本文轉載自http://www.cnblogs.com/justcxtoworld/p/3155741.html
本文將主要研究在X86體系下Linux系統中用戶態到內核態切換條件，及切換過程中內核棧和任務狀態段TSS在中斷機制/任務切換中的作用及相關寄存器的變化。
一：用戶態到內核態切換途徑：
1：系統調用 2：中斷 3：異常
對應代碼，在3.3內核中，可以在/arch/x86/kernel/entry_32.S文件中查看。
二：內核棧
內核棧：Linux中每個進程有兩個棧，分別用於用戶態和內核態的進程執行，其中的內核棧就是用於內核態的堆棧，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的頁框大小的空間內。
在內核源代碼中使用C語言定義了一個聯合結構方便地表示一個進程的thread_info和內核棧：
此結構在3.3內核版本中的定義在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，存放內核棧棧頂地址。在X86體系中，棧開始於末端，並朝內存區開始的方向增長。從用戶態剛切換到內核態時，進程的內核棧總是空的，此時esp指向這個棧的頂端。
在X86中調用int指令型系統調用後會把用戶棧的%esp的值及相關寄存器壓入內核棧中，系統調用通過iret指令返回，在返回之前會從內核棧彈出用戶棧的%esp和寄存器的狀態，然後進行恢復。所以在進入內核態之前要保存進程的上下文，中斷結束後恢復進程上下文，那靠的就是內核棧。
這裏有個細節問題，就是要想在內核棧保存用戶態的esp,eip等寄存器的值，首先得知道內核棧的棧指針，那在進入內核態之前，通過什麼才能獲得內核棧的棧指針呢？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爲每一個cpu提供一個tss段，並且在tr寄存器中保存該段。
在從用戶態切換到內核態時，可以通過獲取TSS段中的esp0來獲取當前進程的內核棧 棧頂指針，從而可以保存用戶態的cs,esp,eip等上下文。
注：linux中之所以爲每一個cpu提供一個tss段，而不是爲每個進程提供一個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內核對TSS的具體實現：
內核代碼中TSS結構的定義：
3.3內核中：/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 an 256 * additional byte beyond the end of the IO permission 257 * bitmap. The extra byte must be all 1 bits, and must 258 * 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;
其中主要的內容是：
硬件狀態結構 : x86_hw_tss
IO權位圖 : io_bitmap
備用內核棧： stack
其中硬件狀態結構：其中在32位X86系統中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_32 191 /* This is the TSS defined by the hardware. */ 192 struct x86_hw_tss { 193 unsigned short back_link, __blh; 194 unsigned long sp0; //當前進程的內核棧頂指針 195 unsigned short ss0, __ss0h; //當前進程的內核棧段描述符 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，並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核態的時候，從tss中的硬件狀態結構中取出esp0（即內核棧棧頂指針），然後切到esp0，其它的寄存器則保存在esp0指的內核棧上而不保存在tss中。
每個CPU定義一個TSS段的具體實現代碼：
3.3內核中/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，指向內核棧：
61 #define init_stack (init_thread_union.stack)
這裏可以看到分別把內核棧棧頂指針、內核代碼段、內核數據段賦值給TSS中的相應項。從而進程從用戶態切換到內核態時，可以從TSS段中獲取內核棧棧頂指針，進而保存進程上下文到內核棧中。
總結：有了上面的一些準備，現總結在進程從用戶態到內核態切換過程中，Linux主要做的事：
1：讀取tr寄存器，訪問TSS段
2：從TSS段中的sp0獲取進程內核棧的棧頂指針
3: 由控制單元在內核棧中保存當前eflags,cs,ss,eip,esp寄存器的值。
4：由SAVE_ALL保存其寄存器的值到內核棧
5：把內核代碼選擇符寫入CS寄存器，內核棧指針寫入ESP寄存器，把內核入口點的線性地址寫入EIP寄存器
此時，CPU已經切換到內核態，根據EIP中的值開始執行內核入口點的第一條指令。