为什么'；Linux是否通过TSS使用硬件上下文开关？

我宣读了以下声明：

x86体系结构包括 称为任务的特定段类型 状态段（TSS），用于存储硬件 上下文。虽然Linux不使用 硬件上下文切换，它是 尽管如此，我们还是被迫为 系统中每个不同的CPU

我想知道：

• 为什么Linux不使用对上下文切换的硬件支持
• 硬件方法不是比软件方法快很多吗
• 有没有利用硬件上下文切换的操作系统？windows使用它吗

最后，一如既往，感谢您的耐心和回复

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我得到一些解释

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像我这样困惑的人可以看一看。8^）

Linux不使用分段内存模型，因此不使用此分段特定功能

x86 CPU对上下文切换有许多不同类型的硬件支持，因此区别不在于硬件与软件，而在于操作系统如何使用各种可用的硬件功能。没有必要全部使用它们

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Linux非常注重效率，你可以打赌，有人已经分析了所有可能的选项，并且当前使用的选项是最好的折衷方案。

Linux在1.3之前的时间框架iirc中使用基于硬件的交换。我相信基于软件的上下文切换速度更快，而且更灵活

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另一个原因可能是最小化了特定于arch的代码。Linux到非x86体系结构的第一个端口是Alpha。Alpha没有TSS，所以如果所有ARCH都使用SW切换，则可以共享更多代码。（只是一个猜测。）不幸的是，1.2-1.3内核周期的内核更改日志没有得到很好的保存，因此我不能说得更具体。

x86 TSS对于硬件多任务处理非常慢，与软件任务切换相比几乎没有任何好处。（事实上，我认为手动操作比TSS好很多次）

TSS也因其烦人和乏味而闻名，而且它不可移植，甚至不能移植到x86-64。Linux的目标是在多个体系结构上工作，因此他们可能选择使用软件任务切换，因为它可以以独立于机器的方式编写。此外，软件任务切换比TSS提供了更多的功能，并且通常比TSS更易于设置

我相信Windows3.1使用了TSS，但至少NT>5内核没有。我不知道有哪个类Unix操作系统使用TSS

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请注意，TSS是强制性的。OSs要做的是创建一个TSS条目（每个处理器），每次他们需要切换任务时，他们只需更改这个TSS。此外，TSS中软件任务切换使用的唯一字段是

ESP0

和

SS0

。这用于从中断的环3代码到达环0。没有TSS，就不会有已知的环0堆栈，这当然会导致GPF并最终导致三重故障

谢谢你，安德鲁。您能告诉我x86CPU为上下文切换提供了哪些其他硬件支持吗？我只听说过TSS。例如，大多数MMU功能只在多线程环境中才有意义。看起来我不是很对：CPU强制Linux在ESP寄存器中使用TSS，即使没有使用其他字段。我想这里关于软件任务切换的部分已经指出了您需要的大部分内容：基于Andrew的最后一条评论：TSS对于诸如ring3->ring0转换之类的东西是必需的，在这些转换中它会获取ESP0值。这可以防止内核在进入ring0（一种安全特性）时使用ring3堆栈。Linux在这个转换中每个CPU使用一个TSS。谢谢Andrew和Matthew。我只能用一个作为答案。你的回答也很有启发性我可以发誓我只是在读OSDev论坛，然后读这个；）@Andy-最后一个带硬件任务切换的内核是2.1.108。谢谢Earlz。我把你的答案记为答案。也要感谢其他人基于DTS的交换机提供了硬件级状态管理（读：安全性），而软件交换机则没有。80年代引入IA的TSS和特权系统都在确保进程之间的安全方面发挥了作用。因此，总而言之，“一些操作系统不使用基于硬件的任务切换，因为它们更喜欢性能和可移植性，而不是安全性。”这似乎是合法的。顺便说一句，NT使用M:N线程模型，与“其他系统”不同，硬件和软件线程之间没有1:1的关系，这不仅仅解决了“任务切换性能问题”. 并非所有系统都可以实现M:N模型（例如，由于它们将硬件线程与特定CPU和进程紧密耦合），并在尝试实现时遭受性能损失（因为这样的系统缺乏适当的硬件=>用户模式信令机制，该机制也不会捆绑原始执行线程）@我对这一说法的准确性表示怀疑。CPU会检查选择器的权限，无论何时加载。没有用于检查x86_64的选择器权限。使用TSS到底需要什么“额外安全性”？感谢Andy提供的历史信息：D