内核，Yield的调度由系统决定。

接下来看一下多核和多CPU，可以看到多核CPU只有一套MMU（内存映射），也就是多核心CPU在执行进程的时候，也需要切换内存映射再执行，只有多处理器才能并行运行多个进程。但这个时候内核级线程的优势就体现出来了，多核CPU可以并行的执行同一进程不同线程的代码，因为这些代码共用一套内存映射。

对于内核级线程，它与用户级线程的区别是

用户级线程在用户栈执行，多个用户级线程对应了多个用户栈，1个TCB（用户态）关联1个用户栈；

内核级线程在用户栈和内核栈都需要执行和调用函数，所以多内核级线程实际上对应了多套栈（包括用户栈和内核栈），1个TCB（内核态）关联1个用户栈和1个内核栈。

int中断指令会引起内核栈的切换，内核栈中记录了用户栈和用户代码两部分内容。SS寄存器（栈顶段地址）和SP寄存器（偏移地址）的值，SS:SP是此时栈顶位置；PC记录了用户代码程序运行的代码位置，CS记录了用户代码段基址

 内核级线程的切换包含5个阶段

1.中断入口（进入切换）：系统中断线程1从用户态进入内核态，用户态寄存器的值保存到内核栈

2.中断处理（引发切换）：调用schedule函数，引起TCB切换。这里有可能启动磁盘读写或时钟中断，内核会调用schedule找到下一个要执行的TCB，然后用next指针指向这个TCB

3.内核栈切换（switch_to)：把当前ESP寄存器放在current指向的TCB中，然后把next指向的esp赋给寄存器，完成内核栈指向地址的切换，现在ESP指向了下一个线程的TCB地址

4.中断返回（iret）：把TCB存储的内核栈现场恢复出来

5.用户栈切换：切换回用户态PC指针还有对应的用户栈

4.内核级线程实现

首先从这段代码开始，main函数开始，首先遇到函数A，用户栈中压入A的返回地址（也就是B的初始地址），在A函数执行中遇到fork()函数，首先将系统调用号__NR_fork移入%eax寄存器，然后调用INT 0x80中断，执行这条指令时PC自动加1，此时PC指向下一行mov res,%eax。触发INT 0x80中断后，cpu立刻找到用户栈对应的内核栈，将当前时刻的SS和SP压入内核栈，接下来将返回地址CSIP压入内核栈，也就是mov res,%eax这一行。接下来执行system_call。

_system_call:
    cmpl $nr_system_calls-1,%eax # 调用号超出范围就在eax设置-1并退出
    ja bad_sys_call
    push %ds %es %fs   # 保存原段寄存器值
    pushl %edx %ecx %ebx    # 一个系统调用最多带3个参数，这里存放了系统对应C语言函数调用的参数
    movl $0x10,%edx    # 设置ds和es到内核段
    mov %dx,%ds
    mov %dx,%ex    #edx的低16位赋值给ds和es指向内核数据段
    movl $0x17,%edx
    mov %dx,%fs
    call _sys_call_table(,%eax,4)
    pushl %eax　　#系统调用返回值压入栈

下图为切换5段论的中断入口和中断出口。_system_call首先保护现场，将原段寄存器的值压入栈，然后将调用的参数压入栈，接下来调用sys_fork，他首先判断判断当前程序TCB是不是等于0，等于0说明已经就绪，如果不等于0说明线程阻塞，则应该重新调度reschedule（也就是切换5段论中间3段，切换TCB），完成后进行中断返回ret_from_sys_call

下图为切换5段论的中断出口，对应入口的大量push压入栈，出口把保存在TCB中的数据pop出栈

切换5段论中的switch_to使用的时TSS切换，是一个长跳转。TR表示当前cpu对应的任务段，TR改变时会把寄存器中的内容全部保存到旧的TSS中，然后把新的TSS中所有内容都会加载到寄存器

创建一个线程最重要的就是做出可以切换的样子。_sys_fork首先拷贝父进程的所有参数，这些参数都已经在中断过程压入内核栈，

copy_process的细节：创建栈。申请一页内存用于保存PCB和内核栈，注意这里内核栈重新创建，但ss和esp的栈与父进程一模一样，也就是它可以和父进程用同样的代码同样的栈，eip是int 0x80中断的下一句话。最后如果创建了子进程，会把%eax置为0，所以从子进程返回到mov res,%eax的时候，res是0；但如果从父进程返回到mov res,%eax，res是非0，所以有一段经典代码if(!fork()){子进程代码段}else{父进程代码段}，这样就实现了子进程和父进程都返回这个位置，但执行不同的代码

