這篇文章主要講解了“Linux內(nèi)核進(jìn)程上下文切換怎么理解”，文中的講解內(nèi)容簡單清晰，易于學(xué)習(xí)與理解，下面請大家跟著小編的思路慢慢深入，一起來研究和學(xué)習(xí)“Linux內(nèi)核進(jìn)程上下文切換怎么理解”吧！

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1.進(jìn)程上下文的概念

進(jìn)程上下文是進(jìn)程執(zhí)行活動全過程的靜態(tài)描述。我們把已執(zhí)行過的進(jìn)程指令和數(shù)據(jù)在相關(guān)寄存器與堆棧中的內(nèi)容稱為進(jìn)程上文，把正在執(zhí)行的指令和數(shù)據(jù)在寄存器與堆棧中的內(nèi)容稱為進(jìn)程正文，把待執(zhí)行的指令和數(shù)據(jù)在寄存器與堆棧中的內(nèi)容稱為進(jìn)程下文。

實際上linux內(nèi)核中，進(jìn)程上下文包括進(jìn)程的虛擬地址空間和硬件上下文。

進(jìn)程硬件上下文包含了當(dāng)前cpu的一組寄存器的集合，arm64中使用task_struct結(jié)構(gòu)的thread成員的cpu_context成員來描述，包括x19-x28,sp,  pc等。

如下為硬件上下文存放示例圖：

2.上下文切換詳細(xì)過程

進(jìn)程上下文切換主要涉及到兩部分主要過程：進(jìn)程地址空間切換和處理器狀態(tài)切換。地址空間切換主要是針對用戶進(jìn)程而言，而處理器狀態(tài)切換對應(yīng)于所有的調(diào)度單位。下面我們分別看下這兩個過程：

__schedule   // kernel/sched/core.c ->context_switch   ->switch_mm_irqs_off   //進(jìn)程地址空間切換   ->switch_to //處理器狀態(tài)切換

2.1 進(jìn)程地址空間切換

進(jìn)程地址空間指的是進(jìn)程所擁有的虛擬地址空間，而這個地址空間是假的，是linux內(nèi)核通過數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來描述出來的，從而使得每一個進(jìn)程都感覺到自己擁有整個內(nèi)存的假象，cpu訪問的指令和數(shù)據(jù)最終會落實到實際的物理地址，對用進(jìn)程而言通過缺頁異常來分配和建立頁表映射。進(jìn)程地址空間內(nèi)有進(jìn)程運行的指令和數(shù)據(jù)，因此到調(diào)度器從其他進(jìn)程重新切換到我的時候，為了保證當(dāng)前進(jìn)程訪問的虛擬地址是自己的必須切換地址空間。

實際上，進(jìn)程地址空間使用mm_struct結(jié)構(gòu)體來描述，這個結(jié)構(gòu)體被嵌入到進(jìn)程描述符(我們通常所說的進(jìn)程控制塊PCB)task_struct中，mm_struct結(jié)構(gòu)體將各個vma組織起來進(jìn)行管理，其中有一個成員pgd至關(guān)重要，地址空間切換中最重要的是pgd的設(shè)置。

pgd中保存的是進(jìn)程的頁全局目錄的虛擬地址(本文會涉及到頁表相關(guān)的一些概念，在此不是重點，不清楚的可以查閱相關(guān)資料，后期有機會會講解進(jìn)程頁表)，記住保存的是虛擬地址，那么pgd的值是何時被設(shè)置的呢?答案是fork的時候，如果是創(chuàng)建進(jìn)程，需要分配設(shè)置mm_struct，其中會分配進(jìn)程頁全局目錄所在的頁，然后將首地址賦值給pgd。

