揭開Linux內(nèi)核進程上下文切換的神秘面紗

作者簡介

韓傳華，就職于南京大魚半導體有限公司，主要從事linux相關(guān)系統(tǒng)軟件開發(fā)工作，負責Soc芯片BringUp及系統(tǒng)軟件開發(fā)，樂于分享喜歡學習，喜歡專研Linux內(nèi)核源代碼。

我都知道操作系統(tǒng)的一個重要功能就是進行進程管理，而進程管理就是在合適的時機選擇合適的進程來執(zhí)行，在單個cpu運行隊列上各個進程宏觀并行微觀串行執(zhí)行，多個cpu運行隊列上的各個進程之間完全的并行執(zhí)行。進程管理是個復雜的過程，例如進程的描述、創(chuàng)建和銷毀、生命周期管理、進程切換、進程搶占、調(diào)度策略、負載均衡等等。本文主要關(guān)注進程管理的一個切入點，那就是進程的上下文切換，來理解linux內(nèi)核是如何進程進程上下文切換的，從而揭開上下文切換的神秘面紗。
（注意：本文以linux-5.0內(nèi)核源碼講解，采用arm64架構(gòu)）

本文目錄：
１．進程上下文的概念
２．上下文切換詳細過程
2.1 進程地址空間切換
2.2 處理器狀態(tài)（硬件上下文）切換
３．ASID機制
４．普通用戶進程、普通用戶線程、內(nèi)核線程切換的差別
５．進程切換全景視圖
６．總結(jié)

１．進程上下文的概念

進程上下文是進程執(zhí)行活動全過程的靜態(tài)描述。我們把已執(zhí)行過的進程指令和數(shù)據(jù)在相關(guān)寄存器與堆棧中的內(nèi)容稱為進程上文，把正在執(zhí)行的指令和數(shù)據(jù)在寄存器與堆棧中的內(nèi)容稱為進程正文，把待執(zhí)行的指令和數(shù)據(jù)在寄存器與堆棧中的內(nèi)容稱為進程下文。

實際上linux內(nèi)核中，進程上下文包括進程的虛擬地址空間和硬件上下文。

進程硬件上下文包含了當前cpu的一組寄存器的集合，arm64中使用task_struct結(jié)構(gòu)的thread成員的cpu_context成員來描述，包括x19-x28,sp, pc等。

如下為硬件上下文存放示例圖：

２．上下文切換詳細過程

進程上下文切換主要涉及到兩部分主要過程：進程地址空間切換和處理器狀態(tài)切換。地址空間切換主要是針對用戶進程而言，而處理器狀態(tài)切換對應于所有的調(diào)度單位。下面我們分別看下這兩個過程：

__schedule // kernel/sched/core.c->context_switch ->switch_mm_irqs_off //進程地址空間切換 ->switch_to //處理器狀態(tài)切換

２.1 進程地址空間切換

進程地址空間指的是進程所擁有的虛擬地址空間，而這個地址空間是假的，是linux內(nèi)核通過數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來描述出來的，從而使得每一個進程都感覺到自己擁有整個內(nèi)存的假象，cpu訪問的指令和數(shù)據(jù)最終會落實到實際的物理地址，對用進程而言通過缺頁異常來分配和建立頁表映射。進程地址空間內(nèi)有進程運行的指令和數(shù)據(jù)，因此到調(diào)度器從其他進程重新切換到我的時候，為了保證當前進程訪問的虛擬地址是自己的必須切換地址空間。
實際上，進程地址空間使用mm_struct結(jié)構(gòu)體來描述，這個結(jié)構(gòu)體被嵌入到進程描述符（我們通常所說的進程控制塊PCB）task_struct中，mm_struct結(jié)構(gòu)體將各個vma組織起來進行管理，其中有一個成員pgd至關(guān)重要，地址空間切換中最重要的是pgd的設(shè)置。

pgd中保存的是進程的頁全局目錄的虛擬地址（本文會涉及到頁表相關(guān)的一些概念，在此不是重點，不清楚的可以查閱相關(guān)資料，后期有機會會講解進程頁表），記住保存的是虛擬地址，那么pgd的值是何時被設(shè)置的呢？答案是fork的時候，如果是創(chuàng)建進程，需要分配設(shè)置mm_struct，其中會分配進程頁全局目錄所在的頁，然后將首地址賦值給pgd。