如何让子进程执行我们想要的代码？下面给出了更为详细的代码，如果非fork则执行代码，如果是父进程则执行另一部分代码。

5.CPU调度策略

吞吐量和响应时间之间有矛盾：响应时间小 -> 切换次数多 -> 系统内耗大 -> 吞吐量小

前台任务和后台任务的关注点不同：前台任务关注响应时间（从提交到相应的时间间隔），后台任务关注周转时间（从提交到完成的时间间隔）

需要综合考虑IO约束型任务和CPU约束型任务

 应该综合考虑花费时间短的程序优先执行来降低周转时间，划分时间片来降低响应时间，同时也应该为前台和后台应用划分优先级

6.进程同步与信号量

不同进程需要合作，例如打印机的打印队列与word文档之间的合作，这种同步是通过信号量控制的

进程同步就是控制进程交替执行的过程，保证多进程合作合理有序

假设有3个生产者进程P，1个消费者进程C，1个缓冲区，用信号量来表示缓冲区的状态，这些进程就可以通过信号量实现进程同步（也就是进程的等待和唤醒）

（1）缓冲区满，P1执行，P1发现缓冲区满所以sleep，设置sem=-1（有1个进程等待，缓冲区缺少１个位置）

（2）P2执行，P2 sleep，设置sem=-2（有2个进程等待）

（3）C执行，打印1份文件，缓冲区增加1个空间，wakeup P1，设置sem=-1

（4）C再执行，缓冲区又增加1个空间，wakeup P2，设置sem=0

（4）C再执行，不需要唤醒进程，设置sem=1（缓冲区盈余1个位置）

（5）P3执行，因为缓冲区还有内容，直接执行，设置sem=0

信号量的临界区保护

信号量是一个共有的变量，大家一起修改一起使用，多进程切换过程中可能存在问题。下面生产者P1和P2会修改empty信号量，调用生产者P1或P2时，他们都会首先读取现在的信号量，接下来将信号量-1，并把这个值赋回给公共的信号量。接下来右图给出了一种可能的调度，由于生产者P1在信号量-1之后没有将该信号量赋值给公共的信号量，此时发生调度转到了生产者P2，这就导致本来应该两个生产者使信号量-2，但实际上只-1

解决方法：写共享变量empty时阻止其他进程访问，即上锁的思想

临界区：一次只允许一个进程进入的该进程的那一段代码，在这里就是每个进程中修改empty的这段代码，这里最重要的工作就是找到进程临界区的代码。核心思想就是进程进入临界区代码时进行一些操作，退出临界区后再进行一些操作，基本原则是互斥进入，其次应该有空让进，并且是有限等待的。

下面是两种临界区控制的尝试，分别为轮换法和标记法。

轮换法： 使用turn变量控制进入。首先看互斥进入，如果P0进入说明turn=0，如果P1进入说明turn=1，满足互斥性，但是可能P0完成后将turn置为1，P1进程又在阻塞状态，就导致P1进程不使用临界区代码，P0进程又无法进入临界区代码，不满足有空让进

标记法：如果进程想要进入自己的临界区，就将自己的标记flag设置为true。首先看互斥性，如果P0进入说明flag[0]=true，flag[1]=false，如果P1进入说明flag[1]=true，flag[0]=false，满足互斥性。接下来看有空让进，两个进程都会检测对方是否想要进入临界区，如果想要进入就谦让，但有可能双方同时调整了自己的标志位，最后导致双方互相谦让，没有人能进入临界区，不满足无限等待

这两种标志太对称了，你也一样我也一样，最后卡死在这个地方

Peterson算法：如果P0想要进入临界区，修改P0的flag为true，并且修改turn下一次应该是进程1运行。

互斥性：

P0进入flag[0]=true，flag[1]=false或turn=0

P1进入flag[1]=true，flag[0]=false或turn=1

连起来看就是如果P0和P1同时进入时一定flag[0]=flag[1]=true，那么只能turn=0=1，矛盾，满足互斥性

有空让进：P1不在临界区时，出临界区设置flag[1]=false，入临界区前turn=0，P0都可以进入

无限等待：turn一定等于0或等于1，所以永远有一个可以进入

多个进程进入临界区的解决办法：

1.面包店算法。仍然是标记和轮转的结合，每个进程都会获得一个序号，序号最小的进入，进程离开时序号为0，不为0的号就是标记。每个进入商店的客户都会获得一个号码，号码小的先得到服务。互斥进入一定满足，因为大家号不一样，有空让进也满足，最小序号的进入，有限等待也满足，他是一个队列。但代码实现很复杂，有可能溢出，排号也很麻烦