我們來看看進(jìn)程地址空間究竟是如何切換的，結(jié)果會讓你大吃一驚(這里暫且不考慮asid機制，后面有機會會在其他文章中講解)：

代碼路徑如下：

context_switch  // kernel/sched/core.c ->switch_mm_irqs_off   ->switch_mm   ->__switch_mm     ->check_and_switch_context     ->cpu_switch_mm       ->cpu_do_switch_mm(virt_to_phys(pgd),mm) //arch/arm64/include/asm/mmu_context.h      arch/arm64/mm/proc.S 158 /* 159  *      cpu_do_switch_mm(pgd_phys, tsk) 160  * 161  *      Set the translation table base pointer to be pgd_phys. 162  * 163  *      - pgd_phys - physical address of new TTB 164  */ 165 ENTRY(cpu_do_switch_mm) 166         mrs     x2, ttbr1_el1 167         mmid    x1, x1                          // get mm->context.id 168         phys_to_ttbr x3, x0 169 170 alternative_if ARM64_HAS_CNP 171         cbz     x1, 1f                          // skip CNP for reserved ASID 172         orr     x3, x3, #TTBR_CNP_BIT 173 1: 174 alternative_else_nop_endif 175 #ifdef CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN 176         bfi     x3, x1, #48, #16                // set the ASID field in TTBR0 177 #endif 178         bfi     x2, x1, #48, #16                // set the ASID 179         msr     ttbr1_el1, x2                   // in TTBR1 (since TCR.A1 is set) 180         isb 181         msr     ttbr0_el1, x3                   // now update TTBR0 182         isb 183         b       post_ttbr_update_workaround     // Back to C code... 184 ENDPROC(cpu_do_switch_mm)

代碼中最核心的為181行，最終將進(jìn)程的pgd虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址存放在ttbr0_el1中，這是用戶空間的頁表基址寄存器，當(dāng)訪問用戶空間地址的時候mmu會通過這個寄存器來做遍歷頁表獲得物理地址(ttbr1_el1是內(nèi)核空間的頁表基址寄存器，訪問內(nèi)核空間地址時使用，所有進(jìn)程共享，不需要切換)。完成了這一步，也就完成了進(jìn)程的地址空間切換，確切的說是進(jìn)程的虛擬地址空間切換。

內(nèi)核處理的是不是很簡單，很優(yōu)雅，別看只是設(shè)置了頁表基址寄存器，也就是將即將執(zhí)行的進(jìn)程的頁全局目錄的物理地址設(shè)置到頁表基址寄存器，他卻完成了地址空間切換的壯舉，有的小伙伴可能不明白為啥這就完成了地址空間切換?試想如果進(jìn)程想要訪問一個用戶空間虛擬地址，cpu的mmu所做的工作，就是從頁表基址寄存器拿到頁全局目錄的物理基地址，然后和虛擬地址配合來查查找頁表，最終找到物理地址進(jìn)行訪問(當(dāng)然如果tlb命中就不需要遍歷頁表)，每次用戶虛擬地址訪問的時候(內(nèi)核空間共享不考慮)，由于頁表基地址寄存器內(nèi)存放的是當(dāng)前執(zhí)行進(jìn)程的頁全局目錄的物理地址，所以訪問自己的一套頁表，拿到的是屬于自己的物理地址(實際上，進(jìn)程是訪問虛擬地址空間的指令數(shù)據(jù)的時候不斷發(fā)生缺頁異常，然后缺頁異常處理程序為進(jìn)程分配實際的物理頁，然后將頁幀號和頁表屬性填入自己的頁表條目中)，就不會訪問其他進(jìn)程的指令和數(shù)據(jù)，這也是為何多個進(jìn)程可以訪問相同的虛擬地址而不會出現(xiàn)差錯的原因，而且做到的各個地址空間的隔離互不影響(共享內(nèi)存除外)。

其實，地址空間切換過程中，還會清空tlb，防止當(dāng)前進(jìn)程虛擬地址轉(zhuǎn)化過程中命中上一個進(jìn)程的tlb表項，一般會將所有的tlb無效，但是這會導(dǎo)致很大的性能損失，因為新進(jìn)程被切換進(jìn)來的時候面對的是全新的空的tlb，造成很大概率的tlb  miss,需要重新遍歷多級頁表，所以arm64在tlb表項中增加了非全局(nG)位區(qū)分內(nèi)核和進(jìn)程的頁表項，使用ASID區(qū)分不同進(jìn)程的頁表項，來保證可以在切換地址空間的時候可以不刷tlb，后面會主要講解ASID技術(shù)。

還需要注意的是僅僅切換用戶地址空間，內(nèi)核地址空間由于是共享的不需要切換，也就是為何切換到內(nèi)核線程不需要也沒有地址空間的原因。

如下為進(jìn)程地址空間切換示例圖：

2.2 處理器狀態(tài)(硬件上下文)切換

前面進(jìn)行了地址空間切換，只是保證了進(jìn)程訪問指令數(shù)據(jù)時訪問的是自己地址空間(當(dāng)然上下文切換的時候處于內(nèi)核空間，執(zhí)行的是內(nèi)核地址數(shù)據(jù)，當(dāng)返回用戶空間的時候才有機會執(zhí)行用戶空間指令數(shù)據(jù)**，地址空間切換為進(jìn)程訪問自己用戶空間做好了準(zhǔn)備**)，但是進(jìn)程執(zhí)行的內(nèi)核棧還是前一個進(jìn)程的，當(dāng)前執(zhí)行流也還是前一個進(jìn)程的，需要做切換。

