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(;