这是"操作系统系列教程"的第十九篇。前面几篇我们讲了进程调度、时间片轮转、优先级调度，知道了操作系统如何在多个进程之间分配 CPU。但还有一个关键问题没有回答：当一个进程被换下、另一个进程被换上时，CPU 到底做了什么？那些被中断的进程，它们的执行状态是怎么保存的？答案就是------上下文切换。
一个"接电话"的类比
你正在写代码，突然手机响了。你放下代码，接起电话，聊了十分钟，挂断电话，然后回到电脑前，从刚才停下的地方继续写。
这个过程中，你的大脑做了几件事：
- 记住当前进度：刚才写到哪一行、光标在哪个位置、下一步想写什么；
- 保存思维状态：刚才思考的思路、正在调试的 bug、脑海里的一些临时变量；
- 切换到电话模式：开始和对方交流；
- 恢复之前的进度：挂断电话后，回到刚才写到的位置，继续思考。
操作系统在切换进程时，做的事情几乎一模一样。它需要保存当前进程的执行状态，恢复下一个进程的执行状态。这个过程，就是上下文切换（Context Switch）。
上下文切换是多任务操作系统的核心机制。没有它，多个进程就无法"同时"运行；但切换太频繁，又会带来巨大的性能开销。理解上下文切换，是理解操作系统并发执行的关键。
这篇文章，我们就来把"上下文切换"这件事讲清楚。
说明：本文涉及寄存器、程序计数器、页表、TLB 等概念。初学者如果遇到暂时看不懂的术语，可以先跳过细节，重点理解"上下文切换就是保存当前进程状态、恢复下一个进程状态的过程"这一核心思想。
一、上下文切换到底是什么？
1.1 从"上下文"说起
要理解上下文切换，先要理解什么是上下文（Context）。
上下文是一个进程在某一时刻的执行状态，包括：
- 程序执行到了哪里（程序计数器）；
- 正在使用哪些数据（寄存器的值）；
- 栈的情况（栈指针、栈内容）；
- 内存映射（页表基址）；
- 打开的文件（文件描述符表）；
- 信号处理状态等。
简单来说，上下文就是进程当前运行状态的全部信息。有了这些信息，进程就可以在任意时刻被暂停，并在稍后被恢复，就像从未被中断过一样。
1.2 上下文切换的定义
给出一个正式的定义：
上下文切换（Context Switch）是操作系统在多任务环境中，把 CPU 从一个进程（或线程）切换到另一个进程（或线程）时，保存当前进程的上下文、恢复下一个进程的上下文的过程。
这个定义里有三个关键点：
- 保存当前进程的上下文：把当前进程的执行状态存储起来；
- 恢复下一个进程的上下文：把下一个进程之前保存的执行状态加载回来；
- 切换 CPU 的执行流：CPU 从执行一个进程变为执行另一个进程。
1.3 上下文切换在系统中的位置
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内核
进程A
执行中
被中断
保存进程A的上下文
选择进程B
恢复进程B的上下文
被恢复
继续执行
图 1：上下文切换在系统中的位置。 内核负责保存和恢复上下文，调度器负责选择下一个进程。
从图 1 可以看出，上下文切换发生在内核中。进程本身并不知道自己被切换了，它只知道自己被暂停了一下，然后继续执行。
二、上下文切换时到底保存了什么？
这是本文的核心问题。上下文切换时，操作系统需要保存哪些信息？
2.1 CPU 寄存器
CPU 寄存器是进程执行时最核心的状态。包括：
| 寄存器类型 | 作用 |
|---|---|
| 通用寄存器 | 存储临时数据、函数参数、返回值 |
| 程序计数器（PC） | 下一条要执行的指令地址 |
| 栈指针（SP） | 当前栈顶的位置 |
| 基址指针（BP） | 当前栈帧的基址 |
| 程序状态字（PSW） | 标志位、特权级、中断使能等 |
这些寄存器的值决定了进程执行到哪里、正在处理什么数据。保存了这些寄存器，就等于保存了进程的"执行现场"。
2.2 程序计数器（PC）
程序计数器（Program Counter，PC）是最关键的寄存器之一。它存储着下一条要执行的指令的地址。
当进程被中断时，PC 指向的是下一条尚未执行的指令。恢复时，CPU 从 PC 指向的地址继续执行，就好像从未被中断过。
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指令 2
指令 3
指令 4
被中断
下一条指令
PC 指向这里
图 2：程序计数器的作用。 进程被中断时，PC 指向下一条未执行的指令。
2.3 栈指针（SP）
栈是进程存放局部变量、函数参数、返回地址的地方。栈指针（Stack Pointer，SP）指向当前栈顶。
当进程被中断时，栈中可能有多层函数调用的信息。保存 SP，就能在恢复时找到正确的栈位置。
2.4 内存管理信息
进程的内存管理信息也需要保存，包括：
- 页表基址：指向该进程的页表；
- 内存限制：代码段、数据段、堆、栈的边界。
在切换进程时，操作系统需要切换页表，让 CPU 使用新进程的地址空间。这也是上下文切换开销大的一个重要原因。
2.5 其他状态
除了上述核心状态，还需要保存：
| 状态 | 说明 |
|---|---|
| 文件描述符表 | 进程打开的文件 |
| 信号处理状态 | 信号处理函数的地址 |
| 进程状态 | 就绪、运行、阻塞 |
| 调度信息 | 优先级、时间片剩余 |
2.6 保存到哪里？
这些上下文信息保存在哪里？答案是进程控制块（PCB）。
每个进程有一个 PCB，操作系统在切换进程时，把当前进程的上下文保存到它的 PCB 中，然后从下一个进程的 PCB 中恢复上下文。
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进程A的PCB
保存
恢复
寄存器值
程序计数器
栈指针
页表基址
寄存器值
