转贴：uClinux移植和分析

Jedi2000

uClinux移植和分析

简介：

前一段时间，曾先后移植了uClinux-2.0.x和uClinux-2.4.x的内核，我的移植基本上是从零做起，linux并没有支持该目标机的代码，所以这个移植工作基本上是新增加对一种目标机的支持。

工作过程中，我学到了不少知识，除了操作系统，还了解了一些编译，调试，汇编，链接的的技术，在此我会一并介绍，可能介绍比较多的是连接器，因为这个相对和操作系统联系更加紧密一些。

我希望能够与大家分享自己经验，同时，有错误和不当的地方欢迎网友指出，共同进步，这是我写这些原创帖的动力。

“编程并非零和的游戏。将己所知教给程序员同胞，他们并不会夺你所知。能将我所知与人分享，我感到高兴，因为我身在其中、热爱编程。”
——John Carmack

uClinux下用户程序的执行

之所以从用户程序谈起，是因为我们平常接触最多的还是应用程序。从应用程序引出到操作系统我觉得比较自然。下面就从一个简单例子介绍一个程序如何在操作系统中运行。

假如有个c程序：
int main(int argc, char **argv[])
{
    printf("hello world!\n");
    return 0;
}

这是一个最简单不过的程序了，一般一个C语言程序，都从main开始执行。那么，main函数是不是与其他函数有所区别，地位有些特殊呢？

不是的。main函数和其他函数地位一样。其实，我们完全可以做到让一个c程序从任何地方开始执行。比如linux，它就没有main函数，大家都知道，系统执行过启动的一段汇编后，就会跳转到位于init/main.c中的start_kernel中开始执行。

那么为什么用户程序都要从main函数执行呢？这就是用户C库的原因。一般用户用c语言开发时会调用一些库函数，编译成obj文件后，在链接过程中把库函数的二进制代码链接进入程序，最后形成二进制可执行文件。链接过程中，链接器会在用户程序前插入一些初始化的代码。uClinux下是在crt0.s中 (我移植的是uClibc库)。不管什么平台下什么形式的crt0.s，这个文件最后几行代码中肯定有一个jmp(或者call或br等转移指令) main(或__uClibc_main)。这就是为什么你的程序都从main开始执行。如果你把这个跳转标号改成任意一个标号，比如foo。而你的程序里面既有main，又有foo，则这种情况下，程序就先从foo开始执行。所以，main函数和其他函数一样，并没有特殊地位。

下面谈谈在uClinux中，main函数的argc,argv是参数怎样传递的。我们以flat格式可执行文件为例。uClinux下支持一种叫 flat的可执行文件格式。这种文件格式比较简单，基本上是平铺的，所以叫flat很形象。现在好像uClinux-2.4.x内核的版本已经能够支持 elf格式的文件执行了。不过为了举例简单，我还是用flat格式举例。这里暂不分析flat文件格式，我们把注意力放到参数传递上。uClinux开发用户程序，首先当然是编码，然后编译，编译生成的文件是elf格式的，所以要用工具elf2flt将elf文件转换成flat，假设这个工作已经完成。

我们在uclinux的shell下执行一个文件foo x y，foo是程序名，x, y是参数。学过C语言的都知道，x，y作为参数会传递给main，其中argc＝3，argv[0]="foo", argv[1]="x", argv[2]="y"。这些参数是如何传递进来的呢。在你执行一个程序的时候，操作系统会调用程中把库函数的二进制代码链接进入程序，最后形成二进制可执行文件。链接过程中，链接器会在用户程序前插入一些初始化的代码。uClinux下是在crt0.s中(我移植的是uClibc库)。不管什么平台下什么形式的crt0.s，这个文件最后几行代码中肯定有一个jmp(或者call或br等转移指令) main(或__uClibc_main)。这就是为什么你的程序都从main开始执行。如果你把这个跳转标号改成任意一个标号，比如foo。而你的程序里面既有main，又有foo，则这种情况下，程序就先从foo开始执行。所以，main函数和其他函数一样，并没有特殊地位。

