上下文切换分析[mips]

(MIPS;Microcumputer without interlocked pipeline stages “无内部互锁流水级的微处理器”)
1. 内核栈切换 (MIPS)

调度切换至一个进程时，根据 task_struct->thread_info 的值设置 *kernelsp（当前正在运行进程之内核栈栈底），其值为 thread_info + THREAD_SIZE - 32（MIPS 下，使用 set_saved_sp 宏）。


2. 异常、中断寄存器的保存 (MIPS)

使 用SAVE_SOME 保存上下文时，如发现从用户态切入核心态，则首先用 get_saved_sp 宏，将*kernelsp 置入sp。然后在内核栈上分配 PT_SIZE（=sizeof(struct pt_regs)） 大小的空间，作为上下文的保存空间。保存时所有数据精心组织，最后就是一个 struct pt_regs 结构。

若是用户态 --> 内核态，则 k0 = sp, sp = *kernelsp - PT_SIZE，store k0, PT_R29(sp)，保存其它寄存器。

若是内核态 --> 内核态，直接 k0 = sp, sp = sp - PT_SIZE，store k0, PT_R29(sp)，然后保存其它寄存器。


3. 任务切换上下文的保存 (MIPS)

时钟中断后使用 SAVE_SOME 在内核栈/用户栈（取决于当时所在模式）上保存 $0, $2, $3, $4~$7, $8~$9(64bit), $25, $28, $29, $31, STATUS, CAUSE, EPC。

后在 switch_to 中保存正在运行任务的上下文：

保 存 STATUS，使用 cpu_save_nonscratch 保存$16~$23, $29(sp), $30，以及 $31, 有FPU还要 fpu_save_double 保存FPU的寄存器。所有都保存于thread_struct 结构中，该结构为 task_struct 的一部分。

这些保存的是 switch_to 前后的上下文


然后将将要运行的任务上下文加载：

$28 <---- &thread_info
cpu_restore_nonscratch 恢复 $16~$23, $29(sp), $30
*(kernelsp) <---- &thread_info + THREAD_SIZE - 32
恢复 thread_struct 中保存的 STATUS（bit 0, bit 8~15 用当前STATUS值替换）

现在恢复时也在 switch_to 前后，神不知鬼不觉的替换了，所有操作都是由switch_to调用叶函数resume完成。

do_IRQ 返回后，sp恢复（减多少，对称的加多少，因此与初值无关，最终指向新进程的 pt_regs 结构）ref_from_irq 则时钟中断返回（当时被中断时的环境），然后 eret 跳回到用户态（或者被时钟中断的核心态）继续运行。


4. switch_to 为何不需保存$0~$15 $24~$27 (MIPS)

假如内核要从进程A切换到进程B，流程大概是这样：

进程A --> 时钟中断 --> schedule --> switch_to(resume) --> schedule 返回 --> ret_from_irq --> 进程B

switch_to 保存于 A task_struct->thread_struct 中的状态是整个调用链中的 switch_to 宏附近的处理器状态

因此将 sp 指向保存于 B task_struct->thread_struct 中的 sp 时，实际上就相当于恢复到当时进程B在switch_to前后的状态：

进程B --> 时钟中断 --> schedule --> switch_to

switch_to 是一个宏，其中调用了，位于 arch/mips/kernel/r4k_switch.S 中的一个叶函数（不改变静态寄存器的值，不用压栈、出栈）resume，因此进入 resume 前，ABI 规定的一些非静态寄存器的值就再也不用了，故这些非静态值无需保存。

至于静态寄存器的值，函数用之前都会保存于栈上，最后恢复之，子函数调用不会改变其值。因此静态寄存器保存的是当时运行状态的一部分。如这种情况：

schedule 中编译器用 s0 保存一个重要的状态变量，因此进入schedule首先保存s0的值，使用 s0 参与运算，switch_to 后，又要根据 s0 判断进一步的动作。

这个时候就要将 s0 恢复为进程B当时在此点的值。总之注意，switch_to 后所有操作延续的是进程B的：

schedule 返回 --> ret_from_irq --> 进程B


5. 中断处理时可否睡眠问题

Linux 设计中，中断处理时不能睡眠，这个内核中有很多保护措施，一旦检测到内核会异常。

当 一个进程A因为中断被打断时，中断处理程序会使用 A 的内核栈来保存上下文，因为是“抢”的 A 的CPU，而且用了 A 的内核栈，因此中断应该尽可能快的结束。如果 do_IRQ 时又被时钟中断打断，则继续在 A 的内核栈上保存中断上下文，如果发生调度，则 schedule 进 switch_to，又会在 A 的 task_struct->thread_struct 里保存此时时种中断的上下文。

假如其是在睡眠时被时钟中断打断，并 schedule 的话，假如选中了进程 A，并 switch_to 过去，时钟中断返回后则又是位于原中断睡眠时的状态，抛开其扰乱了与其无关的进程A的运行不说，这里的问题就是：该如何唤醒之呢？？

另外，和该中断共享中断号的中断也会受到影响。