程序计数器
栈指针
页表基址
内核
图 3：上下文保存在 PCB 中。 切换时，从当前进程的 PCB 保存，从下一个进程的 PCB 恢复。
三、上下文切换的类型
上下文切换并不是只有一种。根据切换的对象不同，可以分为几种类型。
3.1 进程上下文切换
进程上下文切换是最完整、开销最大的切换。它不仅需要保存和恢复 CPU 寄存器，还需要切换页表、刷新 TLB、切换内存地址空间。
进程上下文切换的开销包括：
- 保存和恢复寄存器；
- 切换页表；
- 刷新 TLB；
- 刷新 CPU 缓存（部分架构）。
3.2 线程上下文切换
线程上下文切换发生在同一进程内的两个线程之间。由于同一进程的线程共享地址空间，线程切换不需要切换页表，也不需要刷新 TLB，因此开销比进程切换小得多。
| 对比项 | 进程切换 | 线程切换 |
|---|---|---|
| 保存寄存器 | 需要 | 需要 |
| 切换页表 | 需要 | 不需要 |
| 刷新 TLB | 需要 | 不需要 |
| 开销 | 大 | 小 |
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保存寄存器
恢复寄存器
进程切换
保存寄存器
切换页表
刷新 TLB
恢复寄存器
图 4：进程切换与线程切换的对比。 进程切换需要切换页表和刷新 TLB，线程切换不需要。
3.3 中断上下文切换
中断上下文切换发生在中断处理时。CPU 从用户态切换到内核态，保存用户程序的上下文，执行中断处理程序，然后恢复。
中断上下文切换和进程上下文切换的区别：
- 中断上下文切换不涉及进程切换，只是从用户态到内核态的切换；
- 中断处理程序运行在内核态，使用内核栈；
- 中断处理完毕后，可能返回原进程，也可能触发调度。
3.4 模式切换
模式切换（Mode Switch）是指 CPU 从用户态切换到内核态，或从内核态切换到用户态。系统调用、中断、异常都会触发模式切换。
模式切换和上下文切换的区别：
| 对比项 | 模式切换 | 上下文切换 |
|---|---|---|
| 是否切换进程 | 不一定 | 一定 |
| 是否保存全部上下文 | 不一定 | 一定 |
| 开销 | 较小 | 较大 |
| 触发方式 | 系统调用、中断、异常 | 调度器决定 |
注意：模式切换不一定导致上下文切换。例如，系统调用进入内核后，如果不需要切换进程，处理完直接返回原进程，就没有发生上下文切换。
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处理完毕, 返回原进程
需要调度
用户态
内核态
保存上下文
选择新进程
恢复上下文
图 5：模式切换与上下文切换的关系。 系统调用进入内核后，可能只发生模式切换，也可能触发上下文切换。
四、上下文切换的完整流程
上下文切换是一个复杂的过程，涉及硬件和操作系统的紧密配合。
4.1 完整流程图
进程B PCB_B PCB_A 内核 CPU 进程A 进程B PCB_B PCB_A 内核 CPU 进程A #mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy{font-family:"trebuchet ms",verdana,arial,sans-serif;font-size:16px;fill:#333;}@keyframes edge-animation-frame{from{stroke-dashoffset:0;}}@keyframes dash{to{stroke-dashoffset:0;}}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .edge-animation-slow{stroke-dasharray:9,5!important;stroke-dashoffset:900;animation:dash 50s linear infinite;stroke-linecap:round;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .edge-animation-fast{stroke-dasharray:9,5!important;stroke-dashoffset:900;animation:dash 20s linear infinite;stroke-linecap:round;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .error-icon{fill:#552222;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .error-text{fill:#552222;stroke:#552222;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .edge-thickness-normal{stroke-width:1px;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .edge-thickness-thick{stroke-width:3.5px;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .edge-pattern-solid{stroke-dasharray:0;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .edge-thickness-invisible{stroke