接上文：http://www.cnblogs.com/SuperXJ/archive/2010/12/02/1894639.html

                                                                                                                                     xiongjian

                                                                                                                           2010.12.22  msn:cug@live.cn

 

10 下面开始进程，首先引入几个基本原则：

              1)进程表A用来保存进程A的信息和进程A切换时，保存当前A运行时寄存器信息。定义为： PROCESSproc_table[1024]; 表示系统最多可以有1024个进程，PROCESS里面就保存了本进程运行时的各个寄存器信息（这样可以在进程切换回来的时候返回寄存器信息），该进程对应的LDT描述符（一般指向代码段和数据段），最后还有一个指向GDT中该进程位置的描述符。

实现一个最简单的进程切换系统，需要下面3个子模块： 

时钟中断处理程序/进程调度模块/至少1个主进程和2个子进程

一个进程(ring1)的最小需要的元素为进程执行体，堆栈大小和位置。另外需要GDT中有一个选择符指向一个该进程的LDT。在时钟中断发生时，时钟中断处理函数（ring0）将esp指向将要运行的进程在进程表中的位置。

       当做到这里，系统应该可以定时触发时间中断处理函数，时间中断处理函数会轮流的调用进程A和B了。（这也是个ring0到ring1直接相互切换的过程）

 

到此为止，操作系统的启动可以高于段落。

 

其他需要注意的是：系统调用 

系统调用的简单实现就是进程（ring1）将参数例如：num，保存在寄存器中，然后自己产生一个中断，例如int 100h.表示软件发生100H号中断（假设中断处理函数为sys_call）。

 

I/O system（注意以下都是微内核形态） 

IO首先第一个想到的就是键盘，其实键盘驱动非常简单，只要注意以下几个方面即可：

1 建立键盘中断处理函数

2 打开8259a的键盘中断

3 解析中断发生时的数据以确定用户按下的具体按键

4 键盘有一个缓冲区，用于保存用户按键信息，驱动需要及时的吧这个缓冲区的数据读取出来，如果不是一个完整数据，需要做临时缓存。

 

系统有一个固定的显存内存位置，显示的最基本原理就是N个字节里面保存字符和颜色信息，最常见的是的565色。Linux的多终端机制的一般规则为多个终端对应一个屏幕，用户在使用一个屏幕的时候，可以随时切换到其他屏幕而好像是切换了用户一样。实现这样机制的一个进程叫做TTY进程，他作为第一个微内核以为的系统进程而存在，已区别于一般的用户进程。下面就来看看他的大概实现思路：

       Tty_task()
       {

              Init_keyboard();

              For(循环3次) init_tty(i);

              While(1)

              {

                     //依次遍历每一个tty

                     For(I= 0; i<3 ; i++)

                     {

                            Tty_read(i);//如果当前活跃的tty是我，则从键盘驱动中读取键盘缓存

                            In_process(i,key); //将读出的缓存存放到当前tty的缓存中，另外处理alt+Fn的切换控制台命令(即Fn)

                            Tty_write(i);

                     }

              }

       }

 

微内核有MM和FS，分别为内存管理进程和文件系统进程，下面看看一个微内核是如何实现进程创建的。

²       1 用户调用fork函数

²       2 fork调用sys_call(MM, FORK);  //表示消息要发给MM进程，消息内容为FORK,内部通过send_recv实现，即先发送在接收消息

²       3 send_recv内部使用int触发IDT中的一个中断，假设中断处理函数为s_call（ｒｉｎｇ０）

²       4 s_call内部会将消息从寄存器中取出，并向ＭＭ进程发送消息（msg_send() ）.

²       5  msg_send(sender, dest, msg) //发送者/接收者/要发送的消息体   ××发送消息××

       {

                 检查发送者和接收者不能相等

                     检查是否会发生死锁，例如A->B->A  即A和B在同时相互发送消息，AB进程都会堵死在发送程序处。

                     If(接收者是处理RECEIVE状态)

                     {

                            在线性地址（物理地址）层面将要发送的消息复制到接收者的缓存中（虚拟地址-）线性地址）。因为发送者的消息是存放在物理地址里面的，所以必须要找到消息的物理位置才能将消息复制到接收者进程。

                     }     

                     Else 发送者处于SEND状态，并等待一直到接收者处于RECEIVE为止，通过调用进程调度进程实现。

         }

²       6 通过msg_send的调用，在物理地址层面，消息就被复制到了接收进程中（消息可以保持在接收进程的进程表项中）。下面看看接受进程：接收进程调用msg_recv来阻塞的接收消息

msg_recv(接收者，发送者，接收消息的指针m)

{

       If(接收者有来自硬件的消息)

       If(接收者队列里有消息) 将接收到的消息复制到m里。

       Else (没有消息) 阻塞

}

²       7 到目前为止，进程可以实现发送和接收消息了。实现的根本原理还是通过物理地址的消息复制。 现在的进程有了以下状态：发送（消息）状态，接收（消息）状态，运行状态，休眠状态。 其中 发送/接收/休眠状态都不会获得CPU运行机会。

 

，同时ＭＭ进程会不停的查询，如果有消息，则调用ｄｏ＿ｆｏｒｋ真正创建进程。

 

从这一系列流程可以看出，微内核仅仅给上层发送和接收消息２个接口，而不关心具体实现。具体的实现是他们通过参数传给具体的ｒｉｎｇ１进程（例如ＦＳ，ＭＭ……）来实现。

 

以上就是微内核的思想，同时也是一个简单同步ＩＰＣ思想。

 

 

未完待续（文件系统+内存管理）