2.硬件实现：最简单的办法实际上是阻止调度，临界区出现问题的根本原因是调度，另一个进程操作了一个共有的变量。硬件提供了cli()关中断和sti()开中断，可以在cpu硬件中加一个标记，但多CPU不太好使

3.硬件原子指令法：锁本质上就是一个变量，让其他代码不能同时执行这一段的代码，也就是这段代码不能因为调度被打断。硬件提供了一种一次执行完毕的指令，如果x是true，则该指令返回true，在while处空转；如果x是false，它会把x置为true，接下来返回false，进入临界区执行，但其它代码就无法进入了

7.信号量的代码实现

8.实验

1.尝试体验使用fork创建线程，main函数中实现了进程创建和执行不同的函数，cpuio_bound模拟了进程使用cpu和进行io

#include 
#include 
#include 
#include 

#define HZ    100

void cpuio_bound(int last, int cpu_time, int io_time);

int main(int argc, char * argv[])
{
    pid_t n_proc[10];    //子进程的PID号
    int i;
    for(i=0;i10;i++)
    {
        /*
         *fork()创建进程
         *返回值为0则创建子进程成功并从子进程返回
         *返回值为PID则是从父进程返回
         *返回值小于0表示进程创建失败
         */
        n_proc[i] = fork(); 
        if(n_proc[i] == 0)
        {
            // 从子进程返回会进入下面该代码区
            // 执行函数结束后return0结束子进程
            cpuio_bound(20, 2*i, 20-2*i);
            return 0;
        else if(n_proc[i] 0)
        {
            printf("Faild to fork child process %d!n", i+1);
            return -1;
        }
    }
    // 父进程执行完创建子进程后会进入该代码区打印子进程的PID
    for(i=0;i10;i++)
    {
        printf("Child PID: %dn", n_proc[i]);
    }
    wait(&i);
    return 0;
}

/*
 * 此函数按照参数占用CPU和I/O时间
 * last: 函数实际占用CPU和I/O的总时间，不含在就绪队列中的时间，>=0是必须的
 * cpu_time: 一次连续占用CPU的时间，>=0是必须的
 * io_time: 一次I/O消耗的时间，>=0是必须的
 * 如果last > cpu_time + io_time，则往复多次占用CPU和I/O
 * 所有时间的单位为秒
 */
void cpuio_bound(int last, int cpu_time, int io_time)
{
    struct tms start_time, current_time;
    clock_t utime, stime;
    int sleep_time;

    while (last > 0)
    {
        /* CPU Burst */
        times(&start_time);
        /* 其实只有t.tms_utime才是真正的CPU时间。但我们是在模拟一个
         * 只在用户状态运行的CPU大户，就像“for(;;);”。所以把t.tms_stime
         * 加上很合理。*/
        do
        {
            times(&current_time);
            utime = current_time.tms_utime - start_time.tms_utime;
            stime = current_time.tms_stime - start_time.tms_stime;
        } while ( ( (utime + stime) / HZ )   cpu_time );
        last -= cpu_time;

        if (last 0 )
            break;

        /* IO Burst */
        /* 用sleep(1)模拟1秒钟的I/O操作 */
        sleep_time=0;
        while (sleep_time  io_time)
        {
            sleep(1);
            sleep_time++;
        }
        last -= sleep_time;
    }
}                    

8.1实现进程的内核级切换 

 内核创建流程：通过 int0x80  中断进入 system_call 汇编函数，根据 __NR_fork  号调用 sys_fork  函数，该函数中调用了 copy_process 函数来创建自己的内核栈并牵手父进程的用户栈

 内核级线程切换流程： schedule 函数找到下一进程的PCB（进程控制块）和LDT（局部描述符），调用 switch_to 汇编函数进行PCB和内核栈的切换，并弹出回用户栈 

 Linux0.11中的 switch_to 是使用Intel提供的 ljmp 指令完成的，它将TSS中保存的寄存器映像完全覆盖到CPU中实现进程切换，但这个指令大约需要200个时钟周期，执行时间很长，本次实验主要目的是：

• （1）重写 switch_to
• （2）将重写的 switch_to 和 schedule() 函数接在一起
• （3）修改 fork()

