使用者態到核心態切換分析
本文將主要研究在X86體系下Linux系統中使用者態到核心態切換條件，及切換過程中核心棧和任務狀態段TSS在中斷機制/任務切換中的作用及相關暫存器的變化。
一：使用者態到核心態切換途徑：
1：系統呼叫 2：中斷 3：異常
對應程式碼，在3.3核心中，可以在/arch/x86/kernel/entry_32.S檔案中檢視。
二：核心棧
核心棧：Linux中每個程序有兩個棧，分別用於使用者態和核心態的程序執行，其中的核心棧就是用於核心態的堆疊，它和程序的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。
在核心原始碼中使用C語言定義了一個聯合結構方便地表示一個程序的thread_info和核心棧：
此結構在3.3核心版本中的定義在include/linux/sched.h檔案的第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核心 /arch/x86/include/asm/thread_info.h檔案第26行：
26 struct thread_info { 27 structtask_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暫存器是CPU棧指標，存放核心棧棧頂地址。在X86體系中，棧開始於末端，並朝記憶體區開始的方向增長。從使用者態剛切換到核心態時，程序的核心棧總是空的，此時esp指向這個棧的頂端。
在X86中呼叫int指令型系統呼叫後會把使用者棧的%esp的值及相關暫存器壓入核心棧中，系統呼叫通過iret指令返回，在返回之前會從核心棧彈出使用者棧的%esp和暫存器的狀態，然後進行恢復。所以在進入核心態之前要儲存程序的上下文，中斷結束後恢復程序上下文，那靠的就是核心棧。
這裡有個細節問題，就是要想在核心棧儲存使用者態的esp,eip等暫存器的值，首先得知道核心棧的棧指標，那在進入核心態之前，通過什麼才能獲得核心棧的棧指標呢？答案是：TSS
三：TSS
X86體系結構中包括了一個特殊的段型別：任務狀態段（TSS），用它來存放硬體上下文。TSS反映了CPU上的當前程序的特權級。
linux為每一個cpu提供一個tss段，並且在tr暫存器中儲存該段。
在從使用者態切換到核心態時，可以通過獲取TSS段中的esp0來獲取當前程序的核心棧 棧頂指標，從而可以儲存使用者態的cs,esp,eip等上下文。
注：linux中之所以為每一個cpu提供一個tss段，而不是為每個程序提供一個tss段，主要原因是tr暫存器永遠指向它，在任務切換的適合不必切換tr暫存器，從而減小開銷。
下面我們看下在X86體系中Linux核心對TSS的具體實現：
核心程式碼中TSS結構的定義：
3.3核心中：/arch/x86/include/asm/processor.h檔案的第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：
硬體狀態結構 : x86_hw_tss
IO權點陣圖 : io_bitmap
備用核心棧： stack
其中硬體狀態結構：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檔案中第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; //當前程序的核心棧頂指標 195 unsigned short ss0, __ss0h; //當前程序的核心棧段描述符 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; //當前程序使用者態棧頂指標 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等欄位，並且不用它的其他欄位來儲存暫存器，在一個使用者程序被中斷進入核心態的時候，從tss中的硬體狀態結構中取出esp0（即核心棧棧頂指標），然後切到esp0，其它的暫存器則儲存在esp0指的核心棧上而不儲存在tss中。
每個CPU定義一個TSS段的具體實現程式碼：
3.3核心中/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核心中 /arch/x86/include/asm/processor.h檔案的第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是巨集定義，指向核心棧：
61 #define init_stack (init_thread_union.stack)
這裡可以看到分別把核心棧棧頂指標、核心程式碼段、核心資料段賦值給TSS中的相應項。從而程序從使用者態切換到核心態時，可以從TSS段中獲取核心棧棧頂指標，進而儲存程序上下文到核心棧中。
總結：有了上面的一些準備，現總結在程序從使用者態到核心態切換過程中，Linux主要做的事：
1：讀取tr暫存器，訪問TSS段
2：從TSS段中的sp0獲取程序核心棧的棧頂指標
3: 由控制單元在核心棧中儲存當前eflags,cs,ss,eip,esp暫存器的值。
4：由SAVE_ALL儲存其暫存器的值到核心棧
5：把核心程式碼選擇符寫入CS暫存器，核心棧指標寫入ESP暫存器，把核心入口點的線性地址寫入EIP暫存器
此時，CPU已經切換到核心態，根據EIP中的值開始執行核心入口點的第一條指令。