进程切换（process switch），作为抢占式多任务OS中重要的一个功能，其实质就是OS内核挂起正在运行的进程A，然后将先前被挂起的另一个进程B恢复运行。
硬件上下文
每个进程都有自己的地址空间，但是所有进程在物理上共享着CPU的寄存器，因此，当恢复一个进程执行前，OS内核必须要将挂起该进程时寄存器的值装入CPU寄存器。进程恢复执行前必须装入寄存器的一组数据就叫做“硬件上下文”（hardware context），它是进程执行上下文的子集，后者是进程执行时需要的所有信息（如地址空间中的数据等）。
Linux中，TSS保存着部分的进程的硬件上下文（如ss、esp等寄存器的值），剩余部分保存在内核堆栈中（如eax、ebx等通用数据寄存器的值）。
进程切换只发生在内核态，在进程切换之前，用户态使用的寄存器内容都已保存在内核堆栈上，如ss、esp等。
任务状态段（TSS）
80×86体系结构中有个特殊的段——TSS，用来存放硬件上下文。Linux为每个CPU分配一个TSS。这样，当一个CPU从用户态切换到内核态时，就从TSS中得到内核态的堆栈地址，如果用户态程序试图用in或out指令访问I/O设备时，CPU就可以访问在TSS中的I/O许可位图（I/O Permission Bitmap）来检查该操作是否合法。
tss_struct结构描述TSS的格式。系统中有一个全局数组——init_tss，里面保存着每个不同CPU的TSS（n个CPU就有n个TSS）。由此可见，TSS表示了CPU上当前进程的信息，没有必要为每个进程都分配TSS。
Linux创建的TSSD（任务状态段描述符）存放在GDT中，GDT的基地址保存在每个CPU的gdtr寄存器里。每个CPU的tr寄存器里有相应的TSS的TSSD的选择子，这可以用来在GDT中定位TSSD，从而得到TSS。CPU中有两个不可编程的寄存器，存放TSSD的Base字段和Limit字段，这样CPU可以快速地对TSS寻址，而不需经过GDT。
因为Linux为每个CPU分配TSS，而不是每个进程分配TSS，因此，被替换的进程的硬件上下文必须保存在别处，不能存在TSS中。每个进程描述符中有一个字段thread——一个thread_struct类型的字段，使用它可以保存部分硬件上下文。该结构中包含了大部分的CPU寄存器（如esp、eip等），但不包含eax、ebx之类的通用寄存器，因为它们保存在进程内核堆栈中。
执行进程切换
进程切换发生在schedule()函数中。进程切换分为两个步骤：
- 切换页全局目录（Page Global Directory）来加载一个新的地址空间，实际上就是加载新进程的cr3寄存器值。
- 切换内核堆栈和硬件上下文，这些包含了内核执行一个新进程的所有信息，包含了CPU寄存器。
现在假设prev表示即将被替换的进程的描述符，next表示即将执行的进程的描述符。其实，prev和next都是schedule()函数的局部变量。
switch_to宏
这里讨论进程切换的第2个步骤，该步骤通过switch_to宏来实现。
switch_to宏它有三个参数：prev、next、last。prev和next不需要解释，last参数是干什么的呢？实际上，任何进程切换涉及3个进程，不仅仅是2个。
假设内核决定将进程A挂起，执行进程B，那么在schedule()函数中，prev就是进程A的描述符地址，next就是进程B的描述符地址，一旦switch_to挂起A，那么进程A就冻结了。后来，当内核想重新执行进程A，它必须通过switch_to宏来挂起进程C（通常不是进程B），此时prev代表C、next代表A。当A恢复执行，它得到它原来的内核堆栈，在这个原来的内核堆栈里，prev代表A，next代表B。此时，代表进程A的内核代码失去了对进程C的引用，就找不到进程C了。事实证明，这个引用对于完成进程切换是有用的。
switch_to的last参数是一个输出参数，表示宏把进程C的描述符地址写在内存的某个地址（这是在A恢复执行后完成的）。在进程切换之前，switch_to把prev的值写入eax。在A恢复执行后，此时还是在switch_to宏代码中，A得到它原来的内核堆栈，prev是A的描述符地址，注意，因为CPU内eax寄存器的值不会因为切换而变化，因此，eax里存的是进程C的描述符地址，switch_to会将eax的值写入到last中，原来last指向进程A的prev就被C的描述符地址覆盖了。
关于switch_to宏的分析，请见下一篇。
