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# 上下文切换
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平台无关的代码位于 [kernel/src/process/context.rs](../../../kernel/src/process/context.rs) 中，而平台相关(aarch64)的代码位于 [kernel/src/arch/aarch64/interrupt/context.rs](../../../kernel/src/arch/aarch64/interrupt/context.rs) 中。
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## 相关数据结构
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在 [kernel/src/arch/aarch64/interrupt/context.rs](../../../kernel/src/arch/aarch64/interrupt/context.rs) 中定义了下列数据结构：
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1. `TrapFrame`:
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```rust
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pub struct TrapFrame {
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pub elr: usize,
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pub spsr: usize,
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pub sp: usize,
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pub tpidr: usize, // currently unused
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// pub q0to31: [u128; 32], // disable SIMD/FP registers
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pub x1to29: [usize; 29],
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pub __reserved: usize,
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pub x30: usize, // lr
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pub x0: usize,
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}
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```
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在陷入异常时向栈中压入的内容，由 [trap.S](../../../kernel/src/arch/aarch64/interrupt/trap.S#L92) 的 `__alltraps` 构建。详见“中断与异常”相关章节。
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2. `ContextData`:
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```rust
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struct ContextData {
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x19to29: [usize; 11],
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lr: usize,
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}
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```
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执行上下文切换时向栈中压入的内容，由 `__switch()` 函数构建。仅需保存 callee-saved 寄存器(被调用者保存，即 `x19~x30`)。详见下节“切换流程”。
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3. `InitStack`:
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```rust
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pub struct InitStack {
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context: ContextData,
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tf: TrapFrame,
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}
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```
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对于新创建的线程，不仅要向栈中压入 `ContextData` 结构，还需手动构造 `TrapFrame` 结构。为了方便管理就定义了 `InitStack` 包含这两个结构体。
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4. `Context`:
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```rust
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pub struct Context {
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stack_top: usize,
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ttbr: PhysFrame,
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asid: Asid,
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}
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```
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每个进程控制块 `Process` ([kernel/src/process/context.rs](../../../kernel/src/process/context.rs#L13)) 都会维护一个平台相关的 `Context` 对象，在 AArch64 中包含下列信息：
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1. `stack_top`：内核栈顶地址
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2. `ttbr`：页表基址
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3. `asid`：Address Space ID，详见下文“页表切换与 ASID 机制”
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## 切换流程
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在 [kernel/src/process/context.rs](../../../kernel/src/process/context.rs#L22) 里，`switch_to()` 是平台无关的切换函数，最终会调用 [kernel/src/arch/aarch64/interrupt/context.rs](../../../kernel/src/arch/aarch64/interrupt/context.rs#L129) 里平台相关的切换函数 `Context::switch()`：
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```rust
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pub unsafe fn switch(&mut self, target: &mut Self) {
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target.asid = ASID_ALLOCATOR.lock().alloc(target.asid);
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// with ASID we needn't flush TLB frequently
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ttbr_el1_write_asid(1, target.asid.value, target.ttbr);
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barrier::dsb(barrier::ISH);
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Self::__switch(&mut self.stack_top, &mut target.stack_top);
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}
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```
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### 页表切换与 ASID 机制
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首先进行的是页表的切换，即向 `TTBR1_EL1` 寄存器写入目标线程页表基址 `target.ttbr`。一般来说，切换页表后需要刷新 TLB，不过 ARMv8 引入了 ASID (Address Space ID) 机制来避免频繁刷新 TLB。
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#### ASID 机制
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在页表项描述符中，有一个 nG 位，如果该位为 0，表示这页内存是全局可访问的(用于内核空间)；如果该位为 1，表示这页内存不是全局可访问的，只有特定线程可访问。具体地，如果页表项中该位为 1，当访问相应虚拟地址更新 TLB 时，会有额外的信息被写入 TLB，该信息即 ASID，由操作系统分配，下次在 TLB 中查找该虚拟地址时就会检查 TLB 表项中的 ASID 是否与当前 ASID 匹配。相当于为不同的 ASID 各自创建了一个页表。
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ASID 的大小可以为 8 位或 16 位，由 `TCR_EL1` 的 AS 字段指定，当前的 ASID 保存在 TTBR 的高位中，也可以由 `TCR_EL1` 的 `A1` 字段指定是 `TTBR0_EL1` 还是 `TTBR1_EL1`。在 RustOS 中，ASID 大小为 16 位，当前 ASID 保存在 `TTBR1_EL1` 的高 16 位。
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在 `switch()` 函数里，首先会为目标线程分配一个 ASID，然后同时将该 ASID 与 `target.ttbr` 写入 `TTBR1_EL1` 即可，无需进行 TLB 刷新。
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#### ASID 的分配
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ASID 的分配需要保证同一时刻不同线程的 ASID 是不同的。这一部分参考了 Linux，主要思想是每次上下文切换时检查该线程原来的 ASID 是否有效，如果无效需要重新分配并刷新 TLB。
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使用的数据结构如下：
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```rust
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struct Asid {
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value: u16,
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generation: u16,
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}
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struct AsidAllocator(Asid);
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```
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一个 ASID 结构由 16 位的 `value` 和 `generation` 组成，`value` 即 ASID 的具体值，`generation` 相当于时间戳。初始的 ASID 两个值都是 0，一定是无效的。该结构也被用于实现 ASID 分配器 `AsidAllocator`，此时该结构表示上一个被分配出去的 ASID。
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```rust
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const ASID_MASK: u16 = 0xffff;
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impl AsidAllocator {
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fn new() -> Self {
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AsidAllocator(Asid { value: 0, generation: 1 })