我們來看看進程地址空間究竟是如何切換的，結(jié)果會讓你大吃一驚（這里暫且不考慮asid機制，后面有機會會在其他文章中講解）：
代碼路徑如下：

context_switch // kernel/sched/core.c->switch_mm_irqs_off ->switch_mm ->__switch_mm ->check_and_switch_context ->cpu_switch_mm ->cpu_do_switch_mm(virt_to_phys(pgd),mm) //arch/arm64/include/asm/mmu_context.h arch/arm64/mm/proc.S158 /*159 * cpu_do_switch_mm(pgd_phys, tsk)160 *161 * Set the translation table base pointer to be pgd_phys.162 *163 * - pgd_phys - physical address of new TTB164 */165 ENTRY(cpu_do_switch_mm)166 mrs x2, ttbr1_el1167 mmid x1, x1 // get mm->context.id168 phys_to_ttbr x3, x0169170 alternative_if ARM64_HAS_CNP171 cbz x1, 1f // skip CNP for reserved ASID172 orr x3, x3, #TTBR_CNP_BIT173 1:174 alternative_else_nop_endif175 #ifdef CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN176 bfi x3, x1, #48, #16 // set the ASID field in TTBR0177 #endif178 bfi x2, x1, #48, #16 // set the ASID179 msr ttbr1_el1, x2 // in TTBR1 (since TCR.A1 is set)180 isb181 msr ttbr0_el1, x3 // now update TTBR0182 isb183 b post_ttbr_update_workaround // Back to C code...184ENDPROC(cpu_do_switch_mm)

代碼中最核心的為181行，最終將進程的pgd虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址存放在ttbr0_el1中，這是用戶空間的頁表基址寄存器，當訪問用戶空間地址的時候mmu會通過這個寄存器來做遍歷頁表獲得物理地址（ttbr1_el1是內(nèi)核空間的頁表基址寄存器，訪問內(nèi)核空間地址時使用，所有進程共享，不需要切換）。完成了這一步，也就完成了進程的地址空間切換，確切的說是進程的虛擬地址空間切換。

內(nèi)核處理的是不是很簡單，很優(yōu)雅，別看只是設(shè)置了頁表基址寄存器，也就是將即將執(zhí)行的進程的頁全局目錄的物理地址設(shè)置到頁表基址寄存器，他卻完成了地址空間切換的壯舉，有的小伙伴可能不明白為啥這就完成了地址空間切換？試想如果進程想要訪問一個用戶空間虛擬地址，cpu的mmu所做的工作，就是從頁表基址寄存器拿到頁全局目錄的物理基地址，然后和虛擬地址配合來查查找頁表，最終找到物理地址進行訪問（當然如果tlb命中就不需要遍歷頁表），每次用戶虛擬地址訪問的時候（內(nèi)核空間共享不考慮），由于頁表基地址寄存器內(nèi)存放的是當前執(zhí)行進程的頁全局目錄的物理地址，所以訪問自己的一套頁表，拿到的是屬于自己的物理地址（實際上，進程是訪問虛擬地址空間的指令數(shù)據(jù)的時候不斷發(fā)生缺頁異常，然后缺頁異常處理程序為進程分配實際的物理頁，然后將頁幀號和頁表屬性填入自己的頁表條目中），就不會訪問其他進程的指令和數(shù)據(jù)，這也是為何多個進程可以訪問相同的虛擬地址而不會出現(xiàn)差錯的原因，而且做到的各個地址空間的隔離互不影響（共享內(nèi)存除外）。

其實，地址空間切換過程中，還會清空tlb，防止當前進程虛擬地址轉(zhuǎn)化過程中命中上一個進程的tlb表項，一般會將所有的tlb無效，但是這會導致很大的性能損失，因為新進程被切換進來的時候面對的是全新的空的tlb，造成很大概率的tlb miss,需要重新遍歷多級頁表，所以arm64在tlb表項中增加了非全局（nG）位區(qū)分內(nèi)核和進程的頁表項，使用ASID區(qū)分不同進程的頁表項，來保證可以在切換地址空間的時候可以不刷tlb，后面會主要講解ASID技術(shù)。

