TSS 的功能
- 特权级切换与堆栈保存：当处理器从用户态 (Ring 3) 进入内核态 (Ring 0) 时（例如发生中断或系统调用），TSS 提供了内核态所需的堆栈指针 (ESP0/RSP0)。没有它，CPU 将不知道把寄存器压入哪个堆栈，从而导致系统崩溃。
- I/O 权限管理：TSS 包含一个 I/O 许可位图 (I/O Permission Bitmap)，操作系统可以用它来精确控制用户进程可以访问哪些硬件端口。
- 中断堆栈表 (IST)：在 64 位模式下，TSS 引入了 IST，允许某些关键中断（如双重错误 Double Fault）使用独立、预定义的已知良好堆栈，确保即使内核堆栈溢出，系统也能处理异常。
TSS 与 GDT 的关系
TSS 本身并不是 GDT 的一部分，但它必须在 GDT 中拥有一个描述符 (TSS Descriptor) 才能被使用。
操作系统在内存中开辟一块空间定义 TSS。
在 GDT 中创建一个描述符，指向该空间的基地址和长度。
通过 LTR (Load Task Register) 指令将 GDT 中的选择子加载到处理器的 TR 寄存器 中，从而激活该 TSS。
现代操作系统（如 Linux 或 Windows） 通常不再为每个进程创建单独的 TSS，而是为每个 CPU 核心维护一个全局 TSS。在进程切换时，内核只需动态更新这个全局 TSS 中的堆栈指针即可。
summary(by Ben)
TSS: task state segment: 在内存中，per task GDT: TSS 在内存中的地址存于 GDT 中，per CPU
任务切换时更新 TSS 即可
contents in TSS(by Ben)
简单来说 TSS 中存了当前 task 所需的所有状态，rsp rbp 等等
15 0
+--------------------+
| Task LDT Selector | 42
| DS Selector | 40
| SS Selector | 38
| CS Selector | 36
| ES Selector | 34
| DI | 32
| SI | 30
| BP | 28
| SP | 26
| BX | 24
| DX | 22
| CX | 20
| AX | 18
| FLAG Word | 16
| IP (Entry Point) | 14
| SS2 | 12
| SP2 | 10
| SS1 | 8
| SP1 | 6
| SS0 | 4
| SP0 | 2
| Previous Task Link | 0
+--------------------+
Figure 10-10. 16-Bit TSS Format
> Volume 3A, 10.6, 16-BIT TASK-STATE SEGMENT (TSS)
64 位中还包括 I/O map base address
31 15 0
+----------------------+----------------------+
| I/O Map Base Address | Reserved | 100
| Reserved | 96
| Reserved | 92
| IST7 (upper 32 bits) | 88
| IST7 (lower 32 bits) | 84
| IST6 (upper 32 bits) | 80
| IST6 (lower 32 bits) | 76
| IST5 (upper 32 bits) | 72
| IST5 (lower 32 bits) | 68
| IST4 (upper 32 bits) | 64
| IST4 (lower 32 bits) | 60
| IST3 (upper 32 bits) | 56
| IST3 (lower 32 bits) | 52
| IST2 (upper 32 bits) | 48
| IST2 (lower 32 bits) | 44
| IST1 (upper 32 bits) | 40
| IST1 (lower 32 bits) | 36
| Reserved | 32
| Reserved | 28
| RSP2 (upper 32 bits) | 24
| RSP2 (lower 32 bits) | 20
| RSP1 (upper 32 bits) | 16
| RSP1 (lower 32 bits) | 12
| RSP0 (upper 32 bits) | 8
| RSP0 (lower 32 bits) | 4
| Reserved | 0
+----------------------+----------------------+
Reserved bits. Set to 0.