现在不使用 TSS 进行切换，而是采用切换内核栈的方式来完成进程切换，所以在新的 switch_to 中将用到当前进程的 PCB、目标进程的 PCB、当前进程的内核栈、目标进程的内核栈等信息（内核栈中记录了用户栈和用户代码两部分内容；PCB中记录了进程相关信息，如进程状态，PID，I/O等）。

Linux 0.11 进程的内核栈和该进程的 PCB 在同一页内存上（一块 4KB 大小的内存），其中 PCB 位于这页内存的低地址，栈位于这页内存的高地址；另外，由于当前进程的 PCB 是用一个全局变量 current 指向的，所以只要告诉新 switch_to()函数一个指向目标进程 PCB 的指针就可以了。同时还要将 next 也传递进去，虽然 TSS(next)不再需要了，但是 LDT(next)仍然是需要的，也就是说，现在每个进程不用有自己的 TSS 了，因为已经不采用 TSS 进程切换了，但是每个进程需要有自己的 LDT，地址分离地址还是必须要有的，而进程切换必然要涉及到 LDT 的切换。（整个系统中一个处理器只有一个GDT（全局描述符），每个程序对应一个LDT（局部描述符），包含其代码、数据、堆栈等）

8.1.1修改switch_to汇编代码

首先修改 kernel/system_call.s 中的 switch_to 这段汇编代码

switch_to:
// 因为该汇编函数在c语言中调用，所以需要手动处理栈帧
    pushl %ebp
    movl  %esp,%ebp
    pushl %ecx
    pushl %ebx
    pushl %eax
    movl  8(%ebp),%ebx
    cmpl  %ebx,current
    je    1f

// --------pcb切换--------
    movl  %ebx,%eax
    xchgl %eax,current

// ----TSS中内核栈指针重写-----
    movl tss,%ecx
    addl $4096,%ebx
    movl %ebx,ESP0(%ecx)


// -------切换内核栈-------
    movl %esp,KERNEL_STACK(%eax)
    movl 8(%ebp),%ebx
    movl KERNEL_STACK(%ebx),%esp


// --------切换LDT--------
    movl 12(%ebp),%ecx
    lldt %cx
    movl $0x17,%ecx
    mov  %cx,%fs
    cmpl %eax,last_task_used_math
    jne  1f
    clts

1:
    popl %eax
    popl %ebx
    popl %ecx
    popl %ebp
    ret

 switch_to这段代码在 schedule 函数中进行调用，首先将当前ebp指向的帧指针地址压入内核栈，之后将当前esp指向的地址赋值给帧指针，此时ebp指向的内存地址保存的是上一个帧指针的位置

接下来进行了三次压栈操作，分别将三个寄存器的值保存到内核栈中

    pushl %ebp     movl  %esp,%ebp
    pushl %ecx     pushl %ebc          pushl %eax

第一行将ebp+8位置的值放到寄存器ebx中，然后对比ebx和全局变量current的值，如果相同则是同一进程，直接跳出该部分代码（下图第1列）

第二行代码实现了ebx -> eax, eax和current交换，也就是此时ebx和current都指向下一进程的PCB，eax指向当前进程的pcb（下图第2列）

第三行，虽然现在不使用TSS进行进程切换，但这种中断机制还需要保持，我们在 sched.c 中定义了全变量 struct tss_struct *tss=&(init_task.task.tss) ，也就是0号进程的TSS，所有进程共用这个TSS（下图第3列）

ebx指向PCB地址，Linux0.11中进程的内核栈和PCB放在一块大小为4K的内存段中，高地址开始是内核栈，低地址开始是PCB，所以ebx+4096实际上就是内核栈的地址，其中 ESP0=4 ，因为TSS中内核栈指针esp0就放在偏移为4的地方，也就是我们将内核栈的地址赋给了TSS中的内核栈地址，实现了内核栈指针的重写

    movl  8(%ebp),%ebx      cmpl  %ebx,current      je   1f
    movl  %ebx,%eax         xchgl %eax,current
    movl  tss,%ecx          addl $4096,%ebx         movl %ebx,ESP0(%ecx)

/* linux/sched.h */
struct tss_struct {
    long    back_link;
    long    esp0;
    /* ...... */
}

movl %esp,KERNEL_STACK(%eax)    movl 8(%ebp),%ebx    movl KERNEL_STACK(%ebx),%esp
movl 12(%ebp),%ecx              lldt %cx             movl $0x17,%ecx                 mov  %cx,%fs

/* linux/sched.h */
struct task_struct {
long state;
long counter;
long priority;
long kernelstack;    // 需要增加变量
/* ...... */
}

