Prayer

【NOTE4】

首先必须有一点要清楚，函数的返回值是储存在寄存器eax中的。

其次，当fork返回时，新进程会返回0是因为在初始化任务结构时，将eax设置为0；

在fork中，把子进程加入到可运行的队列中，由进程调度程序在适当的时机调度运行。也就是从此时开始，当前进程分裂为两个并发的进程。

无论哪个进程被调度运行，都将继续执行fork函数的剩余代码，执行结束后返回各自的值。

【NOTE5】

对于fork来说，父子进程共享同一段代码空间，所以给人的感觉好像是有两次返回，其实对于调用fork的父进程来说，如果fork出来的子进程没有得到 调度，那么父进程从fork系统调用返回，同时分析sys_fork知道，fork返回的是子进程的id。再看fork出来的子进程，由 copy_process函数可以看出，子进程的返回地址为ret_from_fork（和父进程在同一个代码点上返回），返回值直接置为0。所以当子进 程得到调度的时候，也从fork返回，返回值为0。
关键注意两点：1.fork返回后，父进程或子进程的执行位置。（首先会将当前进程eax的值做为返回值）2.两次返回的pid存放的位置。（eax中）

进程调用copy_process得到lastpid的值（放入eax中，fork正常返回后，父进程中返回的就是lastpid）
子进程任务状态段tss的eax被设置成0，
fork.c 中
p->tss.eax=0;（如果子进程要执行就需要进程切换，当发生切换时，子进程tss中的eax值就调入eax寄存器，子进程执行时首先会将eax的内容做为返回值）
当子进程开始执行时，copy_process返回eax的值。
fork()后,就是两个任务同时进行,父进程用他的tss,子进程用自己的tss,在切换时,各用各的eax中的值.

所以，“一次调用两次返回”是2个不同的进程！

看这一句：pid＝fork()
当执行这一句时，当前进程进入fork()运行，此时，fork()内会用一段嵌入式汇编进行系统调用：int 0×80（具体代码可参见内核版本0.11的unistd.h文件的133行_syscall0函数）。这时进入内核根据此前写入eax的系统调用功能号 便会运行sys_fork系统调用。接着，sys_fork中首先会调用C函数find_empty_process产生一个新的进程，然后会调用C函数 copy_process将父进程的内容复制给子进程，但是子进程tss中的eax值赋值为0（这也是为什么子进程中返回0的原因），当赋值完成 后，copy_process会返回新进程（该子进程）的pid，这个值会被保存到eax中。这时子进程就产生了，此时子进程与父进程拥有相同的代码空 间，程序指针寄存器eip指向相同的下一条指令地址，当fork正常返回调用其的父进程后，因为eax中的值是新创建的子进程号，所以，fork()返回 子进程号，执行else（pid>0）;当产生进程切换运行子进程时，首先会恢复子进程的运行环境即装入子进程的tss任务状态段，其中的 eax值(copy_process中置为0)也会被装入eax寄存器，所以，当子进程运行时，fork返回的是0执行if(pid==0)。

【NOTE5】

理解它关键在于理解堆栈的切换和压栈，弹栈!

关于子进程的返回:
子进程复制了父进程的栈内容，从高到低
SS
ESP
EFLAGS
CS
EIP —–此是int 0×80 的下一条指令，也是子进程开始执行的地方！！！！
DS
ES
FS
EDX
ECX
EBX
GS
ESI
EDI
EBP
EAX(0)

由于 EAX = 0,所以子进程返回 0 给 fork.

注：新进程的用户栈设为其父进程的用户栈(最后弹出的SS,ESP)。如果父子进程以copy_on_write方式共用用户堆栈
(Linux之下就是这样的)，而且在此之前父进程修改了该堆栈(如果父进程先返回，这几乎是肯定的），那么，系统已经为父进程创建了该用户栈的副本，父进程原来的用户栈留给了子进程。那么新进程的系统栈已经清空，新进程回到了用户态，返回到了函数fork。