> Volume 3A, 10.7, TASK MANAGEMENT IN 64-BIT MODE
// include/asm-x86/processor_64.h
struct tss_struct {
u32 reserved1;
u64 rsp0;
u64 rsp1;
u64 rsp2;
u64 reserved2;
u64 ist[7];
u32 reserved3;
u32 reserved4;
u16 reserved5;
u16 io_bitmap_base;
/*
* The extra 1 is there because the CPU will access an
* additional byte beyond the end of the IO permission
* bitmap. The extra byte must be all 1 bits, and must
* be within the limit. Thus we have:
*
* 128 bytes, the bitmap itself, for ports 0..0x3ff
* 8 bytes, for an extra "long" of ~0UL
*/
unsigned long io_bitmap[IO_BITMAP_LONGS + 1];
} __attribute__((packed)) ____cacheline_aligned;
TSS 中的 SP 指用于记录内核栈地址，而不记录用户栈地址，用户栈地址存于内核栈
kernel context switch(TODO)
当 CPU 在两个内核任务（即进程的内核态部分）之间切换时，由于不涉及特权级从 Ring 3 到 Ring 0 的跳转，TSS 此时是不参与的。 内核栈指针（SP）的存储位置取决于该任务的状态：
1. 对于正在运行的任务
- 存储位置： 直接存储在 CPU 的物理寄存器 RSP (x86_64) 或 ESP (x86_32) 中。
- CPU 指令（如 push, pop, call）直接操作这个寄存器。
2. 对于被切走（挂起）的任务
当内核执行进程切换（Context Switch）时，被换下的任务的内核栈指针需要找个地方存起来，以便下次换回来。
- 存储位置： 存储在该任务的 进程控制块 (PCB) 中。
- 在 Linux 内核中，具体的字段是：task_struct -> thread -> sp。
3. 切换过程的“接力”
当 Linux 调用 __switch_to（汇编部分为 switch_to）切换进程 A 和 B 时，发生了以下动作：
- 保存 A 的栈顶：内核将当前的 RSP 寄存器值压入 A 的内核栈，或者直接保存到 A->thread.sp 中。
- 加载 B 的栈顶：内核从 B->thread.sp 中读取之前保存的值，并将其写入物理寄存器 RSP。
- 接管 CPU：一旦 RSP 指向了 B 的内核栈，接下来的 ret 指令就会从 B 的栈中弹出返回地址。此时，CPU 正式进入进程 B 的执行流。
4. 关键点：TSS 在这里做什么？
虽然在两个内核任务切换时，CPU 不从 TSS 读取 RSP0，但 Linux 内核顺便会做一件事：
- 内核会更新 TSS 中的 RSP0 字段，将其设置为进程 B 的内核栈顶。
- 目的：这是为了“未雨绸缪”。如果进程 B 稍后返回了用户态，而在用户态运行时突然发生了一个中断，CPU 硬件需要通过 TSS 知道该跳回到进程 B 的哪个内核栈位置。
总结
- 活动任务：在 RSP 寄存器里。
- 睡眠任务：在 task_struct->thread.sp 内存里。
- TSS 的作用：仅作为“入口指南”，记录如果从用户态进入内核态，该用哪个栈。
my trace(by Ben)
#define switch_to(prev,next,last) \
asm volatile(SAVE_CONTEXT \
"movq %%rsp,%P[threadrsp](%[prev])\n\t" /* save RSP */ \
"movq %P[threadrsp](%[next]),%%rsp\n\t" /* restore RSP */ \
"call __switch_to\n\t" \
".globl thread_return\n" \
"thread_return:\n\t" \
"movq %%gs:%P[pda_pcurrent],%%rsi\n\t" \
"movq %P[thread_info](%%rsi),%%r8\n\t" \
LOCK_PREFIX "btr %[tif_fork],%P[ti_flags](%%r8)\n\t" \
"movq %%rax,%%rdi\n\t" \
"jc ret_from_fork\n\t" \
RESTORE_CONTEXT \
: "=a" (last) \
: [next] "S" (next), [prev] "D" (prev), \
[threadrsp] "i" (offsetof(struct task_struct, thread.rsp)), \
[ti_flags] "i" (offsetof(struct thread_info, flags)),\
[tif_fork] "i" (TIF_FORK), \
[thread_info] "i" (offsetof(struct task_struct, stack)), \
[pda_pcurrent] "i" (offsetof(struct x8664_pda, pcurrent)) \
: "memory", "cc" __EXTRA_CLOBBER)
context_switch
switch_to
__switch_to
struct thread_struct *prev = &prev_p->thread,
*next = &next_p->thread;
int cpu = smp_processor_id();
