Linux进程：Linux切换机制主流程 Article z

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转载最新推荐文章于 2026-09-13 14:35:31 发布 498 阅读 AI 写同款· GEO 优化 ›

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Linux切换并没有使用X86CPU的切换方法，Linux切换的实质就是cr3切换（内存空间切换，在switch_mm函数中）+ 寄存器切换（包括EIP，ESP等，均在switch_to函数中）。这里我们讲述下switch_to主流程：

在switch_mm函数中将new_task->pgd设置到cr3寄存器中，实现页表切换，由于每个进程 3-4G的页表映射机制完全一样（从内核页表中直接复制过来的），故这里虽然切换了pgd，但是并无影响，只是在任务回到用户空间中时，才会发生变化，因为每个任务在0-3G中的页表映射都是各自独立的；[注意]因为cr3指向的是"1st level"页表, 次级页表(2dn level)本身的address是固定不变的(内容可变),所以,内核空间所对应的一级页表内容是不变的. 在copy_mm()->dup_mm()时进行了copy.
压入esi edi ebp到cur_task堆栈中；
将esp寄存器中的值保存到cur_task.task_struct.thread.esp中，也就是将cur_task切换时的堆栈指针保存起来；
将 new_task.task_struct.thread.esp中的值设置到esp寄存器中，这里的 new_task.task_struct.thread.esp中的值就是new_task上一次被换出时的堆栈指针，现在被恢复了，2和3结合实现了从cur_task到new_task的堆栈切换；
将1f地址设置到cur_task.task_struct.thread.eip中，当下次cur_task恢复运行时，将会从1f处开始运行，下面阐述了这种原理；
将 new_task.task_struct.thread.eip压入到new_task的堆栈中，这里 new_task.task_struct.thread.eip的值就是1f，因为从4中可知，new_task上一次被换出时，其也是和现在的 cur_task类似，1f地址被设置到new_task.task_struct.thread.eip中；
随后CPU跳转到 __switch_to函数（注意，在__switch_to中，做了一件非常重要的事情就是让 init_tss.esp0=new_task.task_struct.esp0，原因见【C.Linux进程：Linux进程管理和X86进程管理的结合】一文）中开始执行，注意这里使用的是jmp，不是call，call会pusheip，而jmp不会，由于__switch_to是函数，当CPU 执行完该函数后，最后一条指令必然为iret，该指令会popeip，从5中可以知道，此时new_task堆栈中的镜像为[......., esi,edi,ebp,eip(&1f)]，故popeip将值eip(&1f)设置到eip寄存器中，这样当iret执行完毕后，CPU将从eip处继续执行，也就是从1f处继续执行；；
此时已经在new_task的执行环境中了，pop ebp, pop edi, popesi，回到schedule函数中，当返回用户空间中时，由于new_task用户空间的eip,ss,esp等均被从new_task的堆栈中弹出到对应寄存器中，从而new_task得以顺利执行；

switch_to中cur_task寄存器保存、new_task寄存器恢复的几个问题：

GCC在编译该段代码时，会注意到EAX,EBX,EDX在这里被使用，因此此处无需要显示的用汇编语句来保存这三个寄存器，GCC在编译时会自动考虑添加对这些寄存器的保护；
由于在内核中所有的内核段寄存器均为统一的，因此这里无需保存ES,CS,SS,DS,FS,GS；
CR3（Linux中没有使用LDT）已经在前面的switch_mm处理了；
由于Linux没使用TSS-previous task link field，其切换完全采用软件处理切换，故这里无需考虑TSS-previous task link field；
指令EIP会保存在task.thread.eip中，ESP会保存在task.thread.esp中，EBP,ESI,EDI会用显示指令入栈保存；
对于Linux而言，其仅仅使用到了CPU的4级机制中的0和3两级，使用方法如下：
当进程正运行在用户空间时，如果此时来了个中断，CPU将会执行：从TR->GDTR[i ]->TSS中取出当前的SS0:ESP0，从IDTR->IDT[i ]中取出执行代码CS:IP，将当前所有寄存器压到SS0:ESP0堆栈中，包括进程的SS3:ESP3，随后从CS:IP处开始执行代码。当中断代码执行完毕后，内核将会从进程堆栈中，将SS3:ESP3、CS:IP弹出，从而回到用户空间重新开始执行，此时并不需要CPU主动来切换级别了；从这里可知，CPU是需要TSS中的SS0和ESP0来进行高->低级别切换的，因此进程在切换时，必须要将自己的SS0和ESP0保存到 TR->GDTR[i ]->TSS的SS0和ESP0字段中去，其实，在Linux中，对于同一个CPU，所有的进程都使用一个TSS，只是在进程切换时，被切换到的进程将会把自己的ESP0保存到TSS.ESP0中去（在函数__switch_to中），那为什么不把自己的SS0也保存到TSS.SS0中呢，这是因为所有进程的SS0都是统一的，为内核的SS，而内核在初始化的时候，已经将该TSS.SS0设置为自己的SS，因此无需继续设置SS0；
至于EFLAGS为什么没有保存，这点在2.6中已经纠正，即执行了pushf和popf；
ECX为什么没有保存，则涉及到了如下的理由：i386 ABI / function calling sequence
Allregisters on the Intel386 are global and thus visible to both a callingand a called function. Registers %ebp, %ebx, %edi,%esi, and %esp'belong' to the calling function. In other words, a called functionmust preserve these registers' values for its caller. Remainingregisters 'belong' to the called function. If a calling function wantsto preserve such a register value across a function call, it must savethe value in its local stack frame.Some registers have assigned rolesin the standard calling sequence:

%esp：The stack pointerholds the limit of the current stack frame, which is the address of thestack’s bottom-most, valid word. At all times, the stack pointer shouldpoint to a word-aligned area.
......
%ecx and%edx：Scratch registers have no specified role in the standard callingsequence. Functions do not have to preserve their values for the caller.
......

Linux进程管理和X86进程管理的结合

从上面描述中，我们知道X86要求每个进程都必须有自己的TSS，在每次进程切换的时候，通过对应的TR[i ]+GDTRbase找到该进程的TSS，然后保存前一个任务的所有寄存器，同时将找到的TSS中所有的寄存器值恢复到系统对应的寄存器中，从而实现进程切换。
由于Linux实现进程切换的时候，并不采用该机制，但是却避不过X86这个机制，因此Linux内核设置了init_tss全局变量，在 start_kernel->trap_init->cpu_init初始化时，设置了对应的GDT[i ]指向该init_tss以及TR.index=i；此后，在Linux系统运行过程中，就再也不会改变TR以及该GDT[i ]，对应X86来讲，就好像永远运行着1个进程；Linux使用自身的切换机制来实现了进程的切换，这些在上面的文章中已经说明，这里不在多说。
另一重要问题Linux必须面对：当从高级别切换到低级别时，会引起CPU运行级别的变化，例如从级别3到级别0，此时CPU需要获取0级别的SS0以及 ESP0（例如前面描述的当进程正运行在用户空间时来了个中断范例）来恢复SS:ESP，其设计方法就是从当前的TSS->SS0:ESP0中获取。为了适应CPU的这种设计，Linux内核在每次switch_to切换进程时，都将被切换来的进程的ESP0保存到init_tss.esp0中；另外由于Linux内核的SS0始终为KERNEL_SS保持不变，故无需每次切换都将其保存到init_tss.ss0中，只需要在Linux内核初始化时将init_tss.ss0设置为KERNEL_SS就可以了；