前面我们提到：OS希望在保持控制权的同时，为用户提供高性能的并发。
那么OS究竟是如何保持对计算机的控制权呢？这服务器托管似乎是一个令人迷惑（但很重要！）的问题：OS也是进程，自然也需要计算资源。那既然我们希望一直保持OS的控制权，难道OS需要一直占用计算资源么？当然不是这样。
在微内核OS中，一般有两种模式 —— 内核模式（Kernel Mode）和 用户模式（User Mode），普通用户进程基本都运行在用户模式中，只能执行一些一般的、基本的操作。那不一般的操作（我们称之为“特权操作”）有哪些呢？比如I/O操作、中断处理、时钟管理、还有相当重要的进程调度操作等，这些“特权操作”只能在内核模式中由操作系统进行，而用户模式下则不能执行任何特权操作。
上述内核模式与用户模式的关系类似于什么呢？其实有点像父母给小孩子的安全屋：所有比较危险的东西（比如带电的插座、窗户等）都被保护起来了，小孩子可以在里边安全的活动。但是一旦他想做任何“危险行为”，就应该找他的父母来完成那些“危险行为”。
类似的，一旦某个程序希望执行某个特权操作，它就会调用OS内核（syscall）来执行，这样CPU的控制权就被原先的程序移交给了OS。
好，看起来我们已经保证了OS的控制权：通过用户进程主动syscall移交控制权。但是这个方式没有解决另外一个问题：如果一个进程一直不愿意交出CPU控制权怎么办？这样的进程很容易实现：一个while(true);无限循环就行。对于这些不友好的进程，我们该如何处理才能保证OS的控制权？
（想一想，你可以想到的！）
没错，我们可以定时将控制权移交给OS，这可以利用时钟（如石英振荡器）来实现，每隔一段时间定时syscall，强制将计算机控制权移交给OS就行，当然这需要硬件中断的支持。
综上，现在我们有两种方式来保证OS对计算机的控制权：1 友好的进程会主动syscall来移交控制权；2 对于不友好的进程，我们使用定时中断的方式获得控制权。
当然，上述两种方式还带来了2个新问题：
1. 所有用户模式的进程在将控制权移交给OS后（或主动或被动），它都相当于从原本的运行状态被硬生生地打断了。那么它下一次运行的时候，我们是不是需要将计算机恢复到它被打断之前的状态，从而接着运行呢？没错，当然是需要的，我们可以用Process Control Block来实现，这个过程就叫Context Switch —— 上下文切换。
2. OS或主动或被动地获得控制权后，都必须要决定接下来要运行哪个用户进程，那么OS是如何来决定接下来运行什么进程的呢？这就要通过调度算法 —— Scheduler来实现。
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