arm64中切換代碼如下：

switch_to ->__switch_to   ... //浮點寄存器等的切換   ->cpu_switch_to(prev, next)  arch/arm64/kernel/entry.S： 1032 /* 1033  * Register switch for AArch74. The callee-saved registers need to be saved 1034  * and restored. On entry: 1035  *   x0 = previous task_struct (must be preserved across the switch) 1036  *   x1 = next task_struct 1037  * Previous and next are guaranteed not to be the same. 1038  * 1039  */ 1040 ENTRY(cpu_switch_to) 1041         mov     x10, #THREAD_CPU_CONTEXT 1042         add     x8, x0, x10 1043         mov     x9, sp 1044         stp     x19, x20, [x8], #16             // store callee-saved registers 1045         stp     x21, x22, [x8], #16 1046         stp     x23, x24, [x8], #16 1047         stp     x25, x26, [x8], #16 1048         stp     x27, x28, [x8], #16 1049         stp     x29, x9, [x8], #16 1050         str     lr, [x8] 1051         add     x8, x1, x10 1052         ldp     x19, x20, [x8], #16             // restore callee-saved registers 1053         ldp     x21, x22, [x8], #16 1054         ldp     x23, x24, [x8], #16 1055         ldp     x25, x26, [x8], #16 1056         ldp     x27, x28, [x8], #16 1057         ldp     x29, x9, [x8], #16 1058         ldr     lr, [x8] 1059         mov     sp, x9 1060         msr     sp_el0, x1 1061         ret 1062 ENDPROC(cpu_switch_to)

其中x19-x28是arm64  架構(gòu)規(guī)定需要調(diào)用保存的寄存器，可以看到處理器狀態(tài)切換的時候?qū)⑶耙粋€進(jìn)程(prev)的x19-x28，fp,sp,pc保存到了進(jìn)程描述符的cpu_contex中，然后將即將執(zhí)行的進(jìn)程(next)描述符的cpu_contex的x19-x28，fp,sp,pc恢復(fù)到相應(yīng)寄存器中，而且將next進(jìn)程的進(jìn)程描述符task_struct地址存放在sp_el0中，用于通過current找到當(dāng)前進(jìn)程，這樣就完成了處理器的狀態(tài)切換。

實際上，處理器狀態(tài)切換就是將前一個進(jìn)程的sp,pc等寄存器的值保存到一塊內(nèi)存上，然后將即將執(zhí)行的進(jìn)程的sp,pc等寄存器的值從另一塊內(nèi)存中恢復(fù)到相應(yīng)寄存器中，恢復(fù)sp完成了進(jìn)程內(nèi)核棧的切換，恢復(fù)pc完成了指令執(zhí)行流的切換。其中保存/恢復(fù)所用到的那塊內(nèi)存需要被進(jìn)程所標(biāo)識，這塊內(nèi)存這就是cpu_contex這個結(jié)構(gòu)的位置(進(jìn)程切換都是在內(nèi)核空間完成)。

由于用戶空間通過異常/中斷進(jìn)入內(nèi)核空間的時候都需要保存現(xiàn)場，也就是保存發(fā)生異常/中斷時的所有通用寄存器的值，內(nèi)核會把“現(xiàn)場”保存到每個進(jìn)程特有的進(jìn)程內(nèi)核棧中，并用pt_regs結(jié)構(gòu)來描述，當(dāng)異常/中斷處理完成之后會返回用戶空間，返回之前會恢復(fù)之前保存的“現(xiàn)場”，用戶程序繼續(xù)執(zhí)行。

所以當(dāng)進(jìn)程切換的時候，當(dāng)前進(jìn)程被時鐘中斷打斷，將發(fā)生中斷時的現(xiàn)場保存到進(jìn)程內(nèi)核棧(如：sp,  lr等)，然后會切換到下一個進(jìn)程，當(dāng)再次回切換回來的時候，返回用戶空間的時候會恢復(fù)之前的現(xiàn)場，進(jìn)程就可以繼續(xù)執(zhí)行(執(zhí)行之前被中斷打斷的下一條指令，繼續(xù)使用自己用戶態(tài)sp)，這對于用戶進(jìn)程來說是透明的。

