1、背景
当线程从用户态进入内核态的时候，内核会将栈从用户态栈切换成内核栈，每个线程都有自己的内核栈；在x86架构下，内核栈保存在tss里；tss里包括sp0、sp1、sp2三个指针；内核当前是将线程的内核栈保存到sp1的；sp0、sp2是作为用户态栈与内核栈切换时的一个临时栈使用；每个cpu都有一个tss结构体，cpu在线程调度switch_to流程里，会将下一个运行的task的内核栈保存到当前cpu的sp1、sp0里；
2、内核栈
为每个线程分配内核栈的原因：
1）、我们首先必然要区分用户栈和内核栈以达到起码的保护目的[7]，在进入内核态前，如果用户态将栈指针放在一个恶意区域（比如内核地址空间等等），那么内核就会轻易地覆写不该写入的区域；
2）、再之，对于linux来说，给每个进程分配一个内核栈也是非常必要的，一方面进程进行系统调用时可能会阻塞在内核态（比如等待用户输入等等），此时进程在内核态的状态需要保留在内核态上，切换到其他 进程（内核可抢占），假如其他进程没有自己的内核栈，则栈上又会压入其他进程的使用数据，这样一来原进程状态就无法恢复[8]；另一方面，为了提高进程响应速度，linux内核是可抢占的，也就是说，进程即便不是在执行系统调用而是在处理异常/中断，只要不是在time-critical region，进程也可能会被切换，也就是其他进程执行时发生中断/异常也可能触发切换到某个进程，为了确保进程状态即便是在内核态也能够恢复，内核栈内容仍然需要被保存[9]；除此之外，给每个进程分配一个内核栈使得进程从一个cpu迁移到另一个cpu变得十分便利[9]，因为进程内核栈上保存了context info，只需要保存栈指针等等的信息到进程的descriptor，其他cpu就可以轻易地恢复进程，而无需拷贝栈内容；
3）、最后，退出内核态时，当前进程的内核栈应当是全部清空的；
内核栈的分配：
do_fork
_do_fork
copy_process
dup_task_struct
alloc_task_struct_node（分配tsk）
alloc_thread_stack_node（分配内核栈）
__vmalloc_node_range（通过vmalloc分配内核栈，保证虚机地址连续，分配大小为THREAD_SIZE = 4096 << 2 = 16k）
memcg_charge_kernel_stack（将内核栈的内存统计到cgroup的kmem里）
tsk->stack = stack; （将内核栈保存到tsk->stack里）
3、tss
tss（struct tss_struct）用于保存不同特权级别下所使用的寄存器，尤其是esp寄存器。 内核为每个线程创建了一个内核栈，在线程由用户态进入内核态的时候，需要将栈从用户栈（glibc分配）切换成内核栈；
但是linux只使用sp0，linux的做法：
1）、linux没有为每一个进程都准备一个tss段，而是每一个cpu使用一个tss段，tr寄存器保存该段。进程切换时，只更新唯一tss段中的esp0字段到新进程的内核栈。
2）、linux的tss段中只使用esp0和iomap等字段，不用它来保存寄存器，在一个用户进程被中断进入ring0的时候，tss中取出esp0，然后切到esp0，其它的寄存器则保存在esp0指示的内核栈上而不保存在tss中。
3）、结果，linux中每一个cpu只有一个tss段，tr寄存器永远指向它。符合x86处理器的使用规范，但不遵循intel的建议，这样的后果是开销更小了，因为不必切换tr寄存器了。
3.1、初始化
1）、linux为每个cpu保存一份tss；
2）、
setup_arch
smp_init_cpus
smp_cpu_setup
cpu_init
t = &per_cpu(cpu_tss_rw, cpu); （获取当前cpu的tss）
t->x86_tss.io_bitmap_base = IO_BITMAP_OFFSET; （初始化iobitmap）
load_sp0((unsigned long)(cpu_entry_stack(cpu) + 1)); （初始化tss的sp0）
4、内核栈保存与切换
4.1、线程切换保存内核栈信息到
4、内核栈保存与切换
4.1、线程切换保存内核栈信息到tss
__schedule
next = pick_next_task(rq, prev, &rf); （选择下一个要执行的task）
context_switch（上下文切换）
switch_to
__switch_to
this_cpu_write(current_task, next_p); （设置current_task为next_p，x86_64的current宏就是从current_task里获取当前的running task）
this_cpu_write(cpu_current_top_of_stack, task_top_of_stack(next_p)); （将next_task的内核栈顶保存到tss的sp1处）
update_sp0(next_p);（如果是xen虚拟机，则进一步更新tss的esp0为新task的内核栈，因此正常的x86_64机器，并不会执行load_sp0，sp0的值为一开始初始化的值，用于内核栈切用户态栈时的一个临时存放区域）
4.2、系统调用时用户态栈与内核栈切换
4.2.1、系统调用入口初始化
在syscall_init里，将entry_SYSCALL_64的地址写到MSR_LSTAR寄存器里；当用户态执行syscall指令时，cpu会只做如下动作：
1）、将syscall的下一条指令地址存放到R13;
2）、将当前的RFLAGS寄存器保存到R11寄存器上;
3）、将MSR_LSTAR寄存器的值(系统调用入口，即entry_SYSCALL_64的地址)保存到RIP寄存器;
4）、cpu从ring0调转到ring3；
当cpu执行sysret执行返回用户态时，cpu会自动做如下动作：
1）、将栈里保存的的RIP、CS、EFLAGS值弹出到RIP、CS、EFLAGS寄存器上；
2）、如果是内核态回到用户态，则进一步将栈里保存的rsp、ss弹出到RSP、SS寄存器上；
3）、执行完iret后，就会到了用户态，此时RSP的值为用户态栈；
系统调用过程：
1）、进入entry_SYSCALL_64；
2）、保存用户态栈到sp2；
3）、从cpu_current_top_of_stack里获取内核栈，保存到rsp，切换成内核栈；
4）、通过pushq将用户态的ss、sp、cs、ip、orig_ax保存到内核栈里；
5）、通过PUSH_AND_CLEAR_REGS保存剩余的通用寄存器；保存完后将寄存器清零；
6）、将系统调用号赋给rax，当前已经保存好用户态信息的内核栈赋给rsi；
7）、进入c语言do_syscall_64，执行对应的系统调用；
8）、进入swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode，开始准备返回用户态；
9）、通过POP_REGS，将当前保存在内核栈的用户态寄存器pop出来；
10）、rsp指向sp0的临时栈上；
11）、将用户态的现场信息保存到sp0的栈上；
12）、执行iret指令回到用户态，该指令会将R13寄存器取出来赋值给RIP，同时将栈里的用户态栈rsp值弹出赋值到RSP寄存器，完成内核栈到用户态栈的切换；
用户态进入内核态：
内核态回到用户态：
标签：用户,态栈,保存,cpu,内核,寄存器,tss From： https://www.cnblogs.com/hhdd666/p/16897427.html