用户态切换到内核态的三种方式：系统调用，中断，异常
CPU上下文切换的分为几个不同的场景：进程上下文切换，线程上下文切换，中断上下文切换
进程上下文概念。
1.当一个进程在执行时,CPU的所有寄存器中的值、进程的状态以及堆栈中的内容被称为该进程的上下文。（第一种解释）
2.进程的上下文包括用户级上下文和系统级上下文。
用户级上下文：由用户的程序块、数据块、运行时的堆和用户栈（统称为用户堆栈）等组成的用户空间信息被称为用户级上下文。
系统级上下文：由进程标识信息、进程现场信息、进程控制信息（包含进程表、页表、打开文件表等）和系统内核栈等组成的内核空间信息被称为系统级上下文。
进程切换：
1.页表全目录 2.内核堆栈 3.硬件上下文 4.刷新TLB（TLB hit）5.系统调度
线程切换：
保存寄存器、栈等私有数据，线程的调度是需要内核级别的权限的（操作CPU和内存），也就是说线程的调度工作是在内核态完成的，因此会有一个从用户态到内核态的切换。
线程上下文的保存和恢复，用户态和内核态的转换，CPU上下文的切换。
线程切换和进程切换差不多，都是在等待队列的双向链表里找一个task_struct运行罢了。
中断上下文
一：根据异常向量表找到异常向量处理程序（此处是将中断处理程序和异常向量表中的irq绑定）
二：在irq handle中
保存现场：
1.设置IRQ栈 2.CPSR（自动），保存LR 3.保存r0-r12
IRQ handle:
1. ldr sp, =IRQ_STACK
2.中断返回的PC保存在LR中，CPSR（自动）保存在（IRQ模式下）SPSR下。 sub lr,lr,#4
3.保存r0-r12,lr到irq模式下的栈上
stmfd sp!, {r0-r12,lr}
bl irq_handler
//处理完中断返回
ldmfd sp!, {r0-r12,pc}^ ^就是cpsr返回
三：在irq handler中
根据中断源寄存器查找中断状态寄存器来找到中断编号，根据编号去isr数组中找到isr地址。
具体的：绑定异常向量表，初始化控制器的基本寄存器（禁止左右中断）
自己配置 1.gpio配置（gpio中断，触发方式），2.写isr 3.绑定isr（中断号）到中断控制器
iic控制器那边wait_event_timeout（交出cpu）
从机有了响应，中断处理处理程序被执行，isr中执行wake_up(&i2c->wait)
系统调用：文件管理、进程控制、内存管理
首先保存(read函数对应的)系统调用号到R7寄存器，调用svc指令触发软中断异常，修改CPU的工作模式由USR切换到SVC，将返回地址和CPU状态寄存器内容压栈。进入软中断的处理入口以后，从R7寄存器中取出系统调用号，以系统调用号为下标(索引)在系统调用表中找到对应的内核函数sys_read，调用完毕，原路返回到用户空间，至此应用程序的read函数调用完毕。
Linux2.5之前（具体哪个版本不太清楚）下用int 0x80触发所有的系统调用，那如何区分不同的调用呢？对于每个系统调用都有一个系统调用号，在触发中断之前，会将系统调用号放入到一个固定的寄存器，0x80对应的中断处理程序会读取该寄存器的值，然后决定执行哪个系统调用的代码。
操作系统一般是通过中断来从用户态切换到内核态的。软件中断指令（SVC）用于产生软中断，使用软件中断指令进入中断。软中断调用时将返回地址和CPU状态寄存器内容压栈，修改特权级，根据中断号查找中断向量表，找到ISR中断服务例程地址，跳转执行。
调用到C库的函数定义的地方后，将会做如下工作：
软中断调用时将返回地址和CPU状态寄存器内容压栈
2.1 首先保存(read函数对应的)系统调用号到R7寄存器
2.2 调用svc指令触发软中断异常
老ARM体系结构：swi
新ARM体系结构：svc
软中断：实现CPU的工作模式由USR切换到SVC
此时：用户程序由用户空间“陷入”内核空间
3.一旦触发异常，CPU跳转到异常向量表软中断的处理入口，至此进入内核空间
4.进入软中断的处理入口以后，将会做如下事情：
1.从R7寄存器中取出系统调用号
2.2.以系统调用号为下标(索引)在系统调用表中找到对应的内核函数sys_read
5.找到对应的内核函数以后，调用这个内核函数，调用完毕，原路返回到用户空间，至此应用程序的read函数调用完毕
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