如下為硬件上下文切換示例圖：

3.ASID機制

前面講過，進(jìn)程切換的時候，由于tlb中存放的可能是其他進(jìn)程的tlb表項，所有才需要在進(jìn)程切換的時候進(jìn)行tlb的清空工作(清空即是使得所有的tlb表項無效，地址轉(zhuǎn)換需要遍歷多級頁表，找到頁表項，然后重新加載頁表項到tlb)，有了ASID機制之后，命中tlb表項，由虛擬地址和ASID共同決定(當(dāng)然還有nG位)，可以減小進(jìn)程切換中tlb被清空的機會。

下面我們講解ASID機制，ASID(Address Space Identifer  地址空間標(biāo)識符)，用于區(qū)別不同進(jìn)程的頁表項，arm64中，可以選擇兩種ASID長度8位或者16位，這里以8位來講解。

如果ASID長度為8位，那么ASID有256個值，但是由于0是保留的，所有可以分配的ASID范圍就為1-255，那么可以標(biāo)識255個進(jìn)程，當(dāng)超出255個進(jìn)程的時候，會出現(xiàn)兩個進(jìn)程的ASID相同的情況，因此內(nèi)核使用了ASID版本號。

內(nèi)核中處理如下(參考arch/arm64/mm/context.c):

1)內(nèi)核為每個進(jìn)程分配一個64位的軟件ASID，其中低8位為硬件ASID，高56位為ASID版本號，這個軟件ASID存放放在進(jìn)程的mm_struct結(jié)構(gòu)的context結(jié)構(gòu)的id中,進(jìn)程創(chuàng)建的時候會初始化為0。

2)內(nèi)核中有一個64位的全局變量asid_generation，同樣它的高56位為ASID版本號，用于標(biāo)識當(dāng)前ASID分配的批次。

3)當(dāng)進(jìn)程調(diào)度，由prev進(jìn)程切換到next進(jìn)程的時候，如果不是內(nèi)核線程則進(jìn)行地址空間切換調(diào)用check_and_switch_context，此函數(shù)會判斷next進(jìn)程的ASID版本號是否和全局的ASID版本號相同(是否處于同一批次)，如果相同則不需要為next進(jìn)程分配ASID,不相同則需要分配ASID。

4)內(nèi)核使用asid_map位圖來管理硬件ASID的分配，asid_bits記錄使用的ASID的長度，每處理器變量active_asids保存當(dāng)前分配的硬件ASID，每處理器變量reserved_asids存放保留的ASID，tlb_flush_pending位圖記錄需要清空tlb的cpu集合。

硬件ASID分配策略如下：

(1)如果進(jìn)程的ASID版本號和當(dāng)前全局的ASID版本號相同(同批次情況)，則不需要重新分配ASID。

(2)如果進(jìn)程的ASID版本號和當(dāng)前全局的ASID版本號不相同(不同批次情況)，且進(jìn)程原本的硬件ASID已經(jīng)被分配，則重新分配新的硬件ASID，并將當(dāng)前全局的ASID版本號組合新分配的硬件ASID寫到進(jìn)程的軟件ASID中。

(3)如果進(jìn)程的ASID版本號和當(dāng)前全局的ASID版本號不相同(不同批次情況)，且進(jìn)程原本的硬件ASID還沒有被分配，則不需要重新分配新的硬件ASID，只需要更新進(jìn)程軟件ASID版本號，并將當(dāng)前全局的ASID版本號組合進(jìn)程原來的硬件ASID寫到進(jìn)程的軟件ASID中。

(4)如果進(jìn)程的ASID版本號和當(dāng)前全局的ASID版本號不相同(不同批次情況)，需要分配硬件ASID時，發(fā)現(xiàn)硬件ASID已經(jīng)被其他進(jìn)程分配完(asid_map位圖中查找，發(fā)現(xiàn)位圖全1)，則這個時候需要遞增全局的ASID版本號,　清空所有cpu的tlb,　清空asid_map位圖，然后分配硬件ASID，并將當(dāng)前全局的ASID版本號組合新分配的硬件ASID寫到進(jìn)程的軟件ASID中。

下面我們以實例來看ASID的分配過程：

如下圖：

我們假設(shè)圖中從A進(jìn)程到D進(jìn)程，有255個進(jìn)程，剛好分配完了asid, ，從A到D的切換過程中使用的都是同一批次的asid版本號。

