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本文將主要研究在X86體系下Linux系統(tǒng)中用戶態(tài)到內(nèi)核態(tài)切換條件，及切換過程中內(nèi)核棧和任務狀態(tài)段TSS在中斷機制/任務切換中的作用及相關寄存器的變化。
一：用戶態(tài)到內(nèi)核態(tài)切換途徑：
1：系統(tǒng)調(diào)用 2：中斷 3：異常
對應代碼，在3.3內(nèi)核中，可以在/arch/x86/kernel/entry_32.S文件中查看。
二：內(nèi)核棧
內(nèi)核棧：Linux中每個進程有兩個棧，分別用于用戶態(tài)和內(nèi)核態(tài)的進程執(zhí)行，其中的內(nèi)核棧就是用于內(nèi)核態(tài)的堆棧，它和進程的task_struct結構，更具體的是thread_info結構一起放在兩個連續(xù)的頁框大小的空間內(nèi)。
在內(nèi)核源代碼中使用C語言定義了一個聯(lián)合結構方便地表示一個進程的thread_info和內(nèi)核棧：
此結構在3.3內(nèi)核版本中的定義在include/linux/sched.h文件的第2106行：
2016 union thread_union {2017 struct thread_info thread_info;2018 unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];2019 };
其中thread_info結構的定義如下：
3.3內(nèi)核 /arch/x86/include/asm/thread_info.h文件第26行：
26 struct thread_info { 27 struct task_struct *task; /* main task structure */ 28 struct exec_domain *exec_domain; /* execution domain */ 29 __u32 flags; /* low level flags */ 30 __u32 status; /* thread synchronous flags */ 31 __u32 cpu; /* current CPU */ 32 int preempt_count; /* 0 => preemptable, 33 <0 => BUG */ 34 mm_segment_t addr_limit; 35 struct restart_block restart_block; 36 void __user *sysenter_return; 37 #ifdef CONFIG_X86_32 38 unsigned long previous_esp; /* ESP of the previous stack in 39 case of nested (IRQ) stacks 40 */ 41 __u8 supervisor_stack[0]; 42 #endif 43 unsigned int sig_on_uaccess_error:1; 44 unsigned int uaccess_err:1; /* uaccess failed */ 45 };
它們的結構圖大致如下：
esp寄存器是CPU棧指針，存放內(nèi)核棧棧頂?shù)刂贰Ｔ赬86體系中，棧開始于末端，并朝內(nèi)存區(qū)開始的方向增長。從用戶態(tài)剛切換到內(nèi)核態(tài)時，進程的內(nèi)核棧總是空的，此時esp指向這個棧的頂端。
在X86中調(diào)用int指令型系統(tǒng)調(diào)用后會把用戶棧的%esp的值及相關寄存器壓入內(nèi)核棧中，系統(tǒng)調(diào)用通過iret指令返回，在返回之前會從內(nèi)核棧彈出用戶棧的%esp和寄存器的狀態(tài)，然后進行恢復。所以在進入內(nèi)核態(tài)之前要保存進程的上下文，中斷結束后恢復進程上下文，那靠的就是內(nèi)核棧。
這里有個細節(jié)問題，就是要想在內(nèi)核棧保存用戶態(tài)的esp,eip等寄存器的值，首先得知道內(nèi)核棧的棧指針，那在進入內(nèi)核態(tài)之前，通過什么才能獲得內(nèi)核棧的棧指針呢？答案是：TSS
三：TSS
X86體系結構中包括了一個特殊的段類型：任務狀態(tài)段（TSS），用它來存放硬件上下文。TSS反映了CPU上的當前進程的特權級。
linux為每一個cpu提供一個tss段，并且在tr寄存器中保存該段。
在從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)時，可以通過獲取TSS段中的esp0來獲取當前進程的內(nèi)核棧 棧頂指針，從而可以保存用戶態(tài)的cs,esp,eip等上下文。
注：linux中之所以為每一個cpu提供一個tss段，而不是為每個進程提供一個tss段，主要原因是tr寄存器永遠指向它，在任務切換的適合不必切換tr寄存器，從而減小開銷。
下面我們看下在X86體系中Linux內(nèi)核對TSS的具體實現(xiàn)：
內(nèi)核代碼中TSS結構的定義：
3.3內(nèi)核中：/arch/x86/include/asm/processor.h文件的第248行處：
248 struct tss_struct {249 /*250 * The hardware state:251 */252 struct x86_hw_tss x86_tss;253 254 /*255 * The extra 1 is there because the CPU will access an256 * additional byte beyond the end of the IO permission257 * bitmap. The extra byte must be all 1 bits, and must258 * be within the limit.259 */260 unsigned long io_bitmap[IO_BITMAP_LONGS + 1];261 262 /*263 * .. and then another 0x100 bytes for the emergency kernel stack:264 */265 unsigned long stack[64];266 267 } ____cacheline_aligned;
