用户态到内核态切换之奥秘解析
学号：SA12**6112
本文将主要研究在X86体系下Linux系统中用户态到内核态切换条件，及切换过程中内核栈和任务状态段TSS在中断机制/任务切换中的作用及相关寄存器的变化。
一：用户态到内核态切换途径：
1：系统调用 2：中断 3：异常
对应代码，在3.3内核中，可以在/arch/x86/kernel/entry_32.S文件中查看。
二：内核栈
内核栈：Linux中每个进程有两个栈，分别用于用户态和内核态的进程执行，其中的内核栈就是用于内核态的堆栈，它和进程的task_struct结构，更具体的是thread_info结构一起放在两个连续的页框大小的空间内。
在内核源代码中使用C语言定义了一个联合结构方便地表示一个进程的thread_info和内核栈：
此结构在3.3内核版本中的定义在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结构的定义如下：
3.3内核 /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 };
它们的结构图大致如下：
esp寄存器是CPU栈指针，存放内核栈栈顶地址。在X86体系中，栈开始于末端，并朝内存区开始的方向增长。从用户态刚切换到内核态时，进程的内核栈总是空的，此时esp指向这个栈的顶端。
在X86中调用int指令型系统调用后会把用户栈的%esp的值及相关寄存器压入内核栈中，系统调用通过iret指令返回，在返回之前会从内核栈弹出用户栈的%esp和寄存器的状态，然后进行恢复。所以在进入内核态之前要保存进程的上下文，中断结束后恢复进程上下文，那靠的就是内核栈。
这里有个细节问题，就是要想在内核栈保存用户态的esp,eip等寄存器的值，首先得知道内核栈的栈指针，那在进入内核态之前，通过什么才能获得内核栈的栈指针呢？答案是：TSS
三：TSS
X86体系结构中包括了一个特殊的段类型：任务状态段（TSS），用它来存放硬件上下文。TSS反映了CPU上的当前进程的特权级。
linux为每一个cpu提供一个tss段，并且在tr寄存器中保存该段。
在从用户态切换到内核态时，可以通过获取TSS段中的esp0来获取当前进程的内核栈 栈顶指针，从而可以保存用户态的cs,esp,eip等上下文。
注：linux中之所以为每一个cpu提供一个tss段，而不是为每个进程提供一个tss段，主要原因是tr寄存器永远指向它，在任务切换的适合不必切换tr寄存器，从而减小开销。
下面我们看下在X86体系中Linux内核对TSS的具体实现：
内核代码中TSS结构的定义：
3.3内核中：/arch/x86/include/asm/processor.h文件的第248行处：
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;
其中主要的内容是：
硬件状态结构 : x86_hw_tss
IO权位图 : io_bitmap
备用内核栈： stack
其中硬件状态结构：其中在32位X86系统中x86_hw_tss的具体定义如下：
/arch/x86/include/asm/processor.h文件中第190行处：
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; //当前进程的内核栈顶指针 195 unsigned short ss0, __ss0h; //当前进程的内核栈段描述符 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; //当前进程用户态栈顶指针 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来保存寄存器，在一个用户进程被中断进入内核态的时候，从tss中的硬件状态结构中取出esp0（即内核栈栈顶指针），然后切到esp0，其它的寄存器则保存在esp0指的内核栈上而不保存在tss中。
每个CPU定义一个TSS段的具体实现代码：
3.3内核中/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的定义如下:
3.3内核中 /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是宏定义，指向内核栈：
61 #define init_stack (init_thread_union.stack)
这里可以看到分别把内核栈栈顶指针、内核代码段、内核数据段赋值给TSS中的相应项。从而进程从用户态切换到内核态时，可以从TSS段中获取内核栈栈顶指针，进而保存进程上下文到内核栈中。
总结：有了上面的一些准备，现总结在进程从用户态到内核态切换过程中，Linux主要做的事：
1：读取tr寄存器，访问TSS段
2：从TSS段中的sp0获取进程内核栈的栈顶指针
3: 由控制单元在内核栈中保存当前eflags,cs,ss,eip,esp寄存器的值。
4：由SAVE_ALL保存其寄存器的值到内核栈
5：把内核代码选择符写入CS寄存器，内核栈指针写入ESP寄存器，把内核入口点的线性地址写入EIP寄存器
此时，CPU已经切换到内核态，根据EIP中的值开始执行内核入口点的第一条指令。
