x86中的TSS与任务切换

本文主要是介绍x86中的TSS与任务切换，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

前言

今天在学习《深入理解Linux内核》的时候，发现出现了一个新的名词TSS（Task-State Segment），这还是我第一次了解到原来x86提供了硬件级别的任务切换功能，之前以为任务切换都是操作系统实现的来着，这里也记录一下我的发现。

参考资料

Intel白皮书的Volume 3A Chapter 8: Task Management

什么是TSS

TSS是一块特殊的内存区域，这块内存区域用来存储硬件上下文，在实现硬件级别的任务切换时起到了保存和加载上下文的作用。具体而言，这块内存区域的分布如下图所示：

这块内存区域里面记录了一些任务的硬件上下文（例如通用寄存器的值，段寄存器的值，栈寄存器的值等）。

从段（Segment）的角度看TSS

从TSS的名字可以知道，它也是一个段，那么也是需要使用段描述符来寻址的。事实上，TSS的段描述符如下图所示

保存这个段描述符的段寄存器是TR，这个寄存器和SS等寄存器类似，也是拥有一个用户可见部分（存放描述符）和用户不可见部分（存放描述符的内容）。
在当前特权等级为0的情况下，可以使用LTR汇编指令来把一个描述符加载到TR里面。

硬件级别的任务切换过程

任务切换可以通过jump-far和call-far来实现，call和call-far的区别在于，普通的call不会修改CS寄存器，而call-far需要传递一个新的段描述符，用来更新CS寄存器的值。
根据白皮书，当使用call-far，并且传入的段描述符是一个TSS段描述符，那么就会进行任务切换，例如下面这条指令（其中0x2b描述符对应的是TSS段）：

call 0x2b:0x00000000

当满足上述条件时，CPU会先经历一系列检查，然后把当前的硬件上下文（如寄存器的值）保存到TSS段中，然后根据传入的新的TSS段描述符，把新的TSS段的内容加载到各个寄存器中。

Linux的任务切换

虽然x86提供了一套硬件级别的任务切换机制，但是Linux内核并没有采用这套机制。具体而言，Linux采取了如下的方法（摘自https://liujunming.top/2020/01/18/%E6%B5%85%E8%B0%88tss/）

1. linux没有为每一个进程都准备一个tss段，而是每一个cpu使用一个tss段，tr寄存器保存该段。进程切换时，只更新唯一tss段中的esp0字段，esp0保存新进程的内核栈地址。
2. linux的tss段中只使用esp0和iomap等字段，不用它来保存寄存器，在一个用户进程被中断进入ring0的时候，tss中取出esp0，然后切到esp0，其它的寄存器则保存在esp0指示的内核栈上，而不保存在tss中。
3. 结果，linux中每一个cpu只有一个tss段，tr寄存器永远指向它。符合x86处理器的使用规范，但不遵循intel的建议，这样的后果是开销更小了，因为不必切换tr寄存器了。

总之就是，Linux把上下文保存在了内核栈中，而内核栈的地址保存在esp0里面。

这篇关于x86中的TSS与任务切换的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！

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