struct tss_struct *tss = &per_cpu(init_tss, cpu);
tss->rsp0 = next->rsp0;
switch_to 前两行更新了 rsp，
ldt 用于 per process 的内存管理现已被 page table 和 CR3 替换了，那里也涉及 GDT 的修改，但这不是我们关心的重点
cpu lgdt(by Ben)
// include/asm-x86/desc_64.h
static inline void load_gdt(const struct desc_ptr *ptr)
{
asm volatile("lgdt %w0"::"m" (*ptr));
}
show current GDT(by Ben)
gdb cannot show GDT IDTR like registers
这是因为 GDB 本身并不直接支持通过 $name 访问 x86 的系统表寄存器（如 GDTR, IDTR, TR），这些寄存器不在标准远程调试协议（GDB Remote Serial Protocol）的普通寄存器列表中。
ctrl+a c: switch between qemu command mode and os tty
(qemu) info registers
CPU#0
RAX=0000000000000000 RBX=ffffffff8020b155 RCX=0000000000000000 RDX=ffffffff8058
RSI=0000000000000001 RDI=ffffffff804f4cc0 RBP=ffffffff80563f48 RSP=ffffffff8058
R8 =0000000000000000 R9 =0000000000ffff24 R10=0000000000000000 R11=000000000001
R12=0000000000000000 R13=ffffffffffffffff R14=ffffffff805900a0 R15=000000000000
RIP=ffffffff8020b182 RFL=00000246 [---Z-P-] CPL=0 II=0 A20=1 SMM=0 HLT=1
ES =0018 0000000000000000 ffffffff 00c09300 DPL=0 DS [-WA]
CS =0010 0000000000000000 ffffffff 00a09b00 DPL=0 CS64 [-RA]
SS =0018 0000000000000000 ffffffff 00c09300 DPL=0 DS [-WA]
DS =0018 0000000000000000 ffffffff 00c09300 DPL=0 DS [-WA]
FS =0000 0000000000000000 ffffffff 00c00100
GS =0000 ffffffff8052a000 ffffffff 00c00100
LDT=0000 0000000000000000 ffffffff 00c00000
TR =0040 ffff810001005d00 0000206f 00008b00 DPL=0 TSS64-busy
GDT= ffffffff80564000 00000080
IDT= ffffffff805c7000 00000fff
CR0=8005003b CR2=0000000000516f90 CR3=0000000000201000 CR4=000006e0
DR0=0000000000000000 DR1=0000000000000000 DR2=0000000000000000 DR3=00000000000
DR6=00000000ffff0ff0 DR7=0000000000000400
EFER=0000000000000d01
FCW=037f FSW=0000 [ST=0] FTW=00 MXCSR=00001f80
FPR0=0000000000000000 0000 FPR1=0000000000000000 0000
FPR2=0000000000000000 0000 FPR3=0000000000000000 0000
FPR4=0000000000000000 0000 FPR5=0000000000000000 0000
FPR6=0000000000000000 0000 FPR7=0000000000000000 0000
XMM00=0000000000000000 0000000000000000 XMM01=0000000000000000 0000000000000000
XMM02=0000000000000000 0000000000000000 XMM03=0000000000000000 0000000000000000
XMM04=0000000000000000 0000000000000000 XMM05=0000000000000000 0000000000000000
XMM06=0000000000000000 0000000000000000 XMM07=0000000000000000 0000000000000000
XMM08=0000000000000000 0000000000000000 XMM09=0000000000000000 0000000000000000
XMM10=0000000000000000 0000000000000000 XMM11=0000000000000000 0000000000000000
XMM12=0000000000000000 0000000000000000 XMM13=0000000000000000 0000000000000000
XMM14=0000000000000000 0000000000000000 XMM15=0000000000000000 0000000000000000