下面谈谈在uClinux中，main函数的argc,argv是参数怎样传递的。我们以flat格式可执行文件为例。uClinux下支持一种叫 flat的可执行文件格式。这种文件格式比较简单，基本上是平铺的，所以叫flat很形象。现在好像uClinux-2.4.x内核的版本已经能够支持 elf格式的文件执行了。不过为了举例简单，我还是用flat格式举例。这里暂不分析flat文件格式，我们把注意力放到参数传递上。uClinux开发用户程序，首先当然是编码，然后编译，编译生成的文件是elf格式的，所以要用工具elf2flt将elf文件转换成flat，假设这个工作已经完成。

我们在uclinux的shell下执行一个文件foo x y，foo是程序名，x, y是参数。学过C语言的都知道，x，y作为参数会传递给main，其中argc＝3，argv[0]="foo", argv[1]="x", argv[2]="y"。这些参数是如何传递进来的呢。

在你执行一个程序的时候，操作系统会调用do_execve（char *filename, char**argv, char**envp, struct pt_regs *regs)，这个操作会根据文件路径打开文件，装入内存，argv就是放到命令行参数，envp是环境变量参数。

在装入文件时，系统会根据不同的文件格式调用不同文件装入的handler，如果是flat格式，就会调用load_flat_binary()，在 fs/binfmt_flat.c中。有关参数，会根据一路传递下来的argv,envp首先处理一遍计算出参数的个数argc,envc。然后在函数 create_flat_tables里面建立好参数表。整个函数代码如下：

static unsigned long create_flat_tables(unsigned long pp, struct linux_binprm *bprm)
{
(1) unsigned long *argv,*envp;
(2) unsigned long * sp;
(3) char * p = (char*)pp;
(4) int argc = bprm->argc;
(5) int envc = bprm->envc;
(6) char dummy;

(7) sp = (unsigned long *) \
        ((-(unsigned long)sizeof(char *))&(unsigned long) p);

(8) sp -= envc+1;
(9) envp = sp;
(10) sp -= argc+1;
(11) argv = sp;

(12) flat_stack_align(sp);
(13) if (flat_argvp_envp_on_stack()) {
(14)   --sp; put_user((unsigned long) envp, sp);
(15)   --sp; put_user((unsigned long) argv, sp);
(16) }

(17) put_user(argc,--sp);
(18) current->mm->arg_start = (unsigned long) p;
(19) while (argc-->0) {
(20)   put_user((unsigned long) p, argv++);
(21)   do {
(22)       get_user(dummy, p); p++;
(23)   } while (dummy);
(24) }
(25) put_user((unsigned long) NULL, argv);
(26) current->mm->arg_end = current->mm->env_start = (unsigned long) p;
(27) while (envc-->0) {
(28)   put_user((unsigned long)p, envp); envp++;
(29)   do {
(30)       get_user(dummy, p); p++;
(31)   } while (dummy);
(32) }
(33) put_user((unsigned long) NULL, envp);
(34) current->mm->env_end = (unsigned long) p;
(35) return (unsigned long)sp;
}
(1)-(6) 行是变量声明。其中argc和envc分别记录前面已经计算出来的参数个数和环境变量参数个数。p=pp是参数和环境变量数组的指针，sp是你要执行程序的用户区堆栈，就是foo程序执行时，用户空间堆栈的起始地址。(8)-(11)是一个堆栈调整。首先sp移动envc+1个单位，这envc+1个用来存放一共envc个envp[0]->envc[envp-1]元素地址的，多余一个放0，表示envp数组结束。然后sp在移动argc+1各单位，留出argc+1单位空间，这argc+1个单位是用来存放argc个argv[0]->argv[argc-1]元素地址的，多余一个也放 0，表示argv数组结束。经过堆栈调整，argv和envp各自指向自己在堆栈中的位置。如果开始堆栈初值记为init_sp，则现在 envp=init_sp-(envc+1)，argv=envp-(argc+1)。

(12)无关紧要，略去不提。(13)-(17)又是一次堆栈调整。(14)是sp再移动1个单位,然后将envp放入这个地址(此时 envp=init_sp-(envc+1)),然后(15)又将sp移动一个单位,将argv写入. (17)是移动堆栈后将argc也写入里面.