還需要注意的是僅僅切換用戶地址空間，內(nèi)核地址空間由于是共享的不需要切換，也就是為何切換到內(nèi)核線程不需要也沒有地址空間的原因。

如下為進程地址空間切換示例圖：

2.2 處理器狀態(tài)（硬件上下文）切換

前面進行了地址空間切換，只是保證了進程訪問指令數(shù)據(jù)時訪問的是自己地址空間（當然上下文切換的時候處于內(nèi)核空間，執(zhí)行的是內(nèi)核地址數(shù)據(jù)，當返回用戶空間的時候才有機會執(zhí)行用戶空間指令數(shù)據(jù)**，地址空間切換為進程訪問自己用戶空間做好了準備**），但是進程執(zhí)行的內(nèi)核棧還是前一個進程的，當前執(zhí)行流也還是前一個進程的，需要做切換。

arm64中切換代碼如下：

switch_to->__switch_to ... //浮點寄存器等的切換 ->cpu_switch_to(prev, next) arch/arm64/kernel/entry.S：1032 /*1033 * Register switch for AArch64. The callee-saved registers need to be saved1034 * and restored. On entry:1035 * x0 = previous task_struct (must be preserved across the switch)1036 * x1 = next task_struct1037 * Previous and next are guaranteed not to be the same.1038 *1039 */1040 ENTRY(cpu_switch_to)1041 mov x10, #THREAD_CPU_CONTEXT1042 add x8, x0, x101043 mov x9, sp1044 stp x19, x20, [x8], #16 // store callee-saved registers1045 stp x21, x22, [x8], #161046 stp x23, x24, [x8], #161047 stp x25, x26, [x8], #161048 stp x27, x28, [x8], #161049 stp x29, x9, [x8], #161050 str lr, [x8]1051 add x8, x1, x101052 ldp x19, x20, [x8], #16 // restore callee-saved registers1053 ldp x21, x22, [x8], #161054 ldp x23, x24, [x8], #161055 ldp x25, x26, [x8], #161056 ldp x27, x28, [x8], #161057 ldp x29, x9, [x8], #161058 ldr lr, [x8]1059 mov sp, x91060 msr sp_el0, x11061 ret1062 ENDPROC(cpu_switch_to)

其中x19-x28是arm64 架構(gòu)規(guī)定需要調(diào)用保存的寄存器，可以看到處理器狀態(tài)切換的時候?qū)⑶耙粋€進程（prev）的x19-x28，fp,sp,pc保存到了進程描述符的cpu_contex中，然后將即將執(zhí)行的進程(next)描述符的cpu_contex的x19-x28，fp,sp,pc恢復到相應寄存器中，而且將next進程的進程描述符task_struct地址存放在sp_el0中，用于通過current找到當前進程，這樣就完成了處理器的狀態(tài)切換。

實際上，處理器狀態(tài)切換就是將前一個進程的sp,pc等寄存器的值保存到一塊內(nèi)存上，然后將即將執(zhí)行的進程的sp,pc等寄存器的值從另一塊內(nèi)存中恢復到相應寄存器中，恢復sp完成了進程內(nèi)核棧的切換，恢復pc完成了指令執(zhí)行流的切換。其中保存/恢復所用到的那塊內(nèi)存需要被進程所標識，這塊內(nèi)存這就是cpu_contex這個結(jié)構(gòu)的位置（進程切換都是在內(nèi)核空間完成）。

由于用戶空間通過異常/中斷進入內(nèi)核空間的時候都需要保存現(xiàn)場，也就是保存發(fā)生異常/中斷時的所有通用寄存器的值，內(nèi)核會把“現(xiàn)場”保存到每個進程特有的進程內(nèi)核棧中，并用pt_regs結(jié)構(gòu)來描述，當異常/中斷處理完成之后會返回用戶空間，返回之前會恢復之前保存的“現(xiàn)場”，用戶程序繼續(xù)執(zhí)行。
所以當進程切換的時候，當前進程被時鐘中斷打斷，將發(fā)生中斷時的現(xiàn)場保存到進程內(nèi)核棧（如：sp, lr等），然后會切換到下一個進程，當再次回切換回來的時候，返回用戶空間的時候會恢復之前的現(xiàn)場，進程就可以繼續(xù)執(zhí)行（執(zhí)行之前被中斷打斷的下一條指令，繼續(xù)使用自己用戶態(tài)sp），這對于用戶進程來說是透明的。

