switch_to及ret_from_sys_call控制任务的切换与返回

当进程A在用户态下执行着，出现了系统调用（int 0x80），CPU转而执行_system_call（system_call.s L80）中断处理过程，

_system_call 保持了进程A在用户态时的现场信息，然后执行call _sys_call_table(, %eax, 4)指令，当执行完本指令时，进程

A请求的系统调用已经完成了，_system_call剩下的代码是该系统调用中断处理过程的退出阶段。

当执行到jne reschedule时，处于内核态的进程A希望主动放弃CPU，实现进程调度，reschedule代码如下：

reschedule:

pushl $ret_from_sys_call

jmp _schedule

先将ret_from_sys_call地址入栈，然后跳转到sched.c L104 函数schedule入口处执行该函数，当执行到switch_to(next)时，

如果此时next = B，意味着CPU的使用权将从进程A切换到进程B，当在switch_to(next)中执行完指令ljmp %0/n/t时，此时

CPU自动将进程A的内核态现场环境保存到A对应的tss中，例如将ss, esp保存为进程A内核态堆栈，

将cs保存为0x0008(内核代码段)将eip保存为switch_to(next)中指令cmpl %%ecx,_last_task_used_math/n/t的地址

（即当下一次CPU重新切换到进程A时， 即将执行的指令）。

当CPU将进程A内核态的现在保存完毕时，又自动将进程B对应的tss中的现在信息加载到CPU的寄存器中，

这样CPU就开始执行进程B的指令了。

一段时间后，CPU控制权再次切换到进程A中（此时进程A处于内核态，进程A之前占有CPU的进程X执行了switch_to(B)），

此时cs = 0x0008，eip等于指令cmpl %%ecx,_last_task_used_math/n/t的地址，故而进程A执行指令cmpl %%

ecx,_last_task_used_math，接着执行jne 1f/n/t，clts/n，当执行完clts/n指令后，接着执行ret指令，此时eip等于

ret_from_sys_call的地址，故而函数schedule执行完毕，程序返回到ret_from_sys_call处继续执行。

执行movl _current, %eax，_current指向进程A的struct tast_struct（进程A的任务数据结构），如果是进程A是任务0，则

立即跳出进程A的系统调用中断处理程序；执行cmpw $0x0f,CS(%esp)，如果进程A用户态的cs不是普通用户代码段，则退出；

执行cmpw $0x17,OLDSS(%esp)，如果进程A用户态堆栈不在用户数据段中，则退出。

当排除了以上可能后，确定了进程A是一个普通的用户态进程（区别于cs=0x08,ds=ss=0x10的进程--内核进程

（这个称呼可能不准确）），然后进行信号量处理，处理完信号量后，执行L121处标号3的代码，进程A的系统调用中断处理程序

全部结束，进程A从内核态返回当用户态，继续执行下一条指令。

附：

switch_to

#define switch_to(n) {\
struct {long a,b;} __tmp; \
__asm__("cmpl %%ecx,_current\n\t" \
"je 1f\n\t" \
"movw %%dx,%1\n\t" \
"xchgl %%ecx,_current\n\t" \
"ljmp %0\n\t" \
"cmpl %%ecx,_last_task_used_math\n\t" \
"jne 1f\n\t" \
"clts\n" \
"1:" \
::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b), \
"d" (_TSS(n)),"c" ((long) task
)); \
}