(18)-(35)行是将argv[0]->argv[argc-1](在p所指向地方)依次写入argv所指堆栈区域中.然后再将envp[0]->edummy, p); p++;
(31)     } while (dummy);
(32)   }
(33)   put_user((unsigned long) NULL, envp);
(34)   current->mm->env_end = (unsigned long) p;
(35)   return (unsigned long)sp;
}
(1)-(6)行是变量声明。其中argc和envc分别记录前面已经计算出来的参数个数和环境变量参数个数。p=pp是参数和环境变量数组的指针，sp 是你要执行程序的用户区堆栈，就是foo程序执行时，用户空间堆栈的起始地址。(8)-(11)是一个堆栈调整。首先sp移动envc+1个单位，这 envc+1个用来存放一共envc个envp[0]->envc[envp-1]元素地址的，多余一个放0，表示envp数组结束。然后sp在移动argc+1各单位，留出argc+1单位空间，这argc+1个单位是用来存放argc个argv[0]->argv[argc-1]元素地址的，多余一个也放0，表示argv数组结束。经过堆栈调整，argv和envp各自指向自己在堆栈中的位置。如果开始堆栈初值记为init_sp，则现在 envp=init_sp-(envc+1)，argv=envp-(argc+1)。

(12)无关紧要，略去不提。(13)-(17)又是一次堆栈调整。(14)是sp再移动1个单位,然后将envp放入这个地址(此时 envp=init_sp-(envc+1)),然后(15)又将sp移动一个单位,将argv写入. (17)是移动堆栈后将argc也写入里面.

(18)-(35)行是将argv[0]->argv[argc-1](在p所指向地方)依次写入argv所指堆栈区域中.然后再将 envp[0]->envp[envc-1](也是由p所指)写入envp所指的堆栈区域中.在写入同时,还要设置进程控制块相应的数据结构,如 arg_start,env_start,env_end等.

下面举例和画图来说明过程.比如执行foo x y,此时argc=3,argv[0]="foo",argv[1]="x", argv[2]="y", envc=1, envp[0]="path=/bin". 假设用户堆栈起始空间堆栈地址是sp=0x1f0000,pp=0x1c0000.则处理过后在foo执行前,他的用户空间堆栈frame如下:


      --------------------------------
0x1f0000   |       0000           |
      --------------------------------
0x1efffc   | envp[0] = 0x1c0008   | ---->指向"path=/bin"
      --------------------------------
0x1efff8   |       0000           |
      --------------------------------
0x1efff4   | argv[2] = 0x1c0006   | ----->指向"y"
      --------------------------------
0x1efff0   | argv[1] = 0x1c0004   | ----->指向"x"
      --------------------------------
0x1effec   | argv[0] = 0x1c0000   | ----->指向"foo"
      --------------------------------
0x1effe8   | start addr of envp = 0x1efffc|
      --------------------------------

到r2-r6里来传递。当然，如果超过5个，就要借助堆栈了。

既然main带了参数，那么在调用main之前，要把argc放到r2里面，argv放到r3里面，envp放到r4里面。刚才说了，sp是用户空间堆栈起始地址。所以在开始执行foo代码时候，r0=sp，在上文例子里r0等于0x1effe0.则如下伪汇编代码可以让参数装入正确寄存器。

load   r2, (r0)     /* r2 = argc */
load   r3, (r0, 4)   /* r3 = argv */
load   r4, (r0, 8)   /* r4 = envp */
call   main       /* 跳转到main函数 */

call   _exit

以上代码就是最简单的进入main函数前的预处理。当然，不同系统不同格式文件处理方式是不同的，刚才的一些例子是我碰到的一些情景和解决方案。

我这个程序例子还没有完全讲完，比如后面printf怎么处理等，不过手都酸了，就先讲到main函数的参数传递吧。刚学c语言那阵觉得main挺神秘，做过系统就知道，其实main跟别的函数没有任何区别

写了半天，头晕脑胀，肯定还有一些错误或者不够优化的地方，欢迎拍砖。没讲清楚

printf和标准输出

上次写到main函数的参数传递.现在继续往下进行.最近忙实验室的事情,看了一周的文章,也没啥进展,周末写点技术贴,放松一下:-)