-width:0;fill:none;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .edge-pattern-dashed{stroke-dasharray:3;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .edge-pattern-dotted{stroke-dasharray:2;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .marker{fill:#333333;stroke:#333333;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .marker.cross{stroke:#333333;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy svg{font-family:"trebuchet ms",verdana,arial,sans-serif;font-size:16px;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy p{margin:0;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .actor{stroke:hsl(259.6261682243, 59.7765363128%, 87.9019607843%);fill:#ECECFF;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy text.actor>tspan{fill:black;stroke:none;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .actor-line{stroke:hsl(259.6261682243, 59.7765363128%, 87.9019607843%);}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .innerArc{stroke-width:1.5;stroke-dasharray:none;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .messageLine0{stroke-width:1.5;stroke-dasharray:none;stroke:#333;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .messageLine1{stroke-width:1.5;stroke-dasharray:2,2;stroke:#333;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy #arrowhead path{fill:#333;stroke:#333;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .sequenceNumber{fill:white;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy #sequencenumber{fill:#333;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy #crosshead path{fill:#333;stroke:#333;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .messageText{fill:#333;stroke:none;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .labelBox{stroke:hsl(259.6261682243, 59.7765363128%, 87.9019607843%);fill:#ECECFF;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .labelText,#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .labelText>tspan{fill:black;stroke:none;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .loopText,#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .loopText>tspan{fill:black;stroke:none;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .loopLine{stroke-width:2px;stroke-dasharray:2,2;stroke:hsl(259.6261682243, 59.7765363128%, 87.9019607843%);fill:hsl(259.6261682243, 59.7765363128%, 