在switch_mm函数中将new_task->pgd设置到cr3寄存器中，实现页表切换，由于每个进程3- 4G的页表映射机制完全一样（从内核页表中直接复制过来的），故这里虽然切换了pgd，但是并无影响，只是在任务回到用户空间中时，才会发生变化，因为每个任务在0-3G中的页表映射都是各自独立的；
压入esi edi ebp到cur_task堆栈中；
将esp寄存器中的值保存到cur_task.task_struct.thread.esp中，也就是将cur_task切换时的堆栈指针保存起来；
将new_task.task_struct.thread.esp 中的值设置到esp寄存器中，这里的new_task.task_struct.thread.esp中的值就是new_task上一次被换出时的堆栈指针，现在被恢复了，2和3结合实现了从cur_task到new_task的堆栈切换；
将1f地址设置到cur_task.task_struct.thread.eip中，当下次cur_task恢复运行时，将会从1f处开始运行，下面阐述了这种原理；
将new_task.task_struct.thread.eip 压入到new_task的堆栈中，这里new_task.task_struct.thread.eip的值就是1f，因为从4中可知，new_task 上一次被换出时，其也是和现在的cur_task类似，1f地址被设置到new_task.task_struct.thread.eip中；
随后CPU跳转到__switch_to函数（注意，在__switch_to中，做了一件非常重要的事情就是让init_tss.esp0= new_task.task_struct.esp0，原因见【C.Linux进程：Linux进程管理和X86进程管理的结合】一文）中开始执行，注意这里使用的是jmp，不是call，call会pusheip，而jmp不会，由于__switch_to是函数，当CPU执行完该函数后，最后一条指令必然为iret，该指令会popeip，从5中可以知道，此时new_task堆栈中的镜像为[......., esi,edi,ebp,eip(&1f)]，故popeip将值eip(&1f)设置到eip寄存器中，这样当iret执行完毕后， CPU将从eip处继续执行，也就是从1f处继续执行；；
此时已经在new_task的执行环境中了，pop ebp, pop edi, popesi，回到schedule函数中，当返回用户空间中时，由于new_task用户空间的eip,ss,esp等均被从new_task的堆栈中弹出到对应寄存器中，从而new_task得以顺利执行；
switch_to中cur_task寄存器保存、new_task寄存器恢复的几个问题：
GCC在编译该段代码时，会注意到EAX,EBX,EDX在这里被使用，因此此处无需要显示的用汇编语句来保存这三个寄存器，GCC在编译时会自动考虑添加对这些寄存器的保护；