__switch_to函数
switch_to宏里有一句“jmp __switch_to”，即跳转到__switch_to函数开始执行。该函数完成进程切换第2步骤的大部分工作。该函数是FASTCALL调用方式（利用关键字__attribute__(regparm(3))声明），因此参数用通用数据寄存器传递——eax传递prev_p、edx传递next_p。
关于__switch_to函数的分析，请见下一篇。
保存和加载FPU、MMX和XMM寄存器
从Intel 80486DX开始，FPU（算术浮点单元）被集成到了CPU中，浮点算术功能用ESCAPE指令来执行，操纵CPU中的浮点寄存器集。显然，当一个进程正在使用ESCAPE指令，那么浮点寄存器的内容就属于它的硬件上下文。
为了加速多媒体程序的执行，Intel在微处理器中引入了新的指令集——MMX，MMX指令也作用于FPU的浮点寄存器。这样，MMX就不能和FPU指令混用，但是OS内核就可以忽略新的MMX指令集，因为保存浮点寄存器的功能代码也能够应用于MMX的状态。
MMX使用SIMD（单指令多数据）流水线，Pentium III增强了这种SIMD能力，引入SSE（Streaming SIMD Extensions）扩展。该功能增强了8个128位寄存器（XMM寄存器）的功能，这些寄存器不和FPU/MMX寄存器重叠，因此能够与FPU/MMX指令混用。
Pentium IV还引入了SSE2扩展，支持高精度浮点值，SSE2和SSE使用同一个XMM寄存器组。
80×86微处理器不在TSS中保存FPU、MMX和XMM寄存器的值，不过还是提供了一些支持，能够在需要时保存它们。cr0寄存器有一个TS（Task-Switching）标志位，每当执行硬件上下文切换时，TS置位，每当TS被置位后进程执行ESCAPE、MMX、SSE或SSE2指令，控制器就产生一个“Device not available”异常。这样，TS标志位就能够让OS内核只有在真正需要时才保存或恢复FPU、MMX和XMM寄存器。
假设进程A使用了数学协处理器，那么当进程A被切换出去的时候，内核设置TS并将浮点寄存器的内容保存到进程A的TSS中（原著这么写，但是应该是保存到进程A描述符的一个字段中，TSS是与CPU关联的，进程没有TSS）。
如果新进程B不使用数学协处理器，那么内核就不需要恢复浮点寄存器的内容，但是，一旦进程B执行FPU、MMX等指令，CPU就产生一个“Device not available”异常，相应的异常处理程序就会用保存在进程B中的相关值来恢复浮点寄存器。
处理FPU、MMX和XMM寄存器的数据结构存放在进程描述符的thread字段的i387子字段中（即thread.i387），由i387_union联合体描述，其格式如下：
union i387_union {
struct i387_fsave_struct fsave; /* 保存FPU、MMX寄存器的内容 */
struct i387_fxsave_struct fxsave; /* 保存SSE和SSE2寄存器内容 */
struct i387_soft_struct soft; /* 由无数学协处理器的老式CPU模型使用 */
};
此外，进程描述符中还包含了两个附加的标志：
- thread_info结构中status字段的TS_USEDFPU标志，表示进程当前执行过程中是否使用过FPU、MMX和XMM寄存器。
- task_struct结构的flags字段的PF_USED_MATH标志，表示thread.i387的内容是否有意义。
保存和加载FPU、MMX和XMM寄存器主要用到__unlazy_fpu宏，该宏在__switch_to函数中使用，下一篇会对其进行分析。
内核态使用FPU、MMX和XMM寄存器
OS内核也可以使用FPU、MMX和XMM寄存器，当然，这么做的时候应该避免干扰用户态进程。因此，Linux使用如下方法来解决：
- 在内核使用协处理器之前，如果用户态进程使用了FPU（TS_USEDFPU标志为1），内核就要调用kernel_fpu_begin()函数，该函数里又调用save_init_fpu()来保存寄存器内容，然后重新设置cr0寄存器的TS标志。
- 使用完协处理器之后，内核调用kernel_fpu_end宏设置cr0寄存器的TS标志。
- 当用户态进程恢复执行时，math_state_restore()函数将恢复FPU、MMX和XMM寄存器的内容。
需要注意的是，如果当前用户态进程有在用数学协处理器时，kernel_fpu_begin()函数的执行时间比较长，甚至无法通过FPU、MMX或XMM达到加速的目的。因此，内核只在有限的场合使用FPU、MMX或XMM指令，比如移动或清除大内存区字段、计算校验和等。