則這個過程中，有進(jìn)程會創(chuàng)建的時候被切換到，假設(shè)不超出255個進(jìn)程，在切換過程中會為新進(jìn)程分配硬件的ASID，分配完后下次切換到他時由于他的ASID版本號和當(dāng)前的全局的ASID版本號相同，所以不需要再次分配ASID，當(dāng)然也不需要清空tlb。

注：這里說的ASID即為硬件ASID區(qū)別于ASID版本號。

情況1-ASID版本號不變　屬于策略(1)：從C進(jìn)程到D進(jìn)程切換，內(nèi)核判斷D進(jìn)程的ASID版本號和當(dāng)前的全局的ASID版本號相同，所以不需要為他分配ASID(執(zhí)行快速路徑switch_mm_fastpath去設(shè)置ttbrx_el1))。

情況2  -硬件ASID全部分配完　屬于策略(4)：假設(shè)到達(dá)D進(jìn)程時，asid已經(jīng)全部分配完(系統(tǒng)中有255個進(jìn)程都分配到了硬件asid號)，這個時候新創(chuàng)建的進(jìn)程E被調(diào)度器選中，切換到E，由于新創(chuàng)建的進(jìn)程的軟件ASID被初始化為0，所以和當(dāng)前的全局的ASID版本號不同(不在同一批次)，則這個時候會執(zhí)行new_context為進(jìn)程分配ASID，但是由于沒有可以分配的ASID，所以會將全局的ASID版本號加1(發(fā)生ASID回繞)，這個時候全局的ASID為801，然后清空asid_map,置位tlb_flush_pending所有bit用于清空所有cpu的tlb，然后再次去分配硬件ASID給E進(jìn)程，這個時候分配到了1給他(將ASID版本號)。

情況3-ASID版本號發(fā)生變化，進(jìn)程的硬件ASID可以再次使用　屬于策略(3)：假設(shè)從E切換到了B進(jìn)程，而B進(jìn)程之前已經(jīng)在全局的ASID版本號為800的批次上分配了編號為5的硬件ASID，但是B進(jìn)程的ASID版本號800和現(xiàn)在全局的ASID版本號801不相同，所有需要new_context為進(jìn)程分配ASID，分配的時候發(fā)現(xiàn)asid_map中編號為5沒有被置位，也就是沒有其他進(jìn)程分配了5這個ASID，所有可以繼續(xù)使用原來分配的硬件ASID  5。

情況4 - ASID版本號發(fā)生變化，有其他進(jìn)程已經(jīng)分配了相同的硬件ASID　屬于策略(2):  假設(shè)從B進(jìn)程切換到A進(jìn)程，而B進(jìn)程之前已經(jīng)在全局的ASID版本號為800的批次上分配了編號為1的硬件ASID，但是B進(jìn)程的ASID版本號800和現(xiàn)在全局的ASID版本號801不相同，所有需要new_context為進(jìn)程分配ASID，分配的時候發(fā)現(xiàn)asid_map中編號為1已經(jīng)被置位，也就是其他進(jìn)程已經(jīng)分配了1這個ASID，需要從asid_map尋找下一個空閑的ASID，則分配了新的ASID為6。

假設(shè)從A到E，由于E的ASID版本號和全局的ASID版本號(同一批次)，和情況1相同，不需要分配ASID。但是之前原來處于800這個ASID版本號批次的進(jìn)程都需要重新分配ASID，有的可以使用原來的硬件ASID，有的重新分配硬件ASID，但是都將ASID版本號修改為了現(xiàn)在全局的ASID版本號801。但是，隨著硬件ASID的不斷分配，最終處于801這一批次的硬件ASID也會分配完，這個時候就是上面的情況2，要情況所有cpu的tlb。

我可以看到有了ASID機制之后，由于只有當(dāng)硬件ASID被分配完了(如被255個進(jìn)程使用)，發(fā)生回繞的時候才會清空所有cpu的tlb,大大提高了系統(tǒng)的性能(沒有ASID機制的情況下每次進(jìn)程切換需要地址空間切換的時候都需要清空tlb)。

4. 普通用戶進(jìn)程、普通用戶線程、內(nèi)核線程切換的差別

內(nèi)核地址空間切換的時候有一下原則：看的是進(jìn)程描述符的mm_struct結(jié)構(gòu)，即是成員mm:

1)如果mm為NULL,則表示即將切換的是內(nèi)核線程，不需要切換地址空間(所有任務(wù)共享內(nèi)核地址空間)。

2)內(nèi)核線程會借用前一個用戶進(jìn)程的mm，賦值到自己的active_mm(本身的mm為空)，進(jìn)程切換的時候就會比較前一個進(jìn)程的active_mm和當(dāng)前進(jìn)程的mm。