进入main函数后,就要调用printf("Hello World!\n");了.顺便将C语言参数传递提一下.字符串"Hello World!\n"编译器是当作字符串常量来处理的,虽然printf是在main内部调用,但"Hello World!\n"可不是放在main的栈中,字符串常量至少是放到.data段的,准确说是放在只读数据段.rodata,这个我在工作站上验证了一把.假如编辑的文件名是hello.c,首先编译生成elf格式二进制文件gcc hello.c -o hello然后用命令objdump -s hello -s参数会将所有段信息dump出来.你会看到"Hello World!\n"位于.rodata段.

printf()是个标准C库函数.虽然功能简单,但实现起来却不容易.这是个和平台相关的函数.在pc上,printf输出是输出到终端屏幕,在嵌入式设备上,一般printf()是输出到串口.同是调用printf(),最终输出的设备却不同,从直觉的肯定是感觉printf()底层和平台是相关的. 那么printf()是怎样实现的呢?

可以看一下C库程序的代码,这里以uClibc为例.
int printf(const char * __restrict format, ...)
{
va_list arg;
int rv;

va_start(arg, format);
rv = vfprintf(stdout, format, arg);
va_end(arg);

return rv;
}
printf支持字符串格式化输出,具体参数处理这里不提.可以看到printf()调用了vfprintf(),vfprintf()第一个参数是stdout是标准输出设备.标准输出设备是个结构体,最重要的成员就是他的描述符,其值为1.

跟进vfprintf()函数看,里面是复杂的参数处理,因为printf()的参数形式很灵活,所以在vfprintf()里面要对传进来的参数进行解析处理,形成最终的输出格式.有兴趣的可以看一下,借助这个可以让你在一个没有操作系统的平台上实现你自己的printf()函数.这样你在裸机上调程序时输出调试信息就更方便些(实际上uClinux的printk就是这么干的).

vfprintf()在参数处理之后，就是输出了，输出调用的是putc()，进入putc()然后再跟进几层函数，发现调用了linux系统调用 write()。呵呵，是的，输出就是借助操作系统代码完成的。在write之前所有的代码都是C库的代码，可以说是和平台无关的。而涉及到具体输出，就要调用操作系统提供给你的接口。系统调用的原理就是通过一定手段（一般是trap陷阱）进入操作系统的内核空间，调用操作系统代码来完成某些任务。

Linux系统调用针对不同平台有不同的实现方式。这个以后再讲。调用write()后，进入内核空间，首先来到的就是sys_write()，这个函数代码位于fs/read_write.c中。一进入sys_write()，就要根据传进来的fd描述符找到相应的file结构。对于标准输出，fd=1，每个进程的进程控制块都有一个打开文件的数组。file结构就是根据fd在这个数组中查找到相应的结构。找到结构后，就会调用file-& gt;write()来向外输出。具体输出到哪里，就要看file结构对应的设备驱动是什么。一般嵌入式系统可以从串口将信息输出，那么 file->write()最底层就是调用的串口驱动的类似transmit_char的函数。

有关linux的设备驱动有很多书介绍,整个驱动的结构很复杂,我这里也没必要提了.至于终端设备怎样挂在驱动队列里面,怎么根据标准输出的描述符找到相应的驱动结构有兴趣的莊printf()函数看,里面是复杂的参数处理,因为printf()的参数形式很灵活,所以在vfprintf()里面要对传进来的参数进行解析处理,形成最终的输出格式.有兴趣的可以看一下,借助这个可以让你在一个没有操作系统的平台上实现你自己的printf()函数.这样你在裸机上调程序时输出调试信息就更方便些(实际上uClinux的printk就是这么干的).

vfprintf()在参数处理之后，就是输出了，输出调用的是putc()，进入putc()然后再跟进几层函数，发现调用了linux系统调用 write()。呵呵，是的，输出就是借助操作系统代码完成的。在write之前所有的代码都是C库的代码，可以说是和平台无关的。而涉及到具体输出，就要调用操作系统提供给你的接口。系统调用的原理就是通过一定手段（一般是trap陷阱）进入操作系统的内核空间，调用操作系统代码来完成某些任务。

Linux系统调用针对不同平台有不同的实现方式。这个以后再讲。调用write()后，进入内核空间，首先来到的就是sys_write()，这个函数代码位于fs/read_write.c中。一进入sys_write()，就要根据传进来的fd描述符找到相应的file结构。对于标准输出，fd=1，每个进程的进程控制块都有一个打开文件的数组。file结构就是根据fd在这个数组中查找到相应的结构。找到结构后，就会调用file-& gt;write()来向外输出。具体输出到哪里，就要看file结构对应的设备驱动是什么。一般嵌入式系统可以从串口将信息输出，那么 file->write()最底层就是调用的串口驱动的类似transmit_char的函数。

有关linux的设备驱动有很多书介绍,整个驱动的结构很复杂,我这里也没必要提了.