如下為硬件上下文切換示例圖：

３．ASID機制

前面講過，進程切換的時候，由于ｔｌｂ中存放的可能是其他進程的ｔｌｂ表項，所有才需要在進程切換的時候進行ｔｌｂ的清空工作（清空即是使得所有的ｔｌｂ表項無效，地址轉(zhuǎn)換需要遍歷多級頁表，找到頁表項，然后重新加載頁表項到ｔｌｂ），有了ASID機制之后，命中tlb表項，由虛擬地址和ASID共同決定（當然還有nG位），可以減小進程切換中tlb被清空的機會。

下面我們講解ASID機制，ASID(Ａddress Space Identifer 地址空間標識符)，用于區(qū)別不同進程的頁表項，arm64中，可以選擇兩種ＡSID長度８位或者１６位，這里以８位來講解。

如果ＡSID長度為８位，那么ＡSID有256個值，但是由于０是保留的，所有可以分配的ＡSID范圍就為１－２５５，那么可以標識２５５個進程，當超出255個進程的時候，會出現(xiàn)兩個進程的ＡSID相同的情況，因此內(nèi)核使用了ＡSID版本號。
內(nèi)核中處理如下(參考arch/arm64/mm/context.c):

１）內(nèi)核為每個進程分配一個６４位的軟件ＡSID，其中低８位為硬件ＡSID，高56位為ASID版本號，這個軟件ＡSID存放放在進程的mm_struct結(jié)構(gòu)的context結(jié)構(gòu)的id中,進程創(chuàng)建的時候會初始化為０。
２）內(nèi)核中有一個６４位的全局變量asid_generation，同樣它的高５６位為ASID版本號，用于標識當前ASID分配的批次。
３）當進程調(diào)度，由prev進程切換到next進程的時候，如果不是內(nèi)核線程則進行地址空間切換調(diào)用check_and_switch_context，此函數(shù)會判斷next進程的ASID版本號是否和全局的ASID版本號相同（是否處于同一批次），如果相同則不需要為next進程分配ASID,不相同則需要分配ASID。
４）內(nèi)核使用ａsid_map位圖來管理硬件ASID的分配，asid_bits記錄使用的ASID的長度，每處理器變量active_asids保存當前分配的硬件ASID，每處理器變量reserved_asids存放保留的ASID，tlb_flush_pending位圖記錄需要清空tlb的cpu集合。
硬件ASID分配策略如下：
（１）如果進程的ASID版本號和當前全局的ASID版本號相同（同批次情況），則不需要重新分配ASID。
（２）如果進程的ASID版本號和當前全局的ASID版本號不相同（不同批次情況），且進程原本的硬件ASID已經(jīng)被分配，則重新分配新的硬件ASID，并將當前全局的ASID版本號組合新分配的硬件ASID寫到進程的軟件ＡSID中。
（３）如果進程的ASID版本號和當前全局的ASID版本號不相同（不同批次情況），且進程原本的硬件ASID還沒有被分配，則不需要重新分配新的硬件ASID，只需要更新進程軟件ASID版本號，并將當前全局的ASID版本號組合進程原來的硬件ASID寫到進程的軟件ＡSID中。
（４）如果進程的ASID版本號和當前全局的ASID版本號不相同（不同批次情況），需要分配硬件ASID時，發(fā)現(xiàn)硬件ASID已經(jīng)被其他進程分配完（ａsid_map位圖中查找，發(fā)現(xiàn)位圖全１），則這個時候需要遞增全局的ASID版本號,清空所有cpu的tlb,清空ａsid_map位圖，然后分配硬件ASID，并將當前全局的ASID版本號組合新分配的硬件ASID寫到進程的軟件ＡSID中。

下面我們以實例來看ASID的分配過程：
如下圖：

我們假設(shè)圖中從A進程到D進程，有255個進程，剛好分配完了asid, ，從A到D的切換過程中使用的都是同一批次的asid版本號。

則這個過程中，有進程會創(chuàng)建的時候被切換到，假設(shè)不超出255個進程，在切換過程中會為新進程分配硬件的ASID，分配完后下次切換到他時由于他的ASID版本號和當前的全局的ASID版本號相同，所以不需要再次分配ASID，當然也不需要清空tlb。

