1 挑战任务切换（harib12a） …… 283
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稍稍思考一下我们就会发现，多任务这个东西还真是奇妙，它究竟是怎样做到让多个程序同 时运行的呢？如果我们的电脑里面装了好多个CPU的话，同时运行多个程序倒也顺理成章，但实 际上就算我们只有一个CPU，照样可以实现多任务。
其实说穿了，这些程序根本没有在同时运行，只不过看上去好像是在同时运行一样：程序A 运行一会儿，接下来程序B运行一会儿，再接下来轮到程序C，然后再回到程序A……如此反复， 有点像日本忍者的―分身术‖呢（笑）。
为了让这种分身术看上去更完美，需要让操作系统尽可能快地切换任务。如果10秒才切换一 次，那就连人眼都能察觉出来了，同时运行多个程序的戏码也就穿帮了。再有，如果我们给程序 C发出一个按键指令，正巧这个瞬间系统切换到了程序A的话，我们就不得不等上20秒，才能重 新轮到程序C对按键指令作出反应。这实在是让人抓狂啊（哭）。
在一般的操作系统中，这个切换的动作每0.01～0.03秒就会进行一次。当然，切换的速度越 快，让人觉得程序是在同时运行的效果也就越好。不过，CPU进行程序切换（我们称为―任务切 换‖）这个动作本身就需要消耗一定的时间，这个时间大约为0.0001秒左右，不同的CPU及操作 系统所需的时间也有所不同。如果CPU每0.0002秒切换一次任务的话，该CPU处理能力的50%都 要被任务切换本身所消耗掉。这意味着，如果同时运行2个程序，每个程序的速度就只有单独运 行时的1/4，这样你会觉得开心吗？如果变成这种结果，那还不如干脆别搞多任务呢。
相比之下，即便是每0.001秒切换一次任务，单单在任务切换上面也要消耗CPU处理能力的 10%。大概有人会想，10%也没什么大不了的吧？可如果你看看速度快10%的CPU卖多少钱，说 不定就会恍然大悟，―对啊，只要优化一下任务切换间隔，就相当于一分钱也不花，便换上了比 现在更快的CPU嘛……‖（笑），你也就明白了浪费10%也是很不值得的。正是因为这个原因，任 务切换的间隔最短也得0.01秒左右，这样一来只有1%的处理能力消耗在任务切换上，基本上就可 以忽略不计了。
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284 …… 第 15 天：多任务（1）
关于多任务是什么的问题，已经大致讲得差不多了，接下来我们来看看如何让CPU来处理多 任务。
当你向CPU发出任务切换的指令时，CPU会先把寄存器中的值全部写入内存中，这样做是为 了当以后切换回这个程序的时候，可以从中断的地方继续运行。接下来，为了运行下一个程序， CPU会把所有寄存器中的值从内存中读取出来（当然，这个读取的地址和刚刚写入的地址一定是 不同的，不然就相当于什么都没变嘛），这样就完成了一次切换。我们前面所说的任务切换所需 要的时间，正是对内存进行写入和读取操作所消耗的时间。
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接下来我们来看看寄存器中的内容是怎样写入内存里去的。下面这个结构叫做―任务状态段‖ （task status segment），简称TSS。TSS有16位和32位两个版本，这里我们使用32位版。顾名思义， TSS也是内存段的一种，需要在GDT中进行定义后使用。
struct TSS32 {
int backlink, esp0, ss0, esp1, ss1, esp2, ss2, cr3; int eip, eflags, eax, ecx, edx, ebx, esp, ebp, esi, edi; int es, cs, ss, ds, fs, gs; int ldtr, iomap; };
参考上面的结构定义，TSS共包含26个int成员，总计104字节（摘自CPU的技术资料），我 特意把它们分成4行来写。从开头的backlink起，到cr3为止的几个成员，保存的不是寄存器的 数据，而是与任务设置相关的信息，在执行任务切换的时候这些成员不会被写入（backlink除 外，某些情况下是会被写入的）。后面的部分中我们会用到这里的设定，不过现在你完全可以 先忽略它。
第2行的成员是32位寄存器，第3行是16位寄存器，应该没必要解释了吧……不对，eip好像 到现在还没讲过呢。EIP的全称是―extended instruction pointer‖，也就是―扩展指令指针寄存器‖ 的意思。这里的―扩展‖代表它是一个32位寄存器，也就是说其对应的16位版本叫做IP，类比一 下的话，跟EAX与AX之间的关系是一样的。
EIP是CPU用来记录下一条需要执行的指令位于内存中哪个地址的寄存器，因此它才被称为 ―指令指针‖。如果没有这个寄存器，记性不好的CPU就会忘记自己正在运行哪里的程序，于是程 序就没办法正常运行了。每执行一条指令，EIP寄存器中的值就会自动累加，从而保证一直指向 下一条指令所在的内存地址。