87.9019607843%);}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .note{stroke:#aaaa33;fill:#fff5ad;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .noteText,#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .noteText>tspan{fill:black;stroke:none;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .activation0{fill:#f4f4f4;stroke:#666;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .activation1{fill:#f4f4f4;stroke:#666;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .activation2{fill:#f4f4f4;stroke:#666;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .actorPopupMenu{position:absolute;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .actorPopupMenuPanel{position:absolute;fill:#ECECFF;box-shadow:0px 8px 16px 0px rgba(0,0,0,0.2);filter:drop-shadow(3px 5px 2px rgb(0 0 0 / 0.4));}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .actor-man line{stroke:hsl(259.6261682243, 59.7765363128%, 87.9019607843%);fill:#ECECFF;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy .actor-man circle,#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy line{stroke:hsl(259.6261682243, 59.7765363128%, 87.9019607843%);fill:#ECECFF;stroke-width:2px;}#mermaid-svg-OmAjFcUHoG0tOSwy :root{--mermaid-font-family:"trebuchet ms",verdana,arial,sans-serif;} 正在执行触发调度（时间片用完/阻塞）保存进程A的寄存器保存程序计数器保存栈指针保存页表基址选择进程B读取进程B的上下文恢复进程B的寄存器恢复进程B的程序计数器切换页表到进程B刷新 TLB从上次中断处继续执行
图 6：上下文切换的完整流程。 从触发调度到恢复新进程，经历保存、选择、恢复三个阶段。
4.2 详细步骤
- 触发调度：时间片用完、进程阻塞、更高优先级进程就绪等；
- 进入内核态：CPU 从用户态切换到内核态；
- 保存进程 A 的上下文：把寄存器、PC、SP、页表基址等保存到 PCB_A；
- 选择进程 B：调度器从就绪队列中选择下一个进程；
- 恢复进程 B 的上下文：从 PCB_B 中读取寄存器、PC、SP 等；
- 切换页表：把 CPU 的页表基址寄存器指向进程 B 的页表；
- 刷新 TLB：使旧的 TLB 条目失效（或使用 ASID 避免刷新）；
- 返回用户态：CPU 从内核态切换回用户态；
- 继续执行进程 B：从进程 B 上次中断的地方继续执行。
4.3 一个具体的例子
假设进程 A 正在执行，时间片用完，操作系统切换到进程 B。
进程 A 的上下文：
- PC = 0x00401000（下一条指令地址）；
- SP = 0x7FFF0000（栈顶）；
- 通用寄存器：RAX = 10, RBX = 20, RCX = 30；
- 页表基址 = 0x1000。
进程 B 的上下文：
- PC = 0x00402000；
- SP = 0x7FFE0000；
- 通用寄存器：RAX = 100, RBX = 200, RCX = 300；
- 页表基址 = 0x2000。
切换过程：
- 保存 A 的 PC、SP、寄存器到 PCB_A；
- 从 PCB_B 读取 B 的 PC、SP、寄存器；
- 把 CPU 的页表基址寄存器改为 0x2000；
- 刷新 TLB；
- CPU 从 0x00402000 继续执行进程 B。
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进程A
保存
恢复
PC=0x401000
SP=0x7FFF0000
页表=0x1000
PC=0x402000
SP=0x7FFE0000
页表=0x2000
内核
图 7：上下文切换的具体例子。 从进程 A 的上下文切换到进程 B 的上下文。
五、上下文切换的开销
上下文切换不是免费的。它的开销来自多个方面。
5.1 直接开销
直接开销是上下文切换本身消耗的时间：
| 开销来源 | 说明 |
|---|---|
| 保存寄存器 | 把寄存器写入 PCB |
| 恢复寄存器 | 从 PCB 读取寄存器 |
| 切换页表 | 修改页表基址寄存器 |
| 刷新 TLB | 使旧 TLB 条目失效 |
| 内核代码执行 | 调度器选择进程 |
5.2 间接开销
间接开销是上下文切换对系统性能的间接影响：
| 开销来源 | 说明 |
