上下文切换与线程派发

切换的是执行位置及其环境，不是复制整份进程内存。A的堆通常仍留在原处；内核保存足够的信息，使A下次能从原调用层级接着做。不同进程需要切换地址空间，同进程线程可以共享地址空间而只换寄存器与栈。

调度政策决定下一位是谁，切换机制负责真的把那一位恢复正确。轮转、优先级与最短作业策略可以使用同一机制；把它们都归结为“保存PC”会漏掉栈、寄存器和资源身份。

输入等待与定时器抢占 ​

初始P运行，Q就绪。P在内核read中发现设备队列空，保存用户trap frame，其内核续点记为P:check_input。内核把P登记为等待输入并标BLOCKED，派发Q。此时CPU使用Q的地址空间，即使P、Q都将在虚地址0x12AB访问，仍必须分别得到各自数据。

随后输入中断到来。处理器先保存Q的中断返回状态；驱动把字节放入输入队列并使P变为READY。OS-16选择让Q继续，不要求唤醒立即抢占。下一次时间片边界，Q变READY、P变RUNNING；P恢复到check_input，重新检查队列，取得字节，最后返回P的用户调用点。

把“中断返回”直接解释成“返回P”会在第三行出错：当时被打断的线程是Q，只有另一次明确派发才把CPU交给P。

检查到入睡之间不能漏通知 ​

若P先看到队列空，再无保护地稍后登记等待，中断可在两步之间放入字节并发现没有等待者。P随后睡去，输入虽已存在却无人再次唤醒它。正确做法让谓词检查、等待登记及交出保护锁构成不可丢通知的协议；这里复用条件变量理路条件变量Condition variable · Condition variable synchronization让线程原子地释放互斥锁并等待共享谓词可能变真的条件同步对象。已有的while重检逻辑，不把“发中断”当成自动消除竞争。

对N个READY线程，简单数组扫描派发可为O(N)，队列取首可为O(1)，但两者必须分别计入队列维护。保存固定数量寄存器的直接工作是常数，切换带来的TLB、缓存冷却和I/O等待并不因此是常数时间保证。

若OS-16采用轮转，每段运行不超过q时间单位，每次交接成本为c，且目标线程入队时CPU正在运行另一线程。设含当前运行者和目标在内，始终至多N个可运行线程，目标排在队尾，等待期间无新线程插队或优先级抢占。目标之前至多有N−1段运行及N−1次交接，因此等待上界为(N−1)(q+c)。若CPU原本空闲且目标是唯一可运行者，只需一次派发，另计成本c。去掉有界时间片或允许无限优先级插队，这个界立即失效；正确状态保存只给安全，不单独给公平。

翻译缓存理路TLB与地址翻译失效Translation lookaside buffer · TLB miss · TLB invalidation将翻译缓存键、权限和映射生命周期一起核对，区别TLB未命中与缺页，构造改PTE后仍越权的最短反例。必须随地址空间身份解释。即使栈和PC恢复完全正确，若沿用另一进程同VPN的缓存翻译，仍会破坏隔离。多核实现还要防同一线程被两个CPU同时派发，并对等待和唤醒建立真实同步关系，超出本文单核状态表的证明范围。