其中主要的內(nèi)容是：
硬件狀態(tài)結構 : x86_hw_tss
IO權位圖 : io_bitmap
備用內(nèi)核棧： stack
其中硬件狀態(tài)結構：其中在32位X86系統(tǒng)中x86_hw_tss的具體定義如下：
/arch/x86/include/asm/processor.h文件中第190行處：
190#ifdef CONFIG_X86_32191 /* This is the TSS defined by the hardware. */192 struct x86_hw_tss {193 unsigned short back_link, __blh;194 unsigned long sp0; //當前進程的內(nèi)核棧頂指針195 unsigned short ss0, __ss0h; //當前進程的內(nèi)核棧段描述符196 unsigned long sp1;197 /* ss1 caches MSR_IA32_SYSENTER_CS: */198 unsigned short ss1, __ss1h;199 unsigned long sp2;200 unsigned short ss2, __ss2h;201 unsigned long __cr3;202 unsigned long ip;203 unsigned long flags;204 unsigned long ax;205 unsigned long cx;206 unsigned long dx;207 unsigned long bx;208 unsigned long sp; //當前進程用戶態(tài)棧頂指針209 unsigned long bp;210 unsigned long si;211 unsigned long di;212 unsigned short es, __esh;213 unsigned short cs, __csh;214 unsigned short ss, __ssh;215 unsigned short ds, __dsh;216 unsigned short fs, __fsh;217 unsigned short gs, __gsh;218 unsigned short ldt, __ldth;219 unsigned short trace;220 unsigned short io_bitmap_base;221 222 } __attribute__((packed));
linux的tss段中只使用esp0和iomap等字段，并且不用它的其他字段來保存寄存器，在一個用戶進程被中斷進入內(nèi)核態(tài)的時候，從tss中的硬件狀態(tài)結構中取出esp0（即內(nèi)核棧棧頂指針），然后切到esp0，其它的寄存器則保存在esp0指的內(nèi)核棧上而不保存在tss中。
每個CPU定義一個TSS段的具體實現(xiàn)代碼：
3.3內(nèi)核中/arch/x86/kernel/init_task.c第35行：
35 * per-CPU TSS segments. Threads are completely 'soft' on Linux, 36 * no more per-task TSS's. The TSS size is kept cacheline-aligned 37 * so they are allowed to end up in the .data..cacheline_aligned 38 * section. Since TSS's are completely CPU-local, we want them 39 * on exact cacheline boundaries, to eliminate cacheline ping-pong. 40 */
41 DEFINE_PER_CPU_SHARED_ALIGNED(struct tss_struct, init_tss) = INIT_TSS;
INIT_TSS的定義如下:
3.3內(nèi)核中 /arch/x86/include/asm/processor.h文件的第879行：
879 #define INIT_TSS { 880 .x86_tss = { 881 .sp0 = sizeof(init_stack) + (long)&init_stack, 882 .ss0 = __KERNEL_DS, 883 .ss1 = __KERNEL_CS, 884 .io_bitmap_base = INVALID_IO_BITMAP_OFFSET, 885 }, 886 .io_bitmap = { [0 ... IO_BITMAP_LONGS] = ~0 }, 887 }
其中init_stack是宏定義，指向內(nèi)核棧：
61 #define init_stack (init_thread_union.stack)
這里可以看到分別把內(nèi)核棧棧頂指針、內(nèi)核代碼段、內(nèi)核數(shù)據(jù)段賦值給TSS中的相應項。從而進程從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)時，可以從TSS段中獲取內(nèi)核棧棧頂指針，進而保存進程上下文到內(nèi)核棧中。
總結：有了上面的一些準備，現(xiàn)總結在進程從用戶態(tài)到內(nèi)核態(tài)切換過程中，Linux主要做的事：
1：讀取tr寄存器，訪問TSS段
2：從TSS段中的sp0獲取進程內(nèi)核棧的棧頂指針
3: 由控制單元在內(nèi)核棧中保存當前eflags,cs,ss,eip,esp寄存器的值。
4：由SAVE_ALL保存其寄存器的值到內(nèi)核棧
5：把內(nèi)核代碼選擇符寫入CS寄存器，內(nèi)核棧指針寫入ESP寄存器，把內(nèi)核入口點的線性地址寫入EIP寄存器
此時，CPU已經(jīng)切換到內(nèi)核態(tài)，根據(jù)EIP中的值開始執(zhí)行內(nèi)核入口點的第一條指令。
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