5.4.2
进程切换
前面所介绍的schedule()中调用了switch_to宏,这个宏实现了进程之间的真正切换，其代码存放于include/ i386/system.h：
1 #define
switch_to(prev,next,last) do {
\
2
asm volatile("pushl %%esi\n\t"
\
3
"pushl %%edi\n\t"
\
4
"pushl
%%ebp\n\t"
\
5
"movl %%esp,%0\n\t" /*
save ESP */
\
6
"movl %3,%%esp\n\t" /*
restore ESP */ \
7
"movl $
8
"pushl %4\n\t"
/* restore EIP */ \
9
"jmp __switch_to\n"
\
10
"1:\t"
\
11
"popl %%ebp\n\t"
\
12
"popl %%edi\n\t"
\
13
"popl %%esi\n\t"
\
14
:"=m" (prev->thread.esp),"=m"
(prev->thread.eip),
\
15
"=b" (last)
\
16
:"m" (next->thread.esp),"m"
(next->thread.eip),
\
17
"a" (prev), "d" (next), \
18
"b" (prev));
\
19 } while (0)
switch_to宏是用嵌入式汇编写成，比较难理解，为描述方便起见，我们给代码编了行号，在此我们给出具体的解释：
· thread的类型为前面介绍的thread_struct结构。
· 输出参数有三个，表示这段代码执行后有三项数据会有变化，它们与变量及寄存器的对应关系如下：
0％与prev->thread.esp对应，1％与prev->thread.eip对应，这两个参数都存放在内存，而2％与ebx寄存器对应，同时说明last参数存放在ebx寄存器中。
· 输入参数有五个，其对应关系如下：
3％与next->thread.esp对应，4％与next->thread.eip对应，这两个参数都存放在内存，而5％，6％和7％分别与eax,edx及ebx相对应，同时说明prev,next以及prev三个参数分别放在这三个寄存器中。表5.1列出了这几种对应关系：
表5.1
|
参数类型 |
参数名 |
内存变量 |
寄存器 |
函数参数 |
|
输出参数 |
0％ |
prev->thread.esp |
|
|
|
1％ |
prev->thread.eip |
|
|
|
|
2％ |
|
ebx |
last |
|
|
输入参数 |
3％ |
next->thread.esp |
|
|
|
4％ |
next->thread.eip |
|
|
|
|
5％ |
|
eax |
prev |
|
|
6％ |
|
edx |
next |
|
|
7％ |
|
ebx |
prev |
· 第2～4行就是在当前进程prev的内核栈中保存esi,edi及ebp寄存器的内容。
· 第5行将prev的内核堆栈指针ebp存入prev->thread.esp中。
· 第6行把将要运行进程next的内核栈指针next->thread.esp置入esp寄存器中。从现在开始，内核对next的内核栈进行操作，因此，这条指令执行从prev到next真正的上下文切换，因为进程描述符的地址与其内核栈的地址紧紧地联系在一起（参见第四章），因此，改变内核栈就意味着改变当前进程。如果此处引用current的话，那就已经指向next的task_struct结构了。从这个意义上说，进程的切换在这一行指令执行完以后就已经完成。但是，构成一个进程的另一个要素是程序的执行，这方面的切换尚未完成。
· 第7行将标号“1”所在的地址，也就是第一条popl指令（第11行）所在的地址保存在prev->thread.eip中，这个地址就是prev下一次被调度运行而切入时的“返回”地址。
· 第8行将next->thread.eip压入next的内核栈。那么，next->thread.eip究竟指向那个地址？实际上，它就是 next上一次被调离时通过第7行保存的地址，也就是第11行popl指令的地址。因为，每个进程被调离时都要执行这里的第7行，这就决定了每个进程（除了新创建的进程）在受到调度而恢复执行时都从这里的第11行开始。
· 第9行通过jump指令（而不是 call指令）转入一个函数__switch_to()。这个函数的具体实现将在下面介绍。当CPU执行到__switch_to()函数的ret指令时，最后进入堆栈的next->thread.eip就变成了返回地址，这就是标号“1”的地址。
· 第11～13行恢复next上次被调离时推进堆栈的内容。从现在开始，next进程就成为当前进程而真正开始执行。
下面我们来讨论__switch_to()函数。
在调用__switch_to()函数之前，对其定义了fastcall :
extern void FASTCALL(__switch_to(struct task_struct *prev,
struct task_struct *next));
fastcall对函数的调用不同于一般函数的调用，因为__switch_to（）从寄存器（如表5.1）取参数，而不像一般函数那样从堆栈取参数，也就是说，通过寄存器eax和edx把prev和next 参数传递给__switch_to（）函数。
void __switch_to(struct task_struct *prev_p, struct
task_struct *next_p)
{
struct thread_struct *prev = &prev_p->thread,
*next = &next_p->thread;
struct tss_struct *tss = init_tss + smp_processor_id();
unlazy_fpu(prev_p);／* 如果数学处理器工作，则保存其寄存器的值*／
/* 将TSS中的内核级（0级）堆栈指针换成next->esp0，这就是next 进程在内核
栈的指针
tss->esp0 = next->esp0;
／* 保存fs和gs，但无需保存es和ds，因为当处于内核时，内核段
总是保持不变*／
asm volatile("movl %%fs,%0":"=m" (*(int
*)&prev->fs));
asm volatile("movl %%gs,%0":"=m" (*(int
*)&prev->gs));
／*恢复next进程的fs和gs *／
loadsegment(fs, next->fs);
loadsegment(gs, next->gs);
／* 如果next挂起时使用了调试寄存器，则装载0～7个寄存器中的6个寄存器，其中第4、5个寄存器没有使用 *／
if (next->debugreg[7]){
loaddebug(next, 0);
loaddebug(next, 1);
loaddebug(next, 2);
loaddebug(next,
3);
/* no 4 and 5 */
loaddebug(next, 6);
loaddebug(next, 7);
}
if (prev->ioperm || next->ioperm) {
if (next->ioperm) {
／*把next进程的I/O操作权限位图拷贝到TSS中 *／
memcpy(tss->io_bitmap, next->io_bitmap,
IO_BITMAP_SIZE*sizeof(unsigned
long));
/* 把io_bitmap在tss中的偏移量赋给tss->bitmap *／
tss->bitmap = IO_BITMAP_OFFSET;
} else
／*如果一个进程要使用I/O指令，但是，若位图的偏移量超出TSS的范围，
＊
就会产生一个可控制的SIGSEGV信号。第一次对sys_ioperm()的调用会
＊
建立起适当的位图 *／
tss->bitmap = INVALID_IO_BITMAP_OFFSET;
}
}
从上面的描述我们看到，尽管Intel本身为操作系统中的进程（任务）切换提供了硬件支持，但是Linux内核的设计者并没有完全采用这种思想，而是用软件实现了进程切换，而且，软件实现比硬件实现的效率更高，灵活性更大。