注：這里說的ASID即為硬件ASID區(qū)別于ASID版本號。

情況1-ASID版本號不變屬于策略（１）：從C進程到D進程切換，內(nèi)核判斷D進程的ASID版本號和當前的全局的ASID版本號相同，所以不需要為他分配ASID（執(zhí)行快速路徑switch_mm_fastpath去設(shè)置ttbrx_el1））。

情況2 -硬件ASID全部分配完屬于策略（４）：假設(shè)到達D進程時，asid已經(jīng)全部分配完（系統(tǒng)中有255個進程都分配到了硬件asid號），這個時候新創(chuàng)建的進程E被調(diào)度器選中，切換到E，由于新創(chuàng)建的進程的軟件ASID被初始化為0，所以和當前的全局的ASID版本號不同（不在同一批次），則這個時候會執(zhí)行new_context為進程分配ASID，但是由于沒有可以分配的ASID，所以會將全局的ASID版本號加1（發(fā)生ASID回繞），這個時候全局的ASID為801，然后清空asid_map,置位tlb_flush_pending所有bit用于清空所有cpu的tlb，然后再次去分配硬件ASID給E進程，這個時候分配到了1給他（將ASID版本號）。

情況3-ASID版本號發(fā)生變化，進程的硬件ASID可以再次使用屬于策略（３）：假設(shè)從E切換到了B進程，而B進程之前已經(jīng)在全局的ASID版本號為800的批次上分配了編號為5的硬件ASID，但是B進程的ASID版本號800和現(xiàn)在全局的ASID版本號801不相同，所有需要new_context為進程分配ASID，分配的時候發(fā)現(xiàn)asid_map中編號為5沒有被置位，也就是沒有其他進程分配了5這個ASID，所有可以繼續(xù)使用原來分配的硬件ASID 5。

情況4 -ASID版本號發(fā)生變化，有其他進程已經(jīng)分配了相同的硬件ASID屬于策略（２）: 假設(shè)從B進程切換到A進程，而B進程之前已經(jīng)在全局的ASID版本號為800的批次上分配了編號為1的硬件ASID，但是B進程的ASID版本號800和現(xiàn)在全局的ASID版本號801不相同，所有需要new_context為進程分配ASID，分配的時候發(fā)現(xiàn)asid_map中編號為1已經(jīng)被置位，也就是其他進程已經(jīng)分配了1這個ASID，需要從asid_map尋找下一個空閑的ASID，則分配了新的ASID為6。

假設(shè)從A到E，由于E的ASID版本號和全局的ASID版本號（同一批次），和情況1相同，不需要分配ASID。但是之前原來處于800這個ASID版本號批次的進程都需要重新分配ASID，有的可以使用原來的硬件ASID，有的重新分配硬件ASID，但是都將ASID版本號修改為了現(xiàn)在全局的ASID版本號801。但是，隨著硬件ASID的不斷分配，最終處于801這一批次的硬件ASID也會分配完，這個時候就是上面的情況2，要情況所有cpu的tlb。

我可以看到有了ASID機制之后，由于只有當硬件ASID被分配完了(如被２５５個進程使用)，發(fā)生回繞的時候才會清空所有cpu的tlb,大大提高了系統(tǒng)的性能（沒有ASID機制的情況下每次進程切換需要地址空間切換的時候都需要清空tlb)。

4. 普通用戶進程、普通用戶線程、內(nèi)核線程切換的差別

內(nèi)核地址空間切換的時候有一下原則：看的是進程描述符的mm_struct結(jié)構(gòu)，即是成員mm:
1）如果mm為NULL,則表示即將切換的是內(nèi)核線程，不需要切換地址空間（所有任務共享內(nèi)核地址空間）。
2）內(nèi)核線程會借用前一個用戶進程的mm，賦值到自己的active_mm（本身的mm為空），進程切換的時候就會比較前一個進程的active_mm和當前進程的mm。
3）如果前一個任務的和即將切換的任務，具有相同的mm成員，也就是共享地址空間的線程則也不需要切換地址空間。

->所有的進程線程之間進行切換都需要切換處理器狀態(tài)。
->對于普通的用戶進程之間進行切換需要切換地址空間。
->同一個線程組中的線程之間切換不需要切換地址空間，因為他們共享相同的地址空間。
-> 內(nèi)核線程在上下文切換的時候不需要切換地址空間，僅僅是借用上一個進程mm_struct結(jié)構(gòu)。

