前言在前面，我们已经实现了抢占式任务，但是依然有很多的问题。 如果，两个任务不相关，也就是说没有数据上面的交互，那么是没有问题的。但是一旦涉及到访问共享资源，比如终端，就会出现问题： 1234567891011121314151617Task 0: Running...Task 0timer interruption!tick: 288Task 1: Running...Task 1: Runni

前言关于任务如何切换，可以分为三种： 抢占式：任务自己不能决定是否让出，由外部原因引起； 协作式：任务自己放弃 CPU； 兼容协作式：抢占式任务的同时，自己还可以自愿放弃。 关于协作式，前面已经提到了。task0 通过 yield 来放弃当前 CPU。 与定时器配合抢占式可以基于时钟中断来实现，通过不断地产生时钟中断来做到任务切换。 思路大致为，当时钟中断到达的时候，进入到 trap_vect

CLINTRISC-V 规范规定，CLINT 的寄存器编址采用内存映射（memory map）方式。具体寄存器编址采用 base + offset 的格式，且 base 由各个特定 platform 自己定义。针对QEMU-virt，其 CLINT 的设计参考了 SFIVE，base 为 0x2000000。 相关寄存器mtime系统全局唯一，在 RV32 和 RV64 上都是 64-bit。系统

RISC-V 中断（Interrupt）的分类一共有三种中断： 本地软件中断； 本地时钟中断； 外部中断； 中断的控制很复杂，具有多个级别的开关，以确保系统能够灵活、高效地处理各种中断： 1. 设备级别： 这是中断控制的最底层。每个外围设备（例如，UART、SPI、GPIO）都有自己的中断使能位。 通过设置这些位，可以控制设备是否能够产生中断请求。 如果设备级别的中断被禁用，即使设备产生了中

trap 和 exception 相关寄存器不管是 trap 还是 exception，大致处理流程都是一致的。 mcause当 trap 发生时，hart 会设置该寄存器通知我们 trap 发生的原因。最高位 Interrupt 为 1 时标识了当前 trap 为 interrupt，否则是 exception。剩余的 Exception Code 用于标识具体的 interrupt 或者 ex

多任务首先创造两个任务： 12345678910111213141516171819void user_task0(void){ uart_puts("Task 0: Created!\n"); while (1) { uart_puts("Task 0: Running...\n"); task_delay(DELAY); tas

ContextOS 中实际上并没有什么线程、进程，不过是一个个不同的上下文而已。 上下文非常重要，任务 A 和任务 B 的切换，核心就是保存 A 的上下文、恢复 B 的上下文。 在之前的 MIPS yieldOS 中，已经实现过上下文以及上下文的切换了，本质都是差不多的。 1234567891011121314151617181920212223242526272829303132333435/*

内存的组织kernel 跑起来之后，要在 kernel 中运行一些程序，这些程序有的会使用堆区、有的仅仅使用栈区。因此，组织这些内存很重要。 初始的组织，要使用链接脚本。链接脚本告诉编译器 OS 的代码段、数据段、bss 等位置在哪里。另外，编译器还提供了可以在 ld 脚本中使用的一些命令，比如一个简单的脚本如下： 12345678910111213141516171819202122232425

启动最简单的 OS这个 OS 超级简单，就是一个裸机程序： 1234void start_kernel(void){ while (1) {}; // stop here!} 我们只需要将这个程序编译成二进制文件，然后丢给 qemu，就可以跑了。 但是，本节会提到一个大大的问题，这个问题在上一个博客中并没有提到。 CPU 是多核心的如果在多核心上启动一个 k

写的 OS 如何运行？如果写过 CPU，那就会明白，OS 和其它裸机程序几乎没有什么区别。当然，复杂的 OS 可能引入各种模式，比如 S-mode，但这不影响 OS 是一个比较复杂的裸机程序的事实。 因此，写好的 OS 加载到内存中，让 CPU 的 PC 指向 OS 的第一条指令，然后开始运行，OS 就成功运行了。 根据以上判断，OS 想要跑起来，需要： 一个 CPU； 一个 RAM。 有一个