为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行。这种行为被称为进程切换（process switch）、任务切换（task switch）或上下文切换（context switch）。

硬件上下文

尽管每个进程可以拥有自己的地址空间，但所有进程必须共享CPU寄存器。因此，在恢复一个进程的执行之前，内核必须确保每个寄存器装入了挂起进程时的值。

进程恢复执行前必须装入寄存器的一组数据称为硬件上下文（hardware context）。硬件上下文是进程可执行上下文的一个子集，因为可执行上下文包含进程执行时需要的所有信息。在Linux中，进程硬件上下文的一部分存放在TSS段，而剩余部分存放在内核态堆栈中。

在下面的描述中，我们假定用prev局部变量表示切换出的进程的描述符，next表示切换进的进程的描述符。因此，我们把进程切换定义为这样的行为：保存prev硬件上下文，用next硬件上下文代替prev。

进程切换只发生在内核态。在执行进程切换之前，用户态进程使用的所有寄存器内容都已经保存在内核态堆栈上，这也包括ss和esp这对寄存器的内容（存储用户态堆栈指针的地址）。

任务状态段

80x86体系结构包括了一个特殊的段类型，叫任务状态段（Task State Segment，TSS）来存放硬件上下文。尽管Linux并不使用硬件上下文切换，但是强制它为系统中每个不同的CPU创建一个TSS。这样做出于两个目的：

• 当80x86的一个CPU从用户态切换到内核态时，它就从TSS中获取内核态堆栈的地址。
• 当用户态试图通过in或out指令访问一个I/O端口时，CPU需要访问存放在TSS中的I/O许可权位图（Permission Bitmap）以检查该进程是否有访问端口的权力。

更确切的说，当进程在用户态下执行in或out指令时，控制单元执行下列操作：

1. 它检查eflags寄存器中的2位IOPL字段。如果该字段值为3，控制单元就执行I/O指令。否则，执行下一个检查。
2. 访问tr寄存器以确定当前的TSS和相应的I/O许可权位图。
3. 检查I/O指令中指定端口在I/O许可权位图中对应的位。如果该位清零，这条I/O指令就执行，否则控制单元产生一个"General protection"异常。

tss_struct结构描述TSS的格式。init_tss数组为系统上每个不同的CPU存放一个TSS。在每次进程切换时，内核都更新TSS的某些字段以便相应的CPU控制单元可以安全地检索到它需要的信息。因此，TSS反映了CPU上的当前进程的特权级，但不必为没有在运行的进程保留TSS。

每个TSS都有它自己的8字节的任务状态段描述符（Task State Segment Descriptor，TSSD）。这个描述符包括指向TSS起始地址的32位Base字段，20位Limit字段。TSSD的S标志位被清零，以表示相应的TSS是系统段。

Type字段置为11或9以表示这个段实际上是一个TSS。在Intel的原始设计中，系统中的每个进程都应当指向自己的TSS，Type字段的第二个有效位叫做Busy位；如果进程正由CPU执行，则该位置1，否则该位置0。在Linux的设计中，每个CPU只有一个TSS，因此，Busy位总置1。

由Linux创建的TSSD存放在全局描述符表（GDT）中，GDT的基地址存放在每个CPU的gdtr寄存器中。每个CPU的tr寄存器包含相应TSS的TSSD选择符，也包含了两个隐藏的非编程字段：TSSD的Base字段和Limit字段。这样，处理器就能直接对TSS寻址而不用从GDT中检索TSS的地址。

thread字段 

在每次进程切换时，被替换进程的硬件上下文必须保存在别处。不能向Intel原始设计那样把它保存在TSS中，因为Linux为每个处理器而不是为每个进程使用TSS。

因此，每个进程描述符包含一个类型为thread_struct的thread字段，只要进程被切换出去，内核就把其硬件上下文保存在这个结构中。这个数据结构包含的字段涉及大部分CPU寄存器，但不包括诸如eax、ebx等等这些通用寄存器，它们的值保存在内核堆栈中。

