上下文切换和模式切换

目录

• 上下文切换和模式切换
  • 为什么需要区分两者？
  • 一个例子理清所有概念
  • 上下文切换的整体流程
    • 阶段一：进入内核态（模式切换）
    • 阶段二：内核决定进行切换
    • 阶段三：执行上下文切换（核心步骤）
    • 阶段四：返回用户态（模式切换）

上下文切换和模式切换

上下文切换指的是换线程执行，模式切换是同一个线程获得不同的权限

这两句话完美地概括了这两个核心概念最本质的区别：

1. 上下文切换 (Context Switching)：指的是 换线程执行。
   • 核心：从一个线程的执行流切换到另一个完全不同的线程的执行流。
   • 结果：CPU改变了服务对象。
   • 比喻：CPU核心这个“工人”放下手里A项目的活儿，转而去干B项目的活儿。
2. 模式切换 (Mode Switching)：指的是 同一个线程获得不同的权限。
   • 核心：同一个线程为了执行特殊操作，将其权限从用户态提升到内核态（或反之）。
   • 结果：线程的执行环境和能力发生了变化，但任务本身没有变。
   • 比喻：同一个“工人”正在做A项目的活儿，为了使用一台高级机床（内核服务），他临时申请并获得了更高级别的安全权限（内核态）。用完以后，交还权限，继续做原来的A项目。

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为什么需要区分两者？

因为它们的目的和开销完全不同：

• 模式切换的目的：是为了安全地访问硬件和内核服务。操作系统通过这种方式保护内核，防止用户程序直接进行危险操作。这是功能性的。
• 上下文切换的目的：是为了实现多任务并发，让多个线程能共享CPU资源。当一个线程等待时（比如等待IO），CPU可以立刻去执行其他就绪的线程，从而提高CPU利用率。这是性能性的。
• 模式切换的开销：相对较小，主要是寄存器组的部分切换（如堆栈指针）和CPU特权级的改变。
• 上下文切换的开销：非常大，需要保存和恢复整个线程的完整状态（所有寄存器），并且如果切换的是不同进程的线程，还会导致缓存和TLB（快表）失效，带来巨大的性能损失。

一个例子理清所有概念

假设一个Web服务器线程正在处理用户请求，需要从磁盘读取一个文件：

1. 用户态 (初始)：线程运行在用户态，执行Web服务器代码。
2. 系统调用 (模式切换)：线程调用 read() 函数。执行 syscall 指令，同一个线程从用户态陷入内核态，获得更高权限。
3. 内核中检查 (仍在同一线程)：内核态下的线程发现磁盘数据还没准备好。
4. 线程阻塞 (引发上下文切换的原因)：内核将这个线程标记为“睡眠”（阻塞状态）。
5. 上下文切换：操作系统调度器发现当前线程睡了，于是执行上下文切换：
   • 保存当前Web服务器线程的状态。
   • 恢复另一个就绪线程（比如另一个处理请求的线程）的状态。
   • CPU开始执行另一个线程。
6. 数据就绪：磁盘IO完成，发出中断。内核处理中断，将Web服务器线程标记为“就绪”。
7. 又一次上下文切换：在某个时刻，调度器决定让Web服务器线程继续运行，于是再次执行上下文切换，换回原来的线程。
8. 继续执行 (模式切换)：该线程在内核态继续执行，将数据从内核缓冲区拷贝到用户缓冲区，然后调用 sysexit 指令，从内核态返回用户态。
9. 用户态 (返回)：线程回到用户态，read() 调用返回，Web服务器代码继续处理收到的文件数据。

在这个流程中，一次IO操作引发了：

• 两次模式切换（进入和退出内核）
• 两次上下文切换（线程阻塞时被换下，数据就绪后被换上）

	模式切换 (同一线程内)	上下文切换 (不同线程间)
包含关系	是上下文切换的一个子步骤	包含模式切换（如果要切换到用户进程）
发生场景	系统调用、中断	时间片用完、等待资源（上下文切换是在内核态下完成的）
线程	是同一个线程	切换到另一个线程
代价	较小（主要切换CPU模式、少量寄存器）	较大（需保存/恢复大量寄存器、可能切换地址空间）
结果	线程进入内核执行服务	线程被挂起，另一个线程开始执行

上下文切换的整体流程

上下文切换通常是由时钟中断或系统调用（如一个进程主动睡眠等待资源）触发的。其整体流程可以概括为以下几步，我们以一次由时钟中断引起的、从进程A切换到进程B的切换为例：

阶段一：进入内核态（模式切换）

1. 触发中断：进程A在用户态执行时，CPU的时钟硬件产生了一个时钟中断。
2. 硬件自动保存部分上下文：CPU硬件自动将当前的程序计数器（PC）、程序状态字（PSW/EFLAGS）等少量关键寄存器压入当前进程（进程A）的内核栈。这一步是硬件自动完成的。
3. 切换模式：CPU根据中断向量表，跳转到对应的中断处理程序（属于内核代码），并自动将特权级提升为内核态。
   至此，发生了从用户态到内核态的模式切换，但仍然是进程A的线程在内核中执行。

阶段二：内核决定进行切换

1. 执行中断服务例程：内核开始处理时钟中断。
2. 调用调度器：内核发现进程A的时间片已经用完，需要切换进程。于是调用schedule()函数，这是调度器的核心。

阶段三：执行上下文切换（核心步骤）

1. 保存进程A的上下文：
   • 内核代码（通常是schedule() -> switch_to()宏/函数）手动地将进程A的完整硬件上下文（包括所有通用寄存器、浮点寄存器、栈指针ESP、基址指针EBP等）保存到进程A的进程控制块（PCB或thread_struct）中。
2. 选择下一个进程：
   • 调度器算法从就绪队列中选择下一个要运行的进程，这里是进程B。
3. 恢复进程B的上下文：
   • 内核代码从进程B的PCB中将其之前保存的完整硬件上下文加载到CPU的各个寄存器中。
   • 一个最关键的操作是切换栈指针（ESP）：将栈指针从进程A的内核栈切换到进程B的内核栈。一旦这一步完成，内核的执行流实际上就已经转移到了进程B的“上次被切换出去时”的内核状态。
4. 切换地址空间（可选，对于进程切换是必须的）：
   • 如果切换的是进程（而不是同一进程内的线程），内核还需要切换CR3寄存器（在x86架构下），从而更换页表，切换到进程B的虚拟地址空间。如果是线程切换（属于同一进程），则省略这一步，因为它们共享地址空间。

阶段四：返回用户态（模式切换）

1. 中断返回：
   • 此时，内核为进程B所做的中断处理已经完成（或者更准确地说，是从进程B上次被中断的地方继续执行）。
   • 内核执行iret（中断返回）指令。该指令会从进程B的内核栈中弹出阶段一中由硬件自动保存的上下文（对于进程B来说，这是它上次被中断时保存的），其中包括了程序计数器和状态字。
2. 切换模式并跳转：将CPU特权级从内核态降回用户态，还会让CPU跳转到之前弹出的程序计数器所指向的地址，也就是进程B上次被中断打断的用户态代码位置。至此，CPU已经开始执行进程B的用户态代码，一次完整的上下文切换结束。