|---|---|
| CPU 缓存失效 | 新进程的代码和数据可能不在缓存中 |
| TLB 失效 | 地址转换需要重新查询页表 |
| 分支预测失效 | CPU 的分支预测器需要重新学习 |
| 流水线冲刷 | CPU 流水线被清空 |
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直接开销
间接开销
保存/恢复寄存器
切换页表
刷新 TLB
CPU 缓存失效
TLB 失效
分支预测失效
图 8：上下文切换的开销来源。 直接开销和间接开销共同影响性能。
5.3 开销有多大？
上下文切换的开销因硬件和操作系统而异，通常在 几微秒 左右。听起来不多，但如果系统每秒切换上千次，累积起来就很可观。
假设一次上下文切换需要 5 微秒，每秒切换 1000 次，那么每秒有 5 毫秒花在切换上，占 CPU 时间的 0.5%。如果每秒切换 10000 次，就有 5% 的 CPU 时间花在切换上。
5.4 如何测量上下文切换次数？
在 Linux 中，可以使用以下命令查看上下文切换次数：
bash
# 查看系统整体的上下文切换统计
vmstat 1
# 查看特定进程的上下文切换
pidstat -w -p PID 1vmstat 输出中的 cs 列表示每秒上下文切换次数。pidstat 可以查看特定进程的自愿和非自愿上下文切换。
六、上下文切换的触发时机
上下文切换不是随时发生的，而是在特定时机触发。
6.1 触发时机
| 触发时机 | 说明 | 是否自愿 |
|---|---|---|
| 时间片用完 | 分时系统中，进程用完时间片 | 非自愿 |
| 进程阻塞 | 进程请求 I/O 或等待事件 | 自愿 |
| 进程终止 | 进程执行完毕 | 自愿 |
| 更高优先级进程就绪 | 抢占式调度 | 非自愿 |
| 系统调用 | 进程主动让出 CPU | 自愿 |
| 中断处理 | 中断处理完后可能触发调度 | 非自愿 |
6.2 自愿切换与非自愿切换
自愿上下文切换 （Voluntary Context Switch）：进程主动放弃 CPU，如等待 I/O、调用 sleep()、等待锁。
非自愿上下文切换（Involuntary Context Switch）：进程被迫放弃 CPU，如时间片用完、被更高优先级进程抢占。
在 Linux 中，可以用 pidstat -w 查看这两种切换：
bash
pidstat -w -p PID 1输出中的 cswch/s 是自愿切换，nvcswch/s 是非自愿切换。
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自愿切换
非自愿切换
等待 I/O
调用 sleep
等待锁
时间片用完
被抢占
中断触发调度
图 9：自愿切换与非自愿切换。 自愿切换是进程主动放弃 CPU，非自愿切换是被迫放弃。
七、如何减少上下文切换
上下文切换是必要的，但过多的切换会降低系统性能。以下是一些减少上下文切换的方法。
7.1 调整时间片大小
时间片太小，切换频繁；时间片太大，响应变差。需要根据系统负载调整时间片。
7.2 使用线程而非进程
线程切换比进程切换开销小得多。如果任务之间需要共享数据，使用多线程比多进程更高效。
7.3 减少锁竞争
锁竞争会导致线程频繁阻塞和唤醒，增加上下文切换。可以通过减小锁粒度、使用无锁数据结构等方法减少锁竞争。
7.4 使用 I/O 多路复用
select、poll、epoll 等 I/O 多路复用技术可以让一个线程管理多个 I/O 连接，减少线程数量和上下文切换。
7.5 使用协程
协程是用户态的轻量级线程，切换在用户态完成，不需要进入内核，开销远小于线程切换。
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调整时间片
使用线程而非进程
减少锁竞争
I/O 多路复用
使用协程
图 10：减少上下文切换的方法。
八、上下文切换的实际应用
8.1 Linux 中的上下文切换
Linux 使用 switch_to 宏完成进程上下文切换。它保存当前进程的寄存器，恢复下一个进程的寄存器，并切换栈和页表。
8.2 容器与上下文切换
容器共享宿主机内核，容器内的进程切换仍然是普通的进程切换。但容器启动比虚拟机快，因为不需要启动完整的内核。
8.3 高性能计算中的上下文切换
在高性能计算中，上下文切换是性能杀手。例如，高频交易系统要求极低的延迟，通常会：
- 使用 CPU 亲和性，把进程绑定到固定 CPU；
- 使用轮询而非中断，避免中断上下文切换；
- 使用用户态网络协议栈，绕过内核。
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Linux: switch_to 宏
容器: 普通进程切换
高性能计算: 减少切换
图 11：上下文切换的实际应用。
九、常见误区澄清
| 误区 | 真相 |
|---|---|
| "上下文切换就是模式切换" | 模式切换是用户态到内核态，上下文切换是进程切换，两者不同 |
| "线程切换和进程切换开销一样" | 线程切换不需要切换页表，开销小得多 |
| "上下文切换没有开销" | 上下文切换涉及保存恢复寄存器、切换页表、刷新 TLB，开销较大 |
| "系统调用一定会导致上下文切换" | 不一定，如果不需要切换进程，只发生模式切换 |
| "上下文切换越多越好" | 过多切换会降低性能，需要平衡 |
| "所有操作系统的上下文切换机制相同" | Linux、Windows 的实现细节不同，但核心思想一致 |
| "上下文切换只发生在进程之间" | 线程之间、中断处理也会发生上下文切换 |