随着处理器主频的越来越高，每次读写一次磁盘要耗费很多个时钟周期来等待磁盘操作的完成，与其傻傻等待，在这等待的过程中我们可以做更多有意义的事情，如当第一个程序需要等待输入输出的时候，切换到第二个程序来运行，第二个程序也等待输入输出的时候就可以切换到第三个程序，以此类推。
这就是多道程序的思想，要实现一个多道程序操作系统, 我们只需要实现以下两点就可以了:
在内存中可以同时存在多个进程在满足某些条件的情况下, 可以让执行流在这些进程之间切换
什么是进程？ 进程 = 程序 + 执行
进程是执行中的程序，除了可执行代码外还包含进程的活动信息和数据，比如用来存放函数变量、局部变量、返回值的用户栈，存放进程相关数据的数据段，内核中进程间切换的内核栈，动态分配的堆。
上下文切换
在yield-os.c中构建了两个执行流，不断交替输出A和B，基本原理就是进程A运行的时候触发了系统调用，通过自陷指令陷入到内核中，根据__am_asm_trap(),A的上下文结构(Context)将会被保存在A的栈上。系统调用完后通过__am_asm_trap()恢复A的上下文，如果此时不恢复A的上下文，而是恢复B的上下文，那么执行完__am_asm_trap()
来看下yield-os.c执行流是如何进行进程切换的。首先贴出它的代码。
这个PCB是union类型的，而不是struct类型的，原因如下：定义数据的时候把PCB的stack栈空间和cp 记录上下文指针的元数据存放在同一块内存上。即pcb.stack占满整个PCB内存,然后PCB.CP放在内存的栈底。这样在上下文恢复时用 cp 指向的地址就能直接恢复栈上保存的 Context。
#define STACK_SIZE (4096 * 8)
typedef union {
uint8_t stack[STACK_SIZE];
struct { Context *cp; }; //(context pointer)来记录上下文结构的位置
} PCB;
int main() {
cte_init(schedule);
pcb[0].cp = kcontext((Area) { pcb[0].stack, &pcb[0] + 1 }, f, (void *)1L);
pcb[1].cp = kcontext((Area) { pcb[1].stack, &pcb[1] + 1 }, f, (void *)2L);
yield();
panic("Should not reach here!");
}第一件事先初始化一下CTE
cte_init的作用是定义了待会跳转去异常处理的地址传给mtvec，然后注册回调函数shedule`
bool cte_init(Context*(*handler)(Event, Context*)) {
// initialize exception entry
asm volatile("csrw mtvec, %0" : : "r"(__am_asm_trap)); //把amasmtrap的地址传给mtvec
user_handler = handler;
return true;
}这个
static Context *schedule(Event ev, Context *prev) {
current->cp = prev;
current = (current == &pcb[0] ? &pcb[1] : &pcb[0]);
return current->cp;
}然后把执行完cte_init(schedule)之后到了
pcb[0].cp = kcontext((Area) { pcb[0].stack, &pcb[0] + 1 }, f, (void *)1L);
pcb[1].cp = kcontext((Area) { pcb[1].stack, &pcb[1] + 1 }, f, (void *)2L);先来看下kcontext()的代码。第一个参数{ pcb[0].stack, &pcb[0] + 1 }就是栈空间，随后将函数名当成指针，函数f 会自动"退化"为指向该函数的指针。于是此时entry就是f了。如果指针后面赋值为mepc=(uintptr_t)entry，那么就会自动执行函数f，带上参数1。
下一行同理
Context *kcontext(Area kstack, void (*entry)(void *), void *arg) {
Context *cp = (Context *)(kstack.end - sizeof(Context));
cp->mepc = (uintptr_t)entry;
cp->mstatus = 0x1800;
cp->gpr[10] = (uintptr_t)arg; //a0传参
return cp;
}随后陷入yield()
void yield() {
#ifdef __riscv_e
asm volatile("li a5, -1; ecall");
#else
asm volatile("li a7, -1; ecall");
#endif
}于是进行ecall指令
INSTPAT("0000000 00000 00000 000 00000 11100 11", ecall , I, s->dnpc = isa_raise_intr(11,s->pc);etrace());然后调用isa_raise_intr(11,s->pc)函数。
word_t isa_raise_intr(word_t NO, vaddr_t epc) {
/* TODO: Trigger an interrupt/exception with ``NO''. 待办事项：使用"NO"触发中断/异常。
* Then return the address of the interrupt/exception vector. 然后返回中断/异常向量的地址
*/
cpu.mstatus = 0x00001800;
cpu.mepc = epc;
cpu.mcause = NO;
return cpu.mtvec;
}此时PC会跳转到之前定义的mtvec中，也就是cte_init中的__am_asm_trap函数。
__am_asm_trap:
addi sp, sp, -CONTEXT_SIZE
MAP(REGS, PUSH)
csrr t0, mcause
csrr t1, mstatus
csrr t2, mepc
STORE t0, OFFSET_CAUSE(sp)
STORE t1, OFFSET_STATUS(sp)
STORE t2, OFFSET_EPC(sp)
# set mstatus.MPRV to pass difftest
li a0, (1 << 17)
or t1, t1, a0
csrw mstatus, t1
mv a0, sp
call __am_irq_handle
mv sp, a0
LOAD t1, OFFSET_STATUS(sp)
LOAD t2, OFFSET_EPC(sp)
csrw mstatus, t1
csrw mepc, t2
MAP(REGS, POP)
addi sp, sp, CONTEXT_SIZE
mret这个函数作用之前讲过了，将上下文保存在栈上，然后调用handler之后还原现场，但此时我们把a0作为参数给sp，那就能做到线程切换，具体来看代码。会跳转到__am_irq_handle这个函数，看看他的源码。
Context* __am_irq_handle(Context *c) {
if (user_handler) {
Event ev = {0};
switch (c->mcause) {
case 11:
ev.event=EVENT_YIELD;
if(c->GPR1!=-1)
ev.event = EVENT_SYSCALL;
c->mepc += 4;
break;
default: ev.event = EVENT_ERROR; break;
}
//printf("mcause = %s\n",c->mcause);
c = user_handler(ev, c); //调用之前注册的handler
assert(c != NULL);
}
return c;
}目前识别出是yield之后然后调用之前注册的回调函数。也就是shedule
static Context *schedule(Event ev, Context *prev) {
current->cp = prev;
current = (current == &pcb[0] ? &pcb[1] : &pcb[0]);
return current->cp;
}可以看到cte_init()在trace中是这么传递参数的。
意思就是根据riscv地abi切换a0的值，也就是切换线程，随后
mv sp, a0
LOAD t1, OFFSET_STATUS(sp)
LOAD t2, OFFSET_EPC(sp)
csrw mstatus, t1
csrw mepc, t2
MAP(REGS, POP)
addi sp, sp, CONTEXT_SIZE
mret恢复现场，切换为B线程，也就是所有寄存器，什么通用寄存器堆，mepc,mcause, mstatus, mepc都一模一样。
然后调用mret，pc变成cpu.mepc，于是跳到刚刚kcontext定义的entry中，也就是f函数里面，然后判断参数是多少进行对应的输出之后又陷入到yield，一直循环。