note4】
首先必須有一點要清楚，函式的返回值是儲存在暫存器eax中的。
其次，當fork返回時，新程序會返回0是因為在初始化任務結構時，將eax設定為0；
在fork中，把子程序加入到可執行的佇列中，由程序排程程式在適當的時機排程執行。也就是從此時開始，當前程序**為兩個併發的程序。
無論哪個程序被排程執行，都將繼續執行fork函式的剩餘**，執行結束後返回各自的值。
【note5】
對於fork來說，父子程序共享同一段**空間，所以給人的感覺好像是有兩次返回，其實對於呼叫fork的父程序來說，如果fork出來的子程序沒有得到 排程，那麼父程序從fork系統呼叫返回，同時分析sys_fork知道，fork返回的是子程序的id。再看fork出來的子程序，由 copy_process函式可以看出，子程序的返回位址為ret_from_fork（和父程序在同乙個**點上返回），返回值直接置為0。所以當子進 程得到排程的時候，也從fork返回，返回值為0。
關鍵注意兩點：1.fork返回後，父程序或子程序的執行位置。（首先會將當前程序eax的值做為返回值）2.兩次返回的pid存放的位置。（eax中）
程序呼叫copy_process得到lastpid的值（放入eax中，fork正常返回後，父程序中返回的就是lastpid）
子程序任務狀態段tss的eax被設定成0，
fork.c 中
p->tss.eax=0;（如果子程序要執行就需要程序切換，當發生切換時，子程序tss中的eax值就調入eax暫存器，子程序執行時首先會將eax的內容做為返回值）
當子程序開始執行時，copy_process返回eax的值。
fork()後,就是兩個任務同時進行,父程序用他的tss,子程序用自己的tss,在切換時,各用各的eax中的值.
所以，「一次呼叫兩次返回」是2個不同的程序！
看這一句：pid＝fork()
當執行這一句時，當前程序進入fork()執行，此時，fork()內會用一段嵌入式彙編進行系統呼叫：int 0×80（具體**可參見核心版本0.11的unistd.h檔案的133行_syscall0函式）。這時進入核心根據此前寫入eax的系統呼叫功能號 便會執行sys_fork系統呼叫。接著，sys_fork中首先會呼叫c函式find_empty_process產生乙個新的程序，然後會呼叫c函式 copy_process將父程序的內容複製給子程序，但是子程序tss中的eax值賦值為0（這也是為什麼子程序中返回0的原因），當賦值完成 後，copy_process會返回新程序（該子程序）的pid，這個值會被儲存到eax中。這時子程序就產生了，此時子程序與父程序擁有相同的**空 間，程式指標暫存器eip指向相同的下一條指令位址，當fork正常返**用其的父程序後，因為eax中的值是新建立的子程序號，所以，fork()返回 子程序號，執行else（pid>0）;當產生程序切換執行子程序時，首先會恢復子程序的執行環境即裝入子程序的tss任務狀態段，其中的 eax值(copy_process中置為0)也會被裝入eax暫存器，所以，當子程序執行時，fork返回的是0執行if(pid==0)。
【note5】
理解它關鍵在於理解堆疊的切換和壓棧，彈棧!
關於子程序的返回:
子程序複製了父程序的棧內容，從高到低
ssesp
eflags
cseip 此是int 0×80 的下一條指令，也是子程序開始執行的地方！！！！
dses
fsedx
ecxebx
gsesi
ediebp
eax(0)
由於 eax = 0,所以子程序返回 0 給 fork.
注：新程序的使用者棧設為其父程序的使用者棧(最後彈出的ss,esp)。如果父子程序以copy_on_write方式共用使用者堆疊
(linux之下就是這樣的)，而且在此之前父程序修改了該堆疊(如果父程序先返回，這幾乎是肯定的），那麼，系統已經為父程序建立了該使用者棧的副本，父程序原來的使用者棧留給了子程序。那麼新程序的系統棧已經清空，新程序回到了使用者態，返回到了函式fork。
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