上下文切换

一般指用户上下文与内核上下文的之间切换。内核上下文又分为中断/异常上下文、系统调用上下文 —— 区别是后者可以从用户空间使用INT指令陷入(即门描述符特权级别为DPL_USER)。上下文切换就是: 1)暂停执行、2) 保护现场、3) 恢复现场、4) 恢复执行的过程。这里的现场只CPU现场，就是各个寄存器以及标志位的状态。

堆栈切换

保护现场的载体是堆栈。上下文切换伴随着堆栈的切换。我的理解是上下文切换实质就是堆栈的切换，毕竟CPU自己并没有进程的概念，它只知道把相关寄存器的值都push一遍，换个堆栈，然后再pop一圈，继续执行下面的指令。

容易推想出下面结论：

• 从进程角度看：不同的进程需要有独立的堆栈存放各自退出时的现场。这样才能保证一个进程的堆栈不会被其它进程破坏，从而实现进程间独立。

• 从用户-内核角度看：用户空间栈和内核栈要分开。因为在内核看来，用户空间栈中的信息是不可信的：脆弱的或是有恶意的。考虑内核自身鲁棒性，两类栈应当分开。

这样，每个进程需要有两个堆栈，分别用于在运行用户/内核地址空间的代码时使用。（其实应该是不止两个栈，因为x86四个特权级每个特权级下都有自己的栈，只是很多操作系统只用了两个特权级区分用户和内核）

特别需要注意的是，中断和调度器逻辑不属于任何进程(它们也不是进程，它们只是一段在某个时间内会被CPU执行的代码，一般被称作控制流或执行流）。中断响应硬件事件，与进程是并行的概念。调度器是管理进程的，概念上就比进程高一个层次。那么问题来了：这两个控制流运行时使用的是哪里的堆栈？中断借用当前进程(Linux的current或xv6的proc)的内核栈。调度器使用自己独立的内核堆栈。同时因为每个CPU都有一个自己的调度器，所以调度器的堆栈在系统中有多个，是per-CPU结构。

切换实例

x86体系下，各个系统的切换的思想如上所述，但实现上每个系统之间都有或多或少的差别。虽然基本上都是细节上的差别，但为了表述自信、方便，我在这里以小巧的xv6系统为例，分用户上下文->内核上下文、内核上下文->用户上下文两个方向，详细介绍切换的相关设计和保护现场、堆栈切换、恢复现场、恢复执行的过程。

下面是一张气势磅礴而又充满美感的图：

中间的空间是进程描述符。左右两边的都是内核栈，对于同一进程来说可能就是一个栈(kstack指向同一地址)。画成两个是因为两个不同时期，内核栈状态不同。

进程切换时期

左边描述进程切换时期。对应进程上下文切换到调度器上下文、再又调度器切换到另一个进程上下文的过程:

• 把进程old的寄存器压栈
• 切换到调度器堆栈
• 弹出调度器寄存器现场
• 运行调度器
• 暂停调度器将调度器寄存器压栈
• 切换到另一个进程next的堆栈
• 弹出next寄存器现场
• 运行next
• GOTO BEGINNING

中断时期

右边描述中断时期栈的变化。中断处理程序运行于内核态。中断发生时CPU可能处于内核态（如执行系统调用的过程中）也可能处于用户态（执行应用空间代码）。所以前者不涉及特权级转换，后者涉及。

####不涉及特权级转换的情况 ####

• 压入寄存器现场、错误代码等
• 执行中断处理程序
• 恢复寄存器现场

可以看到这里并没有发生堆栈的切换——因为本来就运行在内核栈上嘛！中断处理程序借用了应用程序的内核栈。说“借用”是因为进程的内核栈是给进程执行内核空间代码使用的（通常就是系统调用），由于中断并不一定和正在运行的进程有什么关联。

涉及特权级转换的情况

但是对于后者，也就是用户态中被中断，有一个用户->内核->用户的切换过程，伴随着相关栈的切换。具体过程：

• 根据TSS找到内核栈
• 压入寄存器现场、错误代码
• 转入中断处理程序
• 恢复第二步保存的现场
• 切换换回用户栈

因此只有在特权级转换的情况下才会发生栈的切换。用户栈和内核栈的切换分别是int指令和iret指令自动完成的。但是我们需要提前告诉机器在切换时ss、esp从哪里取得。

为了区别，用户栈的特权级为ring3，那我们就命名与用户栈相关的ss、esp为ss3、esp3。自然，ring0级的内核栈相关的我们就叫ss0、esp0。那么问题就变成：ss0、esp0、ss3、esp3存储在哪里？

这两组ss，esp处理方式是不同的。图中右边栈最上面我们可以看到一组ss、esp。它们就是ring3用户级的：ss3、esp3。发生特权级转换的int指令将会把它们最先压在栈中，iret会根据它们自动切换回来。看到窍门了吗？

而ss0、esp0它们是存在一个与CPU约定好的固定的结构里——CPU接到中断就去这个结构里自己找ss0、esp0。这个结构就是TSS:

而且我们发现TSS不止存折ss0和esp0。对于ring0 ~ ring2其实都有响应的ss1、esp1、ss2、esp2。这就是为什么上文提到其实每个进程可以有四个栈。

中断的进程切换

我们说了进程上下文切换，中断时上下文切换。能不能在中断上下文中进行进程上下文切换呢？

那就是时间片调度：在时间中断处理上下文中进行进程的切换。听起来很刺激，但实质上就是上述两中情况的组合：

old进程上下文->时间中断上下文->next进程上下文

对应堆栈切换就是：

保护old进程现场->切换old进程内核栈执行时间中断处理（调度器）->保护内核现场->切换next进程栈执行next进程。

xv6没有使用时间片调度。进程切换发生在睡眠、yield等进程主动放弃CPU的时刻。因此它的进程切换在用户空间完成，不涉及中断处理引来的复杂的特权级转换。但是，虽然没有特权级转换，没有用户<->内核栈的切换，但是有用户空间栈的切换——而且还是三个栈：

old用户栈->调度器栈->next用户栈。

没有采用时间片调度的xv6有一个特例，使得存在这样的情况：在中断中进行进程上下文的切换。那就是exec系统调用。系统调用实际上是一个中断上下文，但是这个中断上下文又要为进程的运行准备栈结构。中断上下文中进行进程切换也是顺其自然。