5．4．1 硬件支持

   Intel i386 体系结构包括了一个特殊的段类型，叫任务状态段（TSS），如图5.4所示。每个任务包含有它自己最小长度为104字节的TSS段，在/include/ i386/processor.h 中定义为tss_struct结构：

 

struct tss_struct {

        unsigned short  back_link,__blh;

        unsigned long   esp0;

        unsigned short  ss0,__ss0h;／*0级堆栈指针，即Linux中的内核级 *／

        unsigned long   esp1;     

        unsigned short  ss1,__ss1h; ／* 1级堆栈指针，未用*／

        unsigned long   esp2;

        unsigned short  ss2,__ss2h; ／* 2级堆栈指针，未用*／

        unsigned long   __cr3;   

        unsigned long   eip;

        unsigned long   eflags;

        unsigned long   eax,ecx,edx,ebx;

        unsigned long   esp;

        unsigned long   ebp;

        unsigned long   esi;

        unsigned long   edi;

        unsigned short  es, __esh;

        unsigned short  cs, __csh;

        unsigned short  ss, __ssh;

        unsigned short  ds, __dsh;

        unsigned short  fs, __fsh;

        unsigned short  gs, __gsh;

        unsigned short  ldt, __ldth;

        unsigned short  trace, bitmap;

        unsigned long   io_bitmap[IO_BITMAP_SIZE+1];

         /*

        * pads the TSS to be cacheline-aligned (size is 0x100)

         */

        unsigned long __cacheline_filler[5];

};

   每个TSS有它自己 8字节的任务段描述符（Task State Segment Descriptor ，简称TSSD）。这个描述符包括指向TSS起始地址的32位基地址域，20位界限域，界限域值不能小于十进制104（由TSS段的最小长度决定）。TSS描述符存放在GDT中，它是GDT中的一个表项。

   


   

            图5.4 Intel i386任务状态段及TR寄存器

后面将会看到，Linux在进程切换时，只用到TSS中少量的信息，因此Linux内核定义了另外一个数据结构，这就是thread_struct 结构：

 

struct thread_struct {

        unsigned long   esp0;

        unsigned long   eip;

        unsigned long   esp;

        unsigned long   fs;

        unsigned long   gs;

   /* Hardware debugging registers */

         unsigned long   debugreg[8];  /* %%db0-7 debug registers */

  /* fault info */

         unsigned long   cr2, trap_no, error_code;

   /* floating point info */

         union i387_union        i387;

  /* virtual 86 mode info */

        struct vm86_struct      * vm86_info;

         unsigned long           screen_bitmap;

        unsigned long           v86flags, v86mask, v86mode, saved_esp0;

/* IO permissions */

         int             ioperm;

        unsigned long   io_bitmap[IO_BITMAP_SIZE+1];

};

 

    用这个数据结构来保存cr2寄存器、浮点寄存器、调试寄存器及指定给Intel 80x86处理器的其他各种各样的信息。需要位图是因为ioperm(  ) 及 iopl(  )系统调用可以允许用户态的进程直接访问特殊的I/O端口。尤其是，如果把eflag寄存器中的IOPL 域设置为3，就允许用户态的进程访问对应的I/O访问权位图位为0的任何一个I/O端口。

     那么，进程到底是怎样进行切换的？

从第三章我们知道，在中断描述符表（IDT）中，除中断门、陷阱门和调用门外，还有一种“任务们”。任务门中包含有TSS段的选择符。当CPU因中断而穿过一个任务门时，就会将任务门中的段选择符自动装入TR寄存器，使TR指向新的TSS，并完成任务切换。CPU还可以通过JMP或CALL指令实现任务切换，当跳转或调用的目标段（代码段）实际上指向GDT表中的一个TSS描述符项时，就会引起一次任务切换。

Intel的这种设计确实很周到，也为任务切换提供了一个非常简洁的机制。但是，由于i386的系统结构基本上是CISC的，通过JMP指令或CALL（或中断）完成任务的过程实际上是“复杂指令”的执行过程，其执行过程长达300多个CPU周期（一个POP指令占12个CPU周期），因此，Linux内核并不完全使用i386CPU提供的任务切换机制。

由于i386CPU要求软件设置TR及TSS，Linux内核只不过“走过场”地设置TR及TSS，以满足CPU的要求。但是，内核并不使用任务门，也不使用JMP或CALL指令实施任务切换。内核只是在初始化阶段设置TR，使之指向一个TSS，从此以后再不改变TR的内容了。也就是说，每个CPU（如果有多个CPU）在初始化以后的全部运行过程中永远使用那个初始的TSS。同时，内核也不完全依靠TSS保存每个进程切换时的寄存器副本，而是将这些寄存器副本保存在各个进程自己的内核栈中（参见上一章task_struct结构的存放）。

这样以来，TSS中的绝大部分内容就失去了原来的意义。那么，当进行任务切换时，怎样自动更换堆栈？我们知道，新任务的内核栈指针（SS0和ESP0）应当取自当前任务的TSS，可是，Linux中并不是每个任务就有一个TSS，而是每个CPU只有一个TSS。Intel原来的意图是让TR的内容（即TSS）随着任务的切换而走马灯似地换，而在Linux内核中却成了只更换TSS中的SS0和ESP0，而不更换TSS本身，也就是根本不更换TR的内容。这是因为，改变TSS中SS0和ESP0所化的开销比通过装入TR以更换一个TSS要小得多。因此，在Linux内核中，TSS并不是属于某个进程的资源，而是全局性的公共资源。在多处理机的情况下，尽管内核中确实有多个TSS，但是每个CPU仍旧只有一个TSS。