3)如果前一個任務(wù)的和即將切換的任務(wù)，具有相同的mm成員，也就是共享地址空間的線程則也不需要切換地址空間。

->所有的進(jìn)程線程之間進(jìn)行切換都需要切換處理器狀態(tài)。

->對于普通的用戶進(jìn)程之間進(jìn)行切換需要切換地址空間。

->同一個線程組中的線程之間切換不需要切換地址空間，因為他們共享相同的地址空間。

-> 內(nèi)核線程在上下文切換的時候不需要切換地址空間，僅僅是借用上一個進(jìn)程mm_struct結(jié)構(gòu)。

有一下場景：

約定：我們將進(jìn)程/線程統(tǒng)稱為任務(wù)，其中U表示用戶任務(wù)(進(jìn)程/線程)，K表示內(nèi)核線程，帶有數(shù)字表示同一個線程組中的線程。

有以下任務(wù)：Ua1 Ua2 Ub Uc Ka Kb (eg:Ua1為用戶進(jìn)程，  Ua2為和Ua1在同一線程組的用戶進(jìn)程，Ub普通的用戶進(jìn)程，Ka普通的內(nèi)核線程 )。

如果調(diào)度順序如下：

Uc -> Ua1 -> Ua2 -> Ub -> Ka -> Kb -> Ub

從Uc -> Ua1 由于是不同的進(jìn)程，需要切換地址空間。

從 Ua1 -> Ua2 由于是相同線程組中的不同線程，共享地址空間，在切換到Ua1的時候已經(jīng)切換了地址空間，所有不需要切換地址空間。

從 Ua2 -> Ub 由于是不同的進(jìn)程，需要切換地址空間。

從 Ub -> Ka 由于切換到內(nèi)核線程，所以不需要切換地址空間。

從Ka -> Kb 倆內(nèi)核線程之前切換，不需要切換地址空間。

從Kb -> Ub 從內(nèi)核線程切換到用戶進(jìn)程，由于Ka和Kb都是借用Ub的active_mm，而Ub的active_mm  等于Ub的mm,所以這個時候 Kb的active_mm和 Ub的mm相同，所有也不會切換地址空間。

如下為多任務(wù)地址空間切換示例圖：

5. 進(jìn)程切換全景視圖

我們以下場景為例：

A，B兩個進(jìn)程都是普通的用戶進(jìn)程，從進(jìn)程A切換到進(jìn)程B,簡單起見我們在這里不考慮其他的搶占時機，我們假設(shè)A，B進(jìn)程只是循環(huán)進(jìn)行一些基本的運算操作，從來不調(diào)用任何系統(tǒng)調(diào)用，只考慮被時鐘中斷，返回用戶空間之前被搶占的情況。

下面給出進(jìn)程切換的全景視圖：

視圖中已經(jīng)講解很清楚，需要強調(diào)3個關(guān)鍵點：

1.發(fā)生中斷時的保存現(xiàn)場，將發(fā)生中斷時的所有通用寄存器保存到進(jìn)程的內(nèi)核棧，使用struct pt_regs結(jié)構(gòu)。

2.地址空間切換將進(jìn)程自己的頁全局目錄的基地址pgd保存在ttbr0_le1中，用于mmu的頁表遍歷的起始點。

3.硬件上下文切換的時候，將此時的調(diào)用保存寄存器和pc, sp保存到struct  cpu_context結(jié)構(gòu)中。做好了這幾個保存工作，當(dāng)進(jìn)程再次被調(diào)度回來的時候，通過cpu_context中保存的pc回到了cpu_switch_to的下一條指令繼續(xù)執(zhí)行，而由于cpu_context中保存的sp導(dǎo)致當(dāng)前進(jìn)程回到自己的內(nèi)核棧，經(jīng)過一系列的內(nèi)核棧的出棧處理，最后將原來保存在pt_regs中的通用寄存器的值恢復(fù)到了通用寄存器，這樣進(jìn)程回到用戶空間就可以繼續(xù)沿著被中斷打斷的下一條指令開始執(zhí)行，用戶棧也回到了被打斷之前的位置，而進(jìn)程訪問的指令數(shù)據(jù)做地址轉(zhuǎn)化(VA到PA)也都是從自己的pgd開始進(jìn)行，一切對用戶來說就好像沒有發(fā)生一樣，簡直天衣無縫。

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