有一下場景：
約定：我們將進程/線程統(tǒng)稱為任務，其中U表示用戶任務（進程/線程），K表示內(nèi)核線程，帶有數(shù)字表示同一個線程組中的線程。
有以下任務：Ua1 Ua2 Ub Uc Ka Kb （eg:Ua1為用戶進程， Ua2為和Ua1在同一線程組的用戶進程，Ub普通的用戶進程，Ka普通的內(nèi)核線程 ）。

如果調(diào)度順序如下：

Uc -> Ua1 -> Ua2 -> Ub -> Ka -> Kb -> Ub

從Uc -> Ua1 由于是不同的進程，需要切換地址空間。
從 Ua1 -> Ua2 由于是相同線程組中的不同線程，共享地址空間，在切換到Ua1的時候已經(jīng)切換了地址空間，所有不需要切換地址空間。
從 Ua2 -> Ub 由于是不同的進程，需要切換地址空間。
從 Ub -> Ka 由于切換到內(nèi)核線程，所以不需要切換地址空間。
從Ka -> Kb 倆內(nèi)核線程之前切換，不需要切換地址空間。
從Kb -> Ub 從內(nèi)核線程切換到用戶進程，由于Ka和Kb都是借用Ub的active_mm，而Ub的active_mm 等于Ub的mm,所以這個時候 Kb的active_mm和 Ub的mm相同，所有也不會切換地址空間。

如下為多任務地址空間切換示例圖：

5. 進程切換全景視圖

我們以下場景為例：
A，B兩個進程都是普通的用戶進程，從進程A切換到進程B,簡單起見我們在這里不考慮其他的搶占時機，我們假設(shè)A，B進程只是循環(huán)進行一些基本的運算操作，從來不調(diào)用任何系統(tǒng)調(diào)用，只考慮被時鐘中斷，返回用戶空間之前被搶占的情況。

下面給出進程切換的全景視圖：

視圖中已經(jīng)講解很清楚，需要強調(diào)３個關(guān)鍵點：

１．發(fā)生中斷時的保存現(xiàn)場，將發(fā)生中斷時的所有通用寄存器保存到進程的內(nèi)核棧，使用struct pt_regs結(jié)構(gòu)。

２．地址空間切換將進程自己的頁全局目錄的基地址ｐｇｄ保存在ttbr0_le1中，用于ｍｍｕ的頁表遍歷的起始點。

3.硬件上下文切換的時候，將此時的調(diào)用保存寄存器和pc, sp保存到struct cpu_context結(jié)構(gòu)中。做好了這幾個保存工作，當進程再次被調(diào)度回來的時候，通過cpu_context中保存的pc回到了cpu_switch_to的下一條指令繼續(xù)執(zhí)行，而由于cpu_context中保存的sp導致當前進程回到自己的內(nèi)核棧，經(jīng)過一系列的內(nèi)核棧的出棧處理，最后將原來保存在pt_regs中的通用寄存器的值恢復到了通用寄存器，這樣進程回到用戶空間就可以繼續(xù)沿著被中斷打斷的下一條指令開始執(zhí)行，用戶棧也回到了被打斷之前的位置，而進程訪問的指令數(shù)據(jù)做地址轉(zhuǎn)化（VA到PA）也都是從自己的pgd開始進行，一切對用戶來說就好像沒有發(fā)生一樣，簡直天衣無縫。

6. 總結(jié)

進程管理中最重要的一步要進行進程上下文切換，其中主要有兩大步驟：地址空間切換和處理器狀態(tài)切換（硬件上下文切換），前者保證了進程回到用戶空間之后能夠訪問到自己的指令和數(shù)據(jù)（其中包括減小tlb清空的ASID機制），后者保證了進程內(nèi)核棧和執(zhí)行流的切換，會將當前進程的硬件上下文保存在進程所管理的一塊內(nèi)存，然后將即將執(zhí)行的進程的硬件上下文從內(nèi)存中恢復到寄存器，有了這兩步的切換過程保證了進程運行的有條不紊，當然切換的過程是在內(nèi)核空間完成，這對于進程來說是透明的。

責任編輯：xj

原文標題：深入理解Linux內(nèi)核進程上下文切換

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