执行进程切换

进程切换可能只发生在精心定义的点：schedule()函数。这里，我们仅关注内核如何执行一个进程切换。

从本质上说，进程切换由两步组成：

1、切换页全局目录以安装一个新的地址空间

2、切换内核态堆栈和硬件上下文，因为硬件上下文提供了内核执行新进程所需要的所有信息，包含CPU寄存器。

switch_to 宏

进程切换的第二步由switch_to宏执行。它是内核中与硬件关系最密切的例程之一。

首先，该宏有三个参数，它们是prev,next和last。我们很容易猜到prev和next的作用:它们仅是局部变量prev和next的占位符，即它们是输入参数，分别表示被替换进程和新进程描述符的地址在内存中的位置。

那第三个参数last呢？在任何进程切换中，涉及到三个进程而不是两个。假设内核决定暂停进程A而激活进程B。在schedule( )函数中，prev指向A的描述符而next指向B的描述符。switch_to宏一但使A暂停，A的执行流就冻结。

随后，当内核想再次此激活A，就必须暂停另一个进程C(这通常不同于B)，于是就要用prev指向C而next指向A来执行另一个switch_to宏。当A恢复它的执行流时，就会找到它原来的内核栈，于是prev局部变量还是指向A的描述符而next 指向B的描述符。此时，代表进程A执行的内核就失去了对C的任何引用。但是，事实表明这个引用对于完成进程切换是很有用的。

switch_to宏的最后一个参数是输出参数，它表示宏把进程C的描述符地址写在内存的什么位置了(当然，这是在A恢复执行之后完成的)。在进程切换之前，宏把第一个输入参数prev(即在A的内核堆栈中分配的prev局部变量)表示的变量的内容存入CPU的eax寄存器。在完成进程切换，A已经恢复执行时，宏把CPU的eax寄存器的内容写入由第三个输出参数——last所指示的A在内存中的位置。因为CPU寄存器不会在切换点发生变化，所以C的描述符地址也存在内存的这个位置。在schedule()执行过程中，参数last 指向A的局部变量prev，所以prev被C的地址覆盖。

下图1显示了进程A,B,C内核堆栈的内容以及eax寄存器的内容。必须注意的是：图中显示的是在被eax寄存器的内容覆盖以前的prev局部变量的值。

 图1：通过一个进程切换保留对进程C的引用

由于switch_to宏采用扩展的内联汇编语言编码，所以可读性比较差：实际上这段代码通过特殊位置记数法使用寄存器，而实际使用的通用寄存器由编译器自由选择。我们将采用标准汇编语言而不是麻烦的内联汇编语言来描述switch_to宏在80x86微处理器上所完成的典型工作。

1、在eax和edx寄存器中分别保存prev和next的值:

movl prev, %eax
movl next, %edx

2、把eflags和ebp寄存器的内容保存在prev内核栈中。必须保存它们的原因是编译器认为在switch_to结束之前它们的值应当保持不变。

pushfl
pushl %ebp

3、把esp的内容保存到prev->thread.esp中以使该字段指向prev内核栈的栈顶:

movl %esp, 484(%eax)

484(%eax)操作数表示内存单元的地址为eax内容加上484。

4、把next->thread.esp装入esp。此时，内核开始在next的内核栈上操作，因此这条指令实际上完成了从prev到next的切换。由于进程描述符的地址和内核栈的地址紧挨着，所以改变内核栈意味着改变当前进程。

movl 484(%edx), %esp

5、把标记为1的地址存入prev->thread.eip。当被替换的进程重新恢复执行时，进程执行被标记为1的那条指令:

movl $1f, 480 (%eax)

6、宏把next->thread.eip的值（绝大多数情况下是一个被标记为1的地址）压入next 的内核栈:

pushl 480(%edx)

7、跳到__switch_to () C函数（见下面):

jmp_ _switch_to

8、这里被进程B替换的进程A再次获得CPU：它执行一些保存eflags和ebp寄存器内容的指令，这两条指令的第一条指令被标记为1。

1:
    popl %ebp
    popfl

注意这些pop指令是怎样引用prev进程的内核栈的。当进程调度程序选择了prev作为新进程在CPU上运行时，将执行这些指令。于是，以prev作为第二个参数调用switch_to。因此，esp寄存器指向prev的内核栈。

9、拷贝eax寄存器(上面步骤1中被装载)的内容到switch_to宏的第三个参数last标识的内存区域中:

movl %eax, last

正如先前讨论的，eax寄存器指向刚被替换的进程的描述符（当前执行的schedule()函数重新使用了prev局部变量，于是汇编语言指令就是: movl %eax , prev）

参考文献：《深入理解Linux内核（第三版）》  中国电力出版社