一、概念
1. 任务状态段 TSS
任何寄存器中的内容才是任务的最新状态。采取轮流使用 CPU 的方式运行多任务，当前任务在被换下 CPU 时，任务的最新状态，也就是寄存器中的内容应该找个地方保存起来，以便下次重新将此任务调度到 CPU 上时可以恢复此任务的最新状态，这样任务才能继续执行。
Intel 的建议是给每个任务 “关联” 一个任务状态段，就是 TSS（Task State Segment），用它来表示任务。TSS 是由程序员提供，也就是说是程序员为任务单独定义的一个结构体遍历。TSS 由 CPU 来维护，也就是说 CPU 自动用此结构体变量保存任务的状态（任务的上下文环境、寄存器组的值）和自动从此结构体变量中载入任务的状态。当加载新任务时，CPU 自动把当前任务（旧任务）的状态存入当前任务的 TSS，然后将新任务 TSS 中的数据载入到对应的寄存器中，这就实现了任务切换。TSS 就是任务的代表，CPU 用不同的 TSS 区分不同的任务，因此任务切换的本质就是 TSS 的换来换去。
在 CPU 中有一个专门存储 TSS 信息的寄存器，称为 TR 寄存器，他始终指向当前正在运行的任务。因此在 CPU 眼里，任务切换的实质就是 TR 寄存器指向不同的 TSS。
<1>. TSS 描述符结构
TSS 本质上是一片存储数据的内存区域，使用 TSS 描述符结构来描述，TSS 描述符也要在 GDT 中注册，这样才可以找到。
TSS 描述符属于系统段描述符，因此 S 为 0，在 S 为 0 的情况下，TYPE 的值为 10B1。B 位表示 busy 位，B 位为 0 时，表示任务不繁忙，B 位为 1 时，表示任务繁忙。其他字段的意义与普通数据段类似。
任务繁忙有两层含义：
- 此任务是否为当前正在 CPU 上运行的任务
- 此任务嵌套调用了新的任务，CPU 正在执行新任务，此任务暂时挂起，等待新任务执行完成后 CPU 会回到此任务继续执行，所以此任务马上就会被调度执行了。
B 位是由 CPU 来维护的。当任务刚被创建时，此时尚未上 CPU 执行，B 位为 0。当任务开始上 CPU 执行时，CPU 自动把 B 位置为 1。
B 位存在的意义不仅表示任务忙不忙，而且还是为了给当前任务打个标记，目的是避免当前任务调用自己，也就是说任务是不可重入的。也就是说当前任务不能自己调用自己。原因是如果任务可以自我调用的话，旧任务和新任务是同一个，首先 CPU 进行任务状态保护时，在同一个 TSS 中保存后再载入，这将导致严重错误。其次，旧任务在调用新任务时，新任务执行完成后，为了能够回到旧任务，在调用新任务之初，CPU 会自动把老任务的 TSS 选择子写入到新任务 TSS 中的 “上一个任务的 TSS 指针” 字段中，此指针形成了一个任务嵌套调用链，CPU 是靠此指针形成的链表来维护任务调用链的。如果任务重入的话，此链则被破坏。
因此 B 位主要是用来给 CPU 做重入判断用的。
<2>. TSS 结构
TSS 同其他普通段一样，是位于内存中的区域，TSS 中的数据是按照固定格式来存储的，所以 TSS 是个数据结构，如下是 32 位 TSS 结构。
- TSS 中有三组栈，SS0 和 esp0，SS1 和 esp1，SS2 和 esp2。除了从中断和调用门返回外，CPU 不允许从高特权级转向低特权级，因为低特权级能做的高特权级也能做，高特权级不需要找低特权级帮忙。这三组栈是用来由低特权级往高特权级跳转用的，最低的特权级是 3，没有更低的特权级会跳入 3 特权级，因此 TSS 中没有 SS3 和 esp3。
- Linux 只用到了 0 特权级和 3 特权级，用户进程处于 3 特权级，内核位于 0 特权级。当任务被换下 CPU 时，CPU 会自动将当前寄存器中的值存储到 TSS 中的对应位置，当有新任务上 CPU 运行时，CPU 会自动从新任务的 TSS 中找到相应的寄存器值加载到对应的寄存器中
寄存器 TR（Task Register）用来存储 TSS 的起始地址及偏移大小。
TSS 是通过选择子来访问的，将 TSS 加载到寄存器 TR 的指令是 ltr。其指令格式：ltr 16位通用寄存器/16位内存单元。不管操作数是寄存器还是内存，其值必须是描述符在 GDT 中的选择子。
<3>. 总结
任务在被换下 CPU 时，由 CPU 自动的把当前任务的资源状态（所有寄存器、必要的内存结构，如栈等）保存到该任务对应的 TSS 中（由寄存器 TR 指定）。CPU 通过新任务的 TSS 选择子加载新任务时，会把该 TSS 中的数据载入到 CPU 的寄存器中，同时用此 TSS 描述符更新寄存器 TR。以上动作是 CPU 自动完成的，不需要人工干预。
2. Linux 的任务切换方式
Linux 为每个 CPU 创建一个 TSS，在各个 CPU 上的所有任务共享同一个 TSS，各 CPU 的 TR 寄存器保存各 CPU 上的 TSS，在用 ltr 指令加载 TSS 后，该 TR 寄存器永远指向同一个 TSS，之后再也不会重新加载 TSS。在进程切换时，只需要把 TSS 中的 SS0 和 esp 更新为新任务的内核栈的段地址及栈指针即可。
因此，实际上 Linux 对 TSS 的操作是一次性加载 TSS 到 TR，之后不断修改同一个 TSS 的内容，不再进行重复加载操作。Linux 在 TSS 中只初始化了 SS0、esp0 和 I/O 位图字段，除此之外，TSS 便没用了。
那任务的状态信息保存在哪里呢？当 CPU 由低特权级进入高特权级时，CPU 会自动从 TSS 中获取对应高特权级的栈指针。Linux 只用到了 0 特权级和 3 特权级，因此 CPU 从 3 特权级的用户态进入 0 特权级的内核态时（比如从用户进程进入了中断），CPU 自动从当前任务的 TSS 中获取 SS0 和 esp0 字段的值作为 0 特权级的栈，然后 Linux 手动执行一系列的 push 指令将任务的状态保存在 0 特权级栈中，也就是 TSS 中 SS0 和 esp0 指向的栈。
二、实现
进程和内核线程最大的区别是进程有单独的 4GB 虚拟地址空间，每个进程拥有独立的地址空间，不同的地址空间就是不同的页表，因此我们在创建进程的过程中需要为每个进程单独创建一个页表。页表就是 “页目录表+页表”，页目录表用来存放页目录项 PDE，每个 PDE 又指向不同的页表。
页表虽然用于管理内存，但他本身也要用内存来存储，所以要为每个进程单独申请存储页目录项及页表项的虚拟内存页。
我们创建的是内核线程，运行在 0 特权级。用户进程在 0 和 3 特权级下工作，因此我们还要为用户进程创建在 3 特权级的栈，也就是说我们得为进程分配虚拟内存作为 3 级栈空间。
有了这些，其他的就和线程比较类似了。