调度
时钟中断和进程切换，这两个过程中寄存器的保存/恢复有什么不同？
这个问题是来自于《操作系统导论》6.3 节。
请注意，在此协议中，有两种类型的寄存器保存/恢复。第一种是发生时钟中断的时候。在这种情况下，运行进程的用户寄存器由硬件隐式保存，使用该进程的内核栈。第二种是当操作系统决定从A切换到B。在这种情况下，内核寄存器被软件（即OS）明确地保存，但这次被存储在该进程的进程结构的内存中。后一个操作让系统从好像刚刚由A陷入内核，变成好像刚刚由B陷入内核。
每个进程的内核栈
在理解两种保存/恢复方式前，需要先知道：每个进程在内核都有一个独立的内核栈（通常大小固定，如 8KB）。当进程在用户态运行时，一旦发生系统调用、中断或者异常，就会陷入内核态，此时 CPU 会自动切换到该进程的内核栈。
- 这个内核栈是进程在内核态工作的“临时空间”。
- 当进程在内核态时，用的就是它自己的那块栈空间；别的进程不会用、也不会“踩”进去。
内核栈只能暂时存放本次陷入内核时需要的信息，不用于长期保存上下文（它更像一个临时工作区）。而进程的长期上下文信息（寄存器、PC 等）最终会保存在进程控制块（PCB）中。
时钟中断：硬件自动保存寄存器
第一种情况是时钟中断（或其他中断）发生时。此时假设当前进程正在用户态运行，那么一旦中断触发：
- CPU 自动地将进程在用户态的一些寄存器（包含程序计数器 PC、栈指针 SP 等）压到该进程的内核栈里。
- CPU 切换到内核态后，进入中断处理程序。操作系统可以检查是否需要调度别的进程。
这里的“用户寄存器”保存是由硬件自动完成的，保存位置是“运行中进程”的内核栈。
“中断发生时，CPU 和硬件自动地将进程的上下文等保存到内核栈。”
进程切换：OS 软件显式保存寄存器
第二种情况是在 CPU 已经运行在内核态的情况下，操作系统决定从进程 A 切换到进程 B。这时的上下文保存/恢复方式与上述中断时的硬件自动保存不同。
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保存当前进程 A 的内核态上下文
- OS 会将 A 已经压在内核栈上的寄存器信息，以及内核态的其他关键状态，拷贝到 A 的 PCB（进程控制块）中。
- 这意味着，CPU 原本在内核态时的各种寄存器（如 eax、ebx、栈指针、程序计数器等）都被保存起来，确保下次 A 被重新调度时能恢复。
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加载进程 B 的上下文
- 从 B 的 PCB 中取出它上次运行时保存的寄存器值，恢复到 CPU 中。
- 这样从 CPU 角度看，就好像 B 一直在内核态，刚刚被中断进来的一系列栈内容都是 B 的。
原文：“后一个操作让系统从好像刚刚由 A 陷入内核，变成好像刚刚由 B 陷入内核。”
也就是说，通过在内核态就地“转换”寄存器和栈等信息，CPU 就会“以为”自己是从 B 的上下文切入内核，然后再继续执行 B（也可能马上返回用户态，执行 B 的用户代码）。这就是上下文切换的“魔术”所在：
“从 CPU 的角度，它只关心寄存器和内存里的值，操作系统只要把这些值改成另一个进程的，它就无感知地切换了上下文。”
为什么必须把寄存器状态存到 PCB？
因为内核栈是临时的，一旦处理完本次中断或系统调用，后续要返回用户态时，堆栈里的内容往往就被弹出、清空。要想以后还能恢复到某个进程上次执行到哪儿，就必须把这些关键状态（寄存器、PC 等）保存到 PCB 这种“持久”位置。
“一段内核态执行结束后，通常就会把涉及寄存器 / 关键状态的信息保存到 PCB。内核栈只负责本次内核执行用完即释放，不保留持久状态。PCB才是‘进程真正的上下文存储地’。”
上下文切换的典型流程
总结一下一个常见的调度或切换过程：
- 时钟中断或系统调用 使得 CPU 从用户态切到内核态（此时在 A 的内核栈）。
- 操作系统的调度器判断：“我要切换到进程 B”。
- 此时并不会把 A 再送回用户态（那还要额外地走一遍内核返回流程），而是直接在内核态就地切换：
- 把 A 当前在内核栈中压着的寄存器信息整理拷贝到 A 的 PCB，封存了此刻 A 的内核态上下文。
- 从 B 的 PCB 中加载 B 的内核态上下文（它之前也保存在 PCB 里）。
- 最后，从内核态返回到 B 的用户态（或继续执行 B 在内核态的一些操作）。对 CPU 来说，寄存器和栈都变成 B 的了，等同于“刚刚就是 B 陷入的内核”。
用户态 vs. 内核态 被中断时上下文的区别
从 PCB 的角度来看，里面保存的可能是进程在用户态的寄存器信息，也可能是它在内核态的寄存器信息。常见场景如下：
- B 在用户态运行时被打断（最常见）
- 正在跑用户代码，时钟中断来了。
- 被打入内核态时，CPU 把它的用户态寄存器保存到了 B 自己的内核栈上。
- OS 决定切换到其他进程，就把 B 的内核栈上那部分状态拷到 B 的 PCB。
- 下次再调度到 B 时，就从 PCB 中取出这些状态，i-ret 返回用户态，让 B 继续执行被中断的用户代码。
- B 在内核态运行时被打断（少见）
- B 可能在执行系统调用（还在内核中），还没返回用户态就因为时间片到了要被切走。
- 这时保存到 PCB 的，是 B 当时在内核态的一些寄存器、PC 等信息。
- 将来恢复 B 时，会让它先继续执行内核态的那部分代码，然后再返回到用户态。
不过，大多数操作系统会尽量避免进程在内核态被换出。通常会等系统调用结束、即将返回用户态前，再进行进程切换。这样只需要保存/恢复用户态上下文即可，简化了管理。
小结：
- 时钟中断时：硬件自动把进程的用户寄存器压到它的内核栈；
- 进程切换时：操作系统在内核态显式地把寄存器状态（可能是内核态也可能是用户态）拷到进程 PCB 中，再加载目标进程的 PCB；
- 内核栈：临时工作区，本进程专属，用完不做持久化；
- PCB：持久保存当前进程的上下文（含寄存器、PC、内核/用户态信息），便于随时恢复。
这也说明了“让系统从好像刚刚由 A 陷入内核，变成好像刚刚由 B 陷入内核”的本质：只要改对了寄存器和堆栈，CPU 就不会察觉自己其实换了个进程。
“A 在内核态被暂停，B 在内核态被恢复，然后再回到 B 的用户态。”
这句话正是上述过程的最简洁描述：操作系统本质上是在内核态完成了保存 A、加载 B 的一系列动作，CPU 对此无感知。只要保存和恢复的寄存器信息正确，下一次“返回”就会回到 B 的世界里。