至此 switch_to 汇编代码全部写完，我们需要给他添加全局标识符以及定义用到的变量

 因为PCB结构增加了kernelstack，所以0号进程的PCB初始化时也应该改变，以及信号量对应的位置需要改变

8.1.2 修改fork.c代码

我们修改完swtich_to汇编代码实际上实现了内核级线程的切换，同样我们创建线程的时候也需要构造出相同的样子。第一段代码是sys_fork系统调用函数，下面是fork.c中copy_process()函数的完整代码，调用了一个汇编函数。

sys_fork:
    call find_empty_process
    testl %eax,%eax
    js 1f
    push %gs
    pushl %esi
    pushl %edi
    pushl %ebp
    pushl %eax
    call copy_process
    addl $20,%esp
1:    ret

// 添加外部声明, 这里使用了一段汇编来实现弹出栈信息到寄存器
extern long first_return_from_kernel(void);

int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,
        　 　 　　long ebx,long ecx,long edx,
       　　  　　 long fs,long es,long ds,
       　　　  　 long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss)
{
    struct task_struct *p;
    int i;
    struct file *f;

    p = (struct task_struct *) get_free_page();

    if (!p)
        return -EAGAIN;
    task[nr] = p;

    *p = *current;    /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */
    p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
    p->pid = last_pid;
    p->father = current->pid;
    p->counter = p->priority;
    p->signal = 0;
    p->alarm = 0;
    p->leader = 0;        /* process leadership doesn't inherit */
    p->utime = p->stime = 0;
    p->cutime = p->cstime = 0;
    p->start_time = jiffies;

    // 初始化内核栈 
    long* krnstack;
    // 这里PAGE_SIZE是4096, p是PCB的地址，PCB地址加上4096就是内核栈地址
    krnstack = (long*) (PAGE_SIZE + (long)p);

    // ss和sp等都是 copy_process() 函数的参数，来自父进程内核栈
    *(--krnstack) = ss & 0xffff;
    *(--krnstack) = esp;
    *(--krnstack) = eflags;
    *(--krnstack) = cs & 0xffff;
    *(--krnstack) = eip;

    // “内核级线程切换五段论”中的最后一段切换，即完成用户栈和用户代码的切换
    // 依靠的核心指令就是 iret，回到用户态程序，当然在切换之前应该恢复一下执行现场，主要就是
    // eax,ebx,ecx,edx,esi,edi,gs,fs,es,ds 等寄存器的恢复.
    *(--krnstack) = ds & 0xffff;
    *(--krnstack) = es & 0xffff;
    *(--krnstack) = fs & 0xffff;
    *(--krnstack) = gs & 0xffff;
    *(--krnstack) = esi;
    *(--krnstack) = edi;
    *(--krnstack) = edx;

    // 处理 switch_to 返回，即结束后 ret 指令要用到的，ret 指令默认弹出一个 EIP 操作
    *(--krnstack) = (long)first_return_from_kernel;

    // swtich_to 函数中的 “切换内核栈” 后的弹栈操作
    *(--krnstack) = ebp;
    *(--krnstack) = ecx;
    *(--krnstack) = ebx;
    *(--krnstack) = 0;              

    // 存放在 PCB 中的内核栈指针 指向 初始化完成时内核栈的栈顶
    p->kernelstack = krnstack;
    if (last_task_used_math == current)
        __asm__("clts ; fnsave %0"::"m" (p->tss.i387));
    if (copy_mem(nr,p)) {
        task[nr] = NULL;
        free_page((long) p);
        return -EAGAIN;
    }
    for (i=0; i
        if ((f=p->filp[i]))
            f->f_count++;
    if (current->pwd)
        current->pwd->i_count++;
    if (current->root)
        current->root->i_count++;
    if (current->executable)
        current->executable->i_count++;
    set_tss_desc(gdt+(nr1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));
    set_ldt_desc(gdt+(nr1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));
    p->state = TASK_RUNNING;    /* do this last, just in case */
    return last_pid;
}

8.1.3 修改sched.c函数

我们已经完成了关键的switch_to汇编代码编写，使得系统可以不使用TSS而是用内核级线程切换；同时我们也完成了fork.c函数的修改，使得我们创建的内核级线程对应了我们switch_to需要的样子。

最后我们对sched.c进行修改，首先声明外部函数switch_to，需要传入当前PCB地址以及LDT地址，然后声明我们在switch_to中需要的全局变量tss地址，最后修改schedule函数中的句子。