进程的用户栈和内核栈

进程是程序的一次执行过程。用剧本和演出来类比，程序相当于剧本，而进程则相当于剧本的一次演出，舞台、灯光则相当于进程的运行环境。 进程的堆栈 每个进程都有自己的堆栈，内核在创建一个新的进程时，在创建进程控制块task_struct的同时，也为进程创建自己堆栈。一个进程 有2个堆栈，用户堆栈和系统堆栈；用户堆栈的空间指向用户地址空间，内核堆栈的空间指向内核地址空间。当进程在用户态运行时，CPU堆栈指针寄存器指向的 用户堆栈地址，使用用户堆栈，当进程运行在内核态时，CPU堆栈指针寄存器指向的是内核栈空间地址，使用的是内核栈； 进程用户栈和内核栈之间的切换 当进程由于中断或系统调用从用户态转换到内核态时，进程所使用的栈也要从用户栈切换到内核栈。系统调用实质就是通过指令产生中断，称为软中断。进程因为中断（软中断或硬件产生中断），使得CPU切换到特权工作模式，此时进程陷入内核态，进程进入内核态后，首先把用户态的堆栈地址保存在内核堆栈中，然后设置堆栈指针寄存器的地址为内核栈地址，这样就完成了用户栈向内核栈的切换。 当进程从内核态切换到用户态时，最后把保存在内核栈中的用户栈地址恢复到CPU栈指针寄存器即可，这样就完成了内核栈向用户栈的切换。 这里要理解一下内核堆栈。前面我们讲到，进程从用户态进入内核态时，需要在内核栈中保存用户栈的地址。那么进入内核态时，从哪里获得内核栈的栈指针呢？ 要解决这个问题，先要理解从用户态刚切换到内核态以后，进程的内核栈总是空的。这点很好理解，当进程在用户空间运行时，使用的是用户 栈；当进程在内核态运行时，内核栈中保存进程在内核态运行的相关信息，但是当进程完成了内核态的运行，重新回到用户态时，此时内核栈中保存的信息全部恢 复，也就是说，进程在内核态中的代码执行完成回到用户态时，内核栈是空的。 理解了从用户态刚切换到内核态以后，进程的内核栈总是空的，那刚才这个问题就很好理解了，因为内核栈是空的，那当进程从用户态切换到内核态后，把内核栈的栈顶地址设置给CPU的栈指针寄存器就可以了。 X86 Linux内核栈定义如下（可能现在的版本有所改变，但不妨碍我们对内核栈的理解）： 在／include/linux/sched.h中定义了如下一个联合结构： union task_union { struct task_struct task; unsigned long stack[2408]; }; 从这个结构可以看出，内核栈占8kb的内存区。实际上，进程的task_struct结构所占的内存是由内核动态分配的，更确切地说，内核根本不给task_struct分配内存，而仅仅给内核栈分配8K的内存，并把其中的一部分给task_struct使用。 这样内核栈的起始地址就是union task_union变量的地址+8K 字节的长度。例如：我们动态分配一个union task_union类型的变量如下： unsigned char *gtaskkernelstack gtaskkernelstack = kmalloc(sizeof(union task_union));

那么该进程每次进入内核态时，内核栈的起始地址均为：（unsigned char *）gtaskkernelstack + 8096

进程上下文 进程切换现场称为进程上下文(context)，包含了一个进程所具有的全部信息，一般包括：进程控制块（Process Control Block，PCB）、有关程序段和相应的数据集。

进程控制块PCB（任务控制块） 进程控制块是进程在内存中的静态存在方式，Linux内核中用task_struct表示一个进程（相当于进程的人事档案）。进程的静 态描述必须保证一个进程在获得CPU并重新进入运行态时，能够精确的接着上次运行的位置继续进行，相关的程序段，数据以及CPU现场信息必须保存。处理机 现场信息主要包括处理机内部寄存器和堆栈等基本数据。 进程控制块一般可以分为进程描述信息、进程控制信息，进程相关的资源信息和CPU现场保护机构。

进程的切换 当一个进程的时间片到时，进程需要让出CPU给其他进程运行，内核需要进行进程切换。 Linux 的进程切换是通过调用函数进程切换函数schedule来实现的。进程切换主要分为2个步骤： 1. 调用switch_mm()函数进行进程页表的切换； 2. 调用 switch_to() 函数进行 CPU寄存器切换；

__switch_to定义在/arch/arm/kernel目录下的entry-armv.S 文件中，源码如下：

----------------------------------------------------------------------------- ENTRY(__switch_to) UNWIND(.fnstart ) UNWIND(.cantunwind ) add ip, r1, #TI_CPU_SAVE ldr r3, [r2, #TI_TP_VALUE] stmia ip!, {r4 - sl, fp, sp, lr} @ Store most regs on stack #ifdef CONFIG_MMU ldr r6, [r2, #TI_CPU_DOMAIN] #endif #if __LINUX_ARM_ARCH__ >= 6 #ifdef CONFIG_CPU_32v6K clrex #else strex r5, r4, [ip] @ Clear exclusive monitor #endif #endif #if defined(CONFIG_HAS_TLS_REG) mcr p15, 0, r3, c13, c0, 3 @ set TLS register #elif !defined(CONFIG_TLS_REG_EMUL) mov r4, #0xffff0fff str r3, [r4, #-15] @ TLS val at 0xffff0ff0 #endif #ifdef CONFIG_MMU mcr p15, 0, r6, c3, c0, 0 @ Set domain register #endif mov r5, r0 add r4, r2, #TI_CPU_SAVE ldr r0, =thread_notify_head mov r1, #THREAD_NOTIFY_SWITCH bl atomic_notifier_call_chain mov r0, r5 ldmia r4, {r4 - sl, fp, sp, pc} @ Load all regs saved previously UNWIND(.fnend ) ENDPROC(__switch_to) ----------------------------------------------------------

Switch_to的处理流程如下：

保存本进程的CPU寄存器（PC、R0 ~ R13）到本进程的栈中；保存SP(本进程的栈基地址)到task->thread.save 中；从新进程的task->thread.save恢复SP为新进程的栈基地址；从新进程的栈中恢复新进程的CPU相关寄存器值，新进程开始运行，完成任务切换。

这里读者可能会问，在进行任务切换的时候，到底是在运行进程1还是运行进程2呢？进程切换的时候，已经进行页表切换，那页表切换之后，切换进程使用的是进程1还是进程2的页表呢？

要回答这个问题，首先我们要明白由谁来完成进程切换？

通过对操作系统的理解，毫无疑问，进程切换是由内核来完成的，也就是说，在进行进程切换时，CPU运行在内核模式，使用的是内核空间的内核代码，它既不属于进程1，也不属于进程2，当进程的时间片到时，内核提供服务来完成进程的切换。既不使用进程1的页表，也不使用进程2的页表，使用的内核映射页表。这样我们就很好理解上面的问题了。