通用的异常处理程序和中断程序的处理都很简单，异常直接停机（注意异常不是每次都会有错误代码），普通中断就直接返回就好了。我们的DEMO演示的是时钟中断，这个中断在第九章就已经讲过了，中断号是0x70，所以现在我们就可以对这个中断进行特殊处理，让他可以进行任务切换，TCB和上一章的TCB是一样的，这里实现的原理就是不断遍历链表，然后找到第一个不忙的任务进行切换，然后把被切换的任务的TCB挂到链表的最后。这个和C写出来的遍历链表的思想是一样的。
注意我们的内核的TCB规定一个任务如果是忙，那么任务状态位（0x04）就是0xffff，如果是空闲那么是0x0000，所以才有取反指令的存在。事实上这样的找任务的方法是很慢的，每一次遍历链表都要花费O(n)的时间复杂度，很慢，在Linux等高级操作系统中，使用红黑树来等数据结构来管理程序，而且用的是软切换（不用TSS硬切换，不用保存大量的机器状态）。
3. 8259A芯片的初始化
这个已经在我转的一篇文章写的很清楚了，我们初始化只要按照上面的来就可以了，比教材讲的详细多了，（看这里）。
最后我们来用代码实现一遍：
4. 转换后援缓冲器（Translation Lookaside Buffer，TLB）
开启页功能的时候，处理器页部件要把线性地址转换成物理地址，而访问页目录和页表是相当费时间的，因此，把页表项预先放到处理器中，可以加快转换处理，为此，处理器专门够早了一个特殊的高速缓存器，叫做转换后援缓冲器。如图所示：
在分页模式下，当段部件发出一个线性地址的时候，处理器用线性地址的高20位来查找TLB，如果直接找到匹配项，那么直接用其数据部分的物理地址作为转换用的地址；如果检索不成功，那么就按照页目录-页表-页的顺序来找到相应的页。并把它填写到TLB中。TLB的容量是有限的，如果装满了处理器就会将一些项给清除掉。
TLB中的属性为来自页表项，比如页表项的D位（Dirty）；访问权位来自页目录项的对应页表项。比如RW和US位。在分页机制中，对页的访问控制按照最严格的访问权执行。对于某个线性地址，如果其页目录项的位是“0”，而页表项的RW位是1，那么就按照RW是0来存储（TLB的访问权对应页表和页目录项的逻辑与）。
处理器仅仅会缓存那些P位是1的那些页表项，而且，TLB的工作和CR3寄存器的PCD位和PWT是无关的。对于页表项的修改不会同时反映到TLB中，一定要刷新TLB，不然对页表的设置就是无效的。TLB是软件不可直接访问的，只能通过显式刷新CR3，或者任务切换隐式刷新TLB，这样刷新过后TLB的所有条目都会是无效的，但是要注意的是，这样的刷新方法对于那些标记为全局（G=1）的页表无效。