进程切换部分代码实现

移植linux,修改的主要就是和平台相关的那部分代码.linux里面和平台相关的代码，包括很多方面,比如boot过程,系统调用,中断处理,设备驱动,还有部分信号(软中断)处理等,进程切换也有很小一部分平台相关代码.相对其它部分,我觉得这部分平台相关代码还是相对简单的.

schedule()是uClinux中实现进程调度的函数.通过一定算法,进行调度.假设有2各进程a,b,a运行时,调用了schedule(),那么os就要从进程就绪队列中挑选一个合适的进程,如果没有合适进程,则后面继续运行a,假设找到了合适进程b,则就要从当前进程a切换到b.这个切换过程是在switch_to()中进行的.

switch_to()出现在schedule()函数里面。调用形式switch_to(prev, next, last);prev,next都是进程控制块task_struct的指针.prev指向当前运行的进程,next指向要切换的进程.

讲一下我移植的代码.由于代码是汇编程序，首先介绍一下cpu结构。我用的cpu采用16位指令，32位的地址和数据。有16个通用寄存器，记作r0- r15。r0作为堆栈指针寄存器sp,r1用途不固定，r2-r6作为参数传递寄存器，函数调用如果有不超过5个的参数，则参数从左至右依次放在r2- r6中。同时，r2还作为函数返回值寄存器，函数的返回值都放在r2里面。r7-r14是局部变量寄存器。r15是函数返回地址寄存器，也叫link register，存放的是function call地返回地址。

#define switch_to(prev,next,last) {           \
(1) register void *_prev __asm__ ("r2") = (prev);   \
(2) register void *_next __asm__ ("r3") = (next);   \
(3) register void *_last;                   \
(4)       __asm__ __volatile__(             \
(5)       "jbsr " SYMBOL_NAME_STR(resume) "\n\t" \
(6)       "mfcr %0, ss4"                 \
(7)         : "=r" (_last)               \
(8)         : "r" (_prev),               \
(9)           "r" (_next)                 \
(10)         : "r2", "r2", "r3");           \
(11) (last) = _last;                       \
}

switch_to()所做的工作其实相当于为调用resume做一些准备。(1)-(2)的意思是将变量_prev,_next分别放在寄存器 r2,r3里面，他们的值分别等于prev和next，就是两个task_struct的指针。这么做是为调用resume准备好参数。第三行是声明一个寄存器临时变量_last。

第(5)行是调用resume函数实现进程切换。jbsr是一条跳转指令，字面意思是跳入到子程序(jump to subroutine)，这条指令做的工作是将现将当前pc+2保存到r15中（因为是16位指令，所以+2），相当于保存函数的返回值，然后再将pc设置成汇编指令参数中给出的地址（就是跳转，这里就是resume的地址）。

第(6)行是将控制寄存器ss4内容放到_last对应的寄存器中。这一行指令有一些trick,先讲指令所做的操作，再讲为什么这样做。mfcr是从控制寄存器移动到通用寄存器的指令。cpu除了有16个通用寄存器，还有16各控制寄存器。所有涉及控制寄存器的操作都要在cpu的超级用户模式下进行。 cpu模式切换通过设置第0号控制寄存器来完成。16个控制寄存器分别为cr0-cr15，其中cr0也叫psr是程序状态寄存器。cr6-cr10也叫ss0-ss4是用于保存状态的寄存器。第（6）代码就是将ss4内容放入到变量_last所对应的寄存器中。

(7)-(10)行的意义请参考AT&T汇编。

(11)行是一个赋值，last=_last。

switch_to()所做的工作其实相当于为调用resume做一些准备。(1)-(2)的意思是将变量_prev,_next分别放在寄存器 r2,r3里面，他们的值分别等于prev和next，就是两个task_struct的指针。这么做是为调用resume准备好参数。第三行是声明一个寄存器临时变量_last。

