4.进程上下文切换

接前文：深入理解Linux内核之主调度器（上）

前面选择了一个合适进程作为下一个进程，接下来做重要的上下文切换动作，来保存上一个进程的“上下文”恢复下一个进程的“上下文”，主要包括进程地址空间切换和处理器状态切换。

注：这里的上下文实际上是指进程运行时最小寄存器的集合。

如果切换的next进程不是同一个进程，才进行切换：

__schedule
 i  f (likely(prev != next)) {      
        ...
        context_switch  //进程上下文切换
    }


4.1 进程地址空间切换

进程地址空间切换就是切换虚拟地址空间，使得切换之后，当前进程访问的是属于自己的虚拟地址空间（包括用户地址空间和内核地址空间），本质上是切换页表基地址寄存器。

进程地址空间切换让进程产生独占系统内存的错觉，因为切换完地址空间后，当前进程可以访问属于它的海量的虚拟地址空间（内核地址空间各个进程共享，用户地址空间各个进程私有），而实际上物理地址空间只有一份。

下面给出源代码分析：

context_switch
->
 /*
 ¦* kernel -> kernel   lazy   transfer active
 ¦*   user -> kernel   lazy   mmgrab() active
 ¦*
 ¦* kernel ->   user   switch   mmdrop() active
 ¦*   user ->   user   switch
 ¦*/
 if (!next->mm) {                                // to kernel
         enter_lazy_tlb(prev->active_mm, next);

         next->active_mm = prev->active_mm;
         if (prev->mm)                           // from user
                 mmgrab(prev->active_mm);
         else
                 prev->active_mm = NULL;
 } else {                                        // to user
        ...
         switch_mm_irqs_off(prev->active_mm, next->mm, next);

         if (!prev->mm) {                        // from kernel
                 /* will mmdrop() in finish_task_switch(). */
                 rq->prev_mm = prev->active_mm;
                 prev->active_mm = NULL;
         }            
 }                    
                     

以上代码是判断是否next进程是内核线程，如果是则不需要进行地址空间切换（实际上指的是用户地址空间），因为内核线程总是运行在内核态访问的是内核地址空间，而内核地址空间是所有的进程共享的。在arm64架构中，内核地址空间是通过ttbr1_el1来访问，而它的主内核页表在内核初始化的时候已经填充好了，也就是我们常说的swapper_pg_dir页表，后面所有对内核地址空间的访问，无论是内核线程也好还是用户任务，统统通过swapper_pg_dir页表来访问，而在内核初始化期间swapper_pg_dir页表地址已经加载到ttbr1_el1中。

需要说明一点的是：这里会做“借用” prev->active_mm的处理，借用的目的是为了避免切换属于同一个进程的地址空间。举例说明：Ua  ->  Ka  ->  Ua   ，Ua表示用户进程，  Ka表示内核线程，当进行这样的切换的时候，Ka 借用Ua地址空间，Ua  ->  Ka不需要做地址空间切换，而Ka  ->  Ua按理来说需要做地址空间切换，但是由于切换的还是Ua 地址空间，所以也不需要真正的切换（判断了Ka->active_mm == Ua->active_mm ），当然还包括切换的是同一个进程的多个线程的情况，这留给大家思考。

下面来看下真正的地址空间切换：

 switch_mm_irqs_off(prev->active_mm, next->mm, next);
 ->switch_mm  //arch/arm64/include/asm/mmu_context.h
    -> if (prev != next) 
         __switch_mm(next);
           ->check_and_switch_context(next)
                -> ...  //asid处理
               -> cpu_switch_mm(mm->pgd, mm)
                   ->cpu_do_switch_mm(virt_to_phys(pgd),mm)
                         -> unsigned long ttbr1 = read_sysreg(ttbr1_el1);  
                             unsigned long asid = ASID(mm);                 
                             unsigned long ttbr0 = phys_to_ttbr(pgd_phys);  
                             ...
                             write_sysreg(ttbr1, ttbr1_el1);   //设置asid到ttbr1_el1
                             isb();                            
                             write_sysreg(ttbr0, ttbr0_el1);   //设置mm->pgd 到ttbr0_el1