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}
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fn alloc(&mut self, old_asid: Asid) -> Asid {
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if self.0.generation == old_asid.generation {
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return old_asid;
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}
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if self.0.value == ASID_MASK {
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self.0.value = 0;
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self.0.generation = self.0.generation.wrapping_add(1);
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if self.0.generation == 0 {
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self.0.generation += 1;
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}
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tlb_invalidate_all();
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}
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self.0.value += 1;
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return self.0;
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}
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}
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```
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分配的流程如下：
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1. 判断 `old_asid` 是否等于 `self.0.generation`，如果相等说明这一代的 ASID 还是有效的，直接返回 `old_asid`。
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2. 否则，`old_asid` 已失效，如果当前代的 65535 个 ASID 没有分配完，就直接分配下一个。
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3. 如果当前代的 65535 个 ASID 都分配完了，就开始新的一代，同时刷新 TLB。
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### 寄存器与栈的切换
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这一部分即 `Context` 的 `__switch()` 函数，传入的两个参数 `_self_stack` 与 `_target_stack` 是两个引用，分别用于保存**当前线程内核栈顶**与**目标线程内核栈顶**。
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该函数用汇编实现(两个参数分别保存在 `x0` 和 `x1` 寄存器中)：
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```armasm
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mov x10, #-(12 * 8)
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add x8, sp, x10
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str x8, [x0]
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stp x19, x20, [x8], #16 // store callee-saved registers
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stp x21, x22, [x8], #16
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stp x23, x24, [x8], #16
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stp x25, x26, [x8], #16
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stp x27, x28, [x8], #16
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stp x29, lr, [x8], #16
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ldr x8, [x1]
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ldp x19, x20, [x8], #16 // restore callee-saved registers
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ldp x21, x22, [x8], #16
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ldp x23, x24, [x8], #16
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ldp x25, x26, [x8], #16
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ldp x27, x28, [x8], #16
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ldp x29, lr, [x8], #16
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mov sp, x8
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str xzr, [x1]
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ret
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```
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流程如下：
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1. 保存**当前栈顶** `sp` 到 `_self_stack` (`x0`)，保存 **callee-saved 寄存器**到当前栈上。
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2. 从 `_target_stack` (`x1`) 获取目标线程的**内核栈顶**，从目标线程内核栈顶恢复 **callee-saved 寄存器**。
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3. 将 `sp` 设为目标线程内核栈顶，将 `_target_stack` (`x1`) 里的内容清空。
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4. 使用 `ret` 指令返回，这会跳转到目标线程 `lr` 寄存器中存放的地址。
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为什么只保存了 `sp` 与 callee-saved 寄存器，而不是所有寄存器？因为执行上下文切换就是在调用一个函数，在调用前后编译器会自动保存并恢复 caller-saved 寄存器(调用者保存，即 `x0~x18`)。
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### 异常级别切换
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异常发生前的异常级别保存在 `TrapFrame` 中 `spsr` 的相应位，在异常返回后会恢复给 PSTATE，实现异常级别切换。通过构造特定的 `spsr` 可让新线程运行在指定的异常级别。
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## 创建新线程
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线程可通过下列三种方式创建：
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1. 创建新的**内核线程**：直接给出一个内核函数。
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2. 创建新的**用户线程**：解析 ELF 文件。
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3. 从一个线程 **fork** 出一个新线程：通过 `fork` 系统调用。
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三种线程的平台无关创建流程实现在 [kernel/src/process/context.rs](../../../kernel/src/process/context.rs#L40) 里，最终会分别调用 [kernel/src/arch/aarch64/interrupt/context.rs](../../../kernel/src/arch/aarch64/interrupt/context.rs#L146) 里的 `new_kernel_thread()`、`new_user_thread()` 和 `new_fork()` 这三个函数创建平台相关的 `Context` 结构。
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在这三个函数里，会构造 `ContextData` 与 `TrapFrame` 结构，构成一个 `InitStack`，并向新线程的内核栈压入 `InitStack` 结构，最后将新内核栈顶地址、页表基址等信息构成 `Context` 结构返回。这两个结构的构造方式如下：
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* `ContextData`:
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三种线程的初始 `ContextData` 结构都一样：清空 `x19~x29` 寄存器，将 `lr` 寄存器设为 `__trapret`，表示在 `__switch()` 结束后立即返回 `__trapret`，避免破坏构建好的栈帧结构。
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* `TrapFrame`:
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三种线程的 `TrapFrame` 各不相同：
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1. 内核线程：
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| `TrapFrame` 中的字段| 值 |
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|---------------------|----------------------------------------|
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| `x0` | 内核线程参数 `arg` |
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| `sp` | 内核栈顶地址 `kstack_top` |
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| `elr` | 内核线程入口函数 `entry` 的地址 |
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| `spsr` | `0b1101_00_0101`，切换到 EL1，启用 IRQ |
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| 其他 | 清零 |
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2. 用户线程：
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| `TrapFrame` 中的字段| 值 |
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|---------------------|----------------------------------------|
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| `sp` | 用户栈顶地址 `ustack_top` |
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| `elr` | 用户线程入口地址 `entry_addr` |
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| `spsr` | `0b1101_00_0000`，切换到 EL0，启用 IRQ |
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| 其他 | 清零 |
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注意用户线程是根据 ELF 文件创建的，参数即命令行参数，通过栈而不是寄存器传递。
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3. fork 线程：直接复制父线程的 `TrapFrame`，并将 fork 的返回值 `x0` 设为 0。
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