第(5)行是调用resume函数实现进程切换。jbsr是一条跳转指令，字面意思是跳入到子程序(jump to subroutine)，这条指令做的工作是将现将当前pc+2保存到r15中（因为是16位指令，所以+2），相当于保存函数的返回值，然后再将pc设置成汇编指令参数中给出的地址（就是跳转，这里就是resume的地址）。

第(6)行是将控制寄存器ss4内容放到_last对应的寄存器中。这一行指令有一些trick,先讲指令所做的操作，再讲为什么这样做。mfcr是从控制寄存器移动到通用寄存器的指令。cpu除了有16个通用寄存器，还有16各控制寄存器。所有涉及控制寄存器的操作都要在cpu的超级用户模式下进行。 cpu模式切换通过设置第0号控制寄存器来完成。16个控制寄存器分别为cr0-cr15，其中cr0也叫psr是程序状态寄存器。cr6-cr10也叫ss0-ss4是用于保存状态的寄存器。第（6）代码就是将ss4内容放入到变量_last所对应的寄存器中。

(7)-(10)行的意义请参考AT&T汇编。

(11)行是一个赋值，last=_last。

其实，上面并不是一个非常优化的做法。完全可以省掉_last变量，不过当初我做时，看到m68k版本用了_last变量，而又不很清楚他的作用，为防止出错，照办了过来。其实经过后面分析，可知这个变量其实是冗余的。

那么，为什么要有(6)和(11)行的代码呢？回头可以看一下schedule()的代码，在switch_to()调用过后，schedule()中调用了schedule_tail(prev)函数。显然prev作为参数，应该放到r2里面，所以就有了switch_to()代码的第(11)行。那么为什么prev是来自ss4呢？

在调用resume之前，prev存放在r2中。r2中的内容属于进程的上下文，在做进程切换时，要存放在栈中。同时切换到另一个进程时，还要将另一个进程的上下文装入到寄存器中。在装入新进程时，r2的值就会被冲掉。举个例子，比如你通过fork系统调用创建了一个新进程。我们知道，fork地返回值如果是0就表示子进程，大于0就是父进程。对于子进程，这个栈里r2就是0（前面说过，r2用作放函数返回值），如果此时schedule选了一个经 fork后的子进程开始执行，则切换到该子进程后，其r2显然为0，当然就不是prev了。所以，我的实现是在进程切换时，将r2值存放在ss4中，切换完毕后，再进行区别对待。如果是两个已经运行过的进程切换，则返回就返回到原来switch_to的地方。如果是新的fork出来的进程，则第一次调用，在resume返回时，返回的是ret_from_fork，这是另外处理的。

(11)行是一个赋值，last=_last。

其实，上面并不是一个非常优化的做法。完全可以省掉_last变量，不过当初我做时，看到m68k版本用了_last变量，而又不很清楚他的作用，为防止出错，照办了过来。其实经过后面分析，可知这个变量其实是冗余的。

那么，为什么要有(6)和(11)行的代码呢？回头可以看一下schedule()的代码，在switch_to()调用过后，schedule()中调用了schedule_tail(prev)函数。显然prev作为参数，应该放到r2里面，所以就有了switch_to()代码的第(11)行。那么为什么prev是来自ss4呢？

在调用resume之前，prev存放在r2中。r2中的内容属于进程的上下文，在做进程切换时，要存放在栈中。同时切换到另一个进程时，还要将另一个进程的上下文装入到寄存器中。在装入新进程时，r2的值就会被冲掉。举个例子，比如你通过fork系统调用创建了一个新进程。我们知道，fork地返回值如果是0就表示子进程，大于0就是父进程。对于子进程，这个栈里r2就是0（前面说过，r2用作放函数返回值），如果此时schedule选了一个经 fork后的子进程开始执行，则切换到该子进程后，其r2显然为0，当然就不是prev了。所以，我的实现是在进程切换时，将r2值存放在ss4中，切换完毕后，再进行区别对待。如果是两个已经运行过的进程切换，则返回就返回到原来switch_to的地方。如果是新的fork出来的进程，则第一次调用，在resume返回时，返回的是ret_from_fork，这是另外处理的。