上面代码是做真正的地址空间切换，实际的切换很简单，并没有那么复杂和玄乎，仅仅设置页表基地址寄存器即可，当然这里还涉及到了为了防止频繁无效tlb的ASID的设置。

主要做的工作就是设置next进程的ASID到ttbr1_el1， 设置mm->pgd 到ttbr0_el1，仅此而已！

需要注意的是：1.写到ttbr0_el1的值是进程pgd页表的物理地址。2.虽然做了这样的切换，但是这个时候并不能访问到next的用户地址空间，因为还处在主调度器上下文中，属于内核态，访问的是内核空间。

而一旦返回了用户态，next进程就能正常访问自己地址空间内容：

• 访问一个用户空间的虚拟地址va，首先通过va和记录在ttbr1_el1的asid查询tlb，如果找到相应表项则获得pa进行访问。

• 如果tlb中没有找到，通过ttbr0_el1来遍历自己的多级页表，找到相应表项则获得pa进行访问。

• 如果发生中断异常等访问内核地址空间，直接通过ttbr1_el1即可完成访问。

• 访问没有建立页表映射的合法va,发生缺页异常来建立映射关系，填写属于进程自己的各级页表，然后访问。

• 访问无法地址，发生缺页杀死进程等等。

4.2 处理器状态切换

来切换下一个进程的执行流，上一个进程执行状态保存，让下一个进程恢复执行状态。

处理器状态切换而后者让进程产生独占系统cpu的错觉，使得系统中各个任务能够并发（多个任务在多个cpu上运行）或分时复用（多个任务在一个cpu上运行）cpu资源。

下面给出代码：

context_switch
->(last) = __switch_to((prev), (next))
    -> fpsimd_thread_switch(next) //浮点寄存器切换
        ...
        last = cpu_switch_to(prev, next); 

处理器状态切换会做浮点寄存器等切换，最终调用cpu_switch_to做真正切换。

cpu_switch_to  //arch/arm64/kernel/entry.S
SYM_FUNC_START(cpu_switch_to)
        mov     x10, #THREAD_CPU_CONTEXT
        add     x8, x0, x10
        mov     x9, sp
        stp     x19, x20, [x8], #16             // store callee-saved registers
        stp     x21, x22, [x8], #16
        stp     x23, x24, [x8], #16
        stp     x25, x26, [x8], #16
        stp     x27, x28, [x8], #16
        stp     x29, x9, [x8], #16
        str     lr, [x8]
        add     x8, x1, x10
        ldp     x19, x20, [x8], #16             // restore callee-saved registers
        ldp     x21, x22, [x8], #16
        ldp     x23, x24, [x8], #16
        ldp     x25, x26, [x8], #16
        ldp     x27, x28, [x8], #16
        ldp     x29, x9, [x8], #16
        ldr     lr, [x8]
        mov     sp, x9
        msr     sp_el0, x1
        ptrauth_keys_install_kernel x1, x8, x9, x10
        scs_save x0, x8
        scs_load x1, x8
        ret
SYM_FUNC_END(cpu_switch_to)
这里传递过来的是x0为prev进程的进程描述符（struct task_struct）地址， x1为next的进程描述符地址。会就将prev进程的 x19-x28,fp,sp,lr保存到prev进程的tsk.thread.cpu_context中，next进程的这些寄存器值从next进程的tsk.thread.cpu_context中恢复到相应寄存器。这里还做了sp_el0设置为next进程描述符的操作，为了通过current宏找到当前的任务。

需要注意的是：

1. mov     sp, x9  做了切换进程内核栈的操作。
2. ldr     lr, [x8] 设置了链接寄存器，然后ret的时候会将lr恢复到pc从而真正完成了执行流的切换。

4.3 精美图示

这里给出了进程切换的图示（以arm64处理器为例），这里从prev进程切换到next进程。

5.进程再次被调度

当进程重新被调度的时候，从原来的调度现场恢复执行。

5.1 关于lr地址的设置

1）如果切换的next进程是刚fork的进程，它并没有真正的这些调度上下文的存在，那么lr是什么呢？这是在fork的时候设置的：

do_fork
    ...
    copy_thread //arch/arm64/kernel/process.c
    ->memset(