说点题外话，JMP 指令实际上是一个向 EIP 寄存器赋值的指令。JMP 0x1234 这种写法， CPU 会解释为 MOV EIP,0x1234，并向 EIP 赋值。也就是说，这条指令其实是篡改了 CPU 记 忆中下一条该执行的指令的地址，蒙了 CPU 一把。这样一来，CPU 在读取下一条指令时，
1 挑战任务切换（harib12a） …… 285
就会去读取 0x1234 这个地址中的指令。你看，这不就相当于是做了一个跳转吗？ 对了，如果你在汇编语言里用MOV EIP,0x1234这种写法是会出错的，还是不要尝试的 好。在汇编语言中，应该使用JMP 0x1234来代替MOV EIP,0x1234。
如果在TSS中将EIP寄存器的值记录下来，那么当下次再返回这个任务的时候，CPU就可以明 白应该从哪里读取程序来运行了。
按照常识，段寄存器应该是16位的才对，可是在TSS数据结构中却定义成了int（也就是
DWORD）类型。我们可以大胆想象一下，说不定英特尔公司的人将来会把段寄存器变成32位的， 这样想想也挺有意思的呢（笑）。
第4行的ldtr和iomap也和第1行的成员一样，是有关任务设置的部分，因此在任务切换时不会 被CPU写入。也许你会想，那就和第1行一样，暂时先忽略好了——但那可是绝对不行的！如果 胡乱赋值的话，任务就无法正常切换了，在这里我们先将ldtr置为0，将iomap置为0x40000000就 好了。
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关于TSS的话题暂且先告一段落，我们回来继续讲任务切换的方法。要进行任务切换，其实 还得用JMP指令。JMP指令分为两种，只改写EIP的称为near模式，同时改写EIP和CS的称为far模 式，在此之前我们使用的JMP指令基本上都是near模式的。不记得CS是什么了？CS就是代码段 （code segment）寄存器啦。
说起来我们其实用过一次far模式的JMP指令，就在asmhead.nas的―bootpack启动‖的最后一 句（见8.5节）。
JMP
DWORD 2*8:0x0000001b
这条指令在向EIP存入0x1b的同时，将CS置为2*8（=16） 像这样在JMP目标地址中带冒号。（:） 的，就是far模式的JMP指令。
如果一条JMP指令所指定的目标地址段不是可执行的代码，而是TSS的话，CPU就不会执行
通常的改写EIP和CS的操作，而是将这条指令理解为任务切换。也就是说，CPU会切换到目标TSS 所指定的任务，说白了，就是JMP到一个任务那里去了。
CPU 每次执行带有段地址的指令时，都会去确认一下 GDT 中的设置，以便判断接下来 要执行的 JMP 指令到底是普通的 far-JMP，还是任务切换。也就是说，从汇编程序翻译出来 的机器语言来看，普通的 far-JMP 和任务切换的 far-JMP，指令本身是没有任何区别的。
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286 …… 第 15 天：多任务（1）
好了，枯燥的讲解就到这里，让我们实际做一次任务切换吧。我们准备两个任务：任务A和 任务B，尝试从A切换到B。
首先，我们需要创建两个TSS：任务A的TSS和任务B的TSS。 本次的HariMain节选
struct TSS32 tss_a, tss_b;
向它们的ldtr和iomap分别存入合适的值。 本次的HariMain节选
tss_a.ldtr = 0;
tss_a.iomap = 0x40000000; tss_b.ldtr = 0;
tss_b.iomap = 0x40000000;
接着将它们两个在GDT中进行定义。 本次的HariMain节选
struct SEGMENT_DESCRIPTOR *gdt = (struct SEGMENT_DESCRIPTOR *) ADR_GDT; set_segmdesc(gdt + 3, 103, (int) &tss_a, AR_TSS32); set_segmdesc(gdt + 4, 103, (int) &tss_b, AR_TSS32);
将tss_a定义在gdt的3号，段长限制为103字节，tss_b也采用类似的定义。
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现在两个TSS都创建好了，该进行实际的切换了。
我们向TR寄存器存入3 * 8这个值，这是因为我们刚才把当前运行的任务定义为GDT的3号。 TR寄存器以前没有提到过，它的作用是让CPU记住当前正在运行哪一个任务。当进行任务切换 的时候，TR寄存器的值也会自动变化，它的名字也就是―task register‖（任务寄存器）的缩写。 我们每次给TR寄存器赋值的时候，必须把GDT的编号乘以8，因为英特尔公司就是这样规定的。 如果你有意见的话，可以打电话找英特尔的大叔投诉哦（笑）。
给TR寄存器赋值需要使用LTR指令，不过用C语言做不到。唉，各位是不是都已经见怪不
怪了啊？啥？你早就料到了？（笑）所以说，正如你所料，我们只能把它写进naskfunc.nas里面。 本次的HariMain节选
load_tr(3 * 8);