上面说了这么多，可能读者还是糊里糊涂的，我也觉得自己没说清楚，所以这里的这点实现有那么一点点trick，需要对cpu的ABI和linux的内核代码非常熟悉才行。

    (11) ldw   r7, (r0)         /* restore r7 */
    (12) ldw   r8, (r0, 4)       /* restore r8 */
    (13) addi   r0, 8
    (14) SAVE_SWITCH_STACK
    (15) lrw   r8, TASK_THREAD   /* the position of thread in task_struct */
    (16) addu   r8, r2
    (17) mfcr   r6, ss1           /* Get current usp */
    (18) stw   r6, (r8, THREAD_USP) /* Save usp in task struct */
    (19) stw   r0, (r8, THREAD_KSP) /* Save ksp in task struct */

    (20) lrw   r8, TASK_THREAD
    (21) lrw   r7, SYMBOL_NAME(_current_task)
    (22) stw   r3, (r7)         /* Set new task */
    (23) addu   r8, r3           /* Pointer to thread in task_struct */

    /* Set up next process to run */
    (24) ldw   r0, (r8, THREAD_KSP) /* Set next ksp */
    (25) ldw   r6, (r8, THREAD_USP) /* Set next usp */
    (26) mtcr   r6, ss1
    (27) ldw   r7, (r8, THREAD_SR)   /* Set next PSR */
    (28) mtcr   r7, psr
    (29) RESTORE_SWITCH_STACK
              ----------------
              |   r11    |
              ----------------
              |   r10    |
              ----------------
              |   r9     |
              ----------------
              |   r8     |
              ----------------
              |   r7     |
              ----------------
              |   r6     |
              ----------------
              |   r5     |
              ----------------
              |   r4     |
              ----------------
              |   r3     |
              ----------------
              |   r2     |
              ----------------
        0x1effC4 |   r1     |
              ----------------
0x1f0000和0x1effc4分别是执行过(14)前后r0的值。这是个contex save的操作。

注：lrw是立即数装入操作，addu是无符号加法，mfcr和mtcr是控制寄存器移动 操作，bclri是位清除操作，ldw是load word操作，addi是立即数加法操作。

(15)-(19)是做的栈指针保存操作。将当前进程用户栈和内核栈保存到进程控制块相应的数据结构中。linux下除了内核线程（只有内核栈）每个进程都有2个栈，一个在用户空间一个在内核空间。如果是内核线程，则不用关心它的用户堆栈，反正不会用到，是什么值都可以。如果用户进程，则在用户进程执行系统调用或者在用户进程执行时发生中断时，都需要从用户空间进入内核空间，在进入时，原先的用户空间栈指针就会暂时存放到ss1中。所以(17)-(18) 两行就是从ss1中取出用户空间栈指针，存入task_struct中。(15)-(19)的操作可以总结为：
prev->thread.usp = ss1 保存用户栈指针
prev->thread.ksp = r0   保存内核栈指针

那么有人可能会问，ss1能够保证就是正确的当前用户栈指针么？当然可以因为内核线程没有用户栈，所以这个值是什么无所谓。而对于用户进程，进入 resume的唯一入口就是schedule，而这又都是操作系统内核代码。用户进程进入内核手段就有系统调用和中断，而在系统调用和中断处理一进来就保存了用户堆栈到ss1，所以在运行时，只要在内核里用的都是内核栈，用户栈指针不会变。

(20)-(23)执行的操作相当于_current_task = next。不再详细解释。

(24)-(28)执行的是装入新进程上下文的准备工作，也就是准备装入next了。

(24)-(25)是装入next进程的内核和用户栈。因为进程的上下文都保存在该进程的内核栈里面，所以第一步就是装入该进程的栈指针。(27)-(28)是装入next进程在切换前的状态信息。(26)就是更新ss1,现在要装入新进程了，当然就要设置新的用户栈。

(29)是装入next进程的上下文。next进程在栈里有一个和上图一样的上下文，现在就要装入。

(30)是函数调用返回。如果这个进程是刚fork出来的子进程，则上下文里面r15=ref_from_fork（可以参看copy_thread函数），否则就是返回到switch_to里面第(6)句位置。

上面就是进程切换的部分。这部分是和平台相关的。以上是我实现的代码，感觉效率并不是非常高，但功能是正确的。可能有些地方我没有讲得很清楚，有什么问题欢迎提出。