由于在内核中所有的内核段寄存器均为统一的，因此这里无需保存ES,CS,SS,DS,FS,GS；
CR3（Linux中没有使用LDT）已经在前面的switch_mm处理了；
由于Linux没使用TSS-previous task link field，其切换完全采用软件处理切换，故这里无需考虑TSS-previous task link field；
指令EIP会保存在task.thread.eip中，ESP会保存在task.thread.esp中，EBP,ESI,EDI会用显示指令入栈保存；
对于Linux而言，其仅仅使用到了CPU的4级机制中的0和3两级，使用方法如下：
当进程正运行在用户空间时，如果此时来了个中断，CPU将会执行：从TR->GDTR[i ]->TSS中取出当前的SS0:ESP0，从IDTR->IDT[i ]中取出执行代码CS:IP，将当前所有寄存器压到SS0:ESP0堆栈中，包括进程的SS3:ESP3，随后从CS:IP处开始执行代码。当中断代码执行完毕后，内核将会从进程堆栈中，将SS3:ESP3、CS:IP弹出，从而回到用户空间重新开始执行，此时并不需要CPU主动来切换级别了；从这里可知，CPU是需要TSS中的SS0和ESP0来进行高->低级别切换的，因此进程在切换时，必须要将自己的SS0和ESP0保存到TR-> GDTR[i ]->TSS的SS0和ESP0字段中去，其实，在Linux中，对于同一个CPU，所有的进程都使用一个TSS，只是在进程切换时，被切换到的进程将会把自己的ESP0保存到TSS.ESP0中去（在函数__switch_to中），那为什么不把自己的SS0也保存到TSS.SS0中呢，这是因为所有进程的SS0都是统一的，为内核的SS，而内核在初始化的时候，已经将该TSS.SS0设置为自己的SS，因此无需继续设置SS0；
至于EFLAGS为什么没有保存，这点在2.6中已经纠正，即执行了pushf和popf；
ECX为什么没有保存，则涉及到了如下的理由：i386 ABI / function calling sequence
Allregisters on the Intel386 are global and thus visible to both a callingand a called function. Registers %ebp, %ebx, %edi,%esi, and %esp'belong' to the calling function. In other words, a called functionmust preserve these registers' values for its caller. Remainingregisters 'belong' to the called function. If a calling function wantsto preserve such a register value across a function call, it must savethe value in its local stack frame.Some registers have assigned rolesin the standard calling sequence:
%esp： The stack pointerholds the limit of the current stack frame, which is the address of thestack’s bottom-most, valid word. At all times, the stack pointer shouldpoint to a word-aligned area.
......
%ecx and%edx：Scratch registers have no specified role in the standard callingsequence. Functions do not have to preserve their values for the caller.
......
Linux进程管理和X86进程管理的结合
从上面描述中，我们知道X86要求每个进程都必须有自己的TSS，在每次进程切换的时候，通过对应的TR[i ]+GDTRbase找到该进程的TSS，然后保存前一个任务的所有寄存器，同时将找到的TSS中所有的寄存器值恢复到系统对应的寄存器中，从而实现进程切换。
由于Linux实现进程切换的时候，并不采用该机制，但是却避不过X86这个机制，因此Linux内核设置了init_tss全局变量，在start_kernel-> trap_init->cpu_init初始化时，设置了对应的GDT[i ]指向该init_tss以及TR.index=i；此后，在Linux系统运行过程中，就再也不会改变TR以及该GDT[i ]，对应X86来讲，就好像永远运行着1个进程；Linux使用自身的切换机制来实现了进程的切换，这些在上面的文章中已经说明，这里不在多说。
另一重要问题Linux必须面对：当从高级别切换到低级别时，会引起CPU运行级别的变化，例如从级别3到级别0，此时CPU需要获取0级别的SS0以及 ESP0（例如前面描述的当进程正运行在用户空间时来了个中断范例）来恢复SS:ESP，其设计方法就是从当前的TSS->SS0:ESP0中获取。为了适应CPU的这种设计，Linux内核在每次switch_to切换进程时，都将被切换来的进程的ESP0保存到init_tss.esp0中；另外由于Linux内核的SS0始终为KERNEL_SS保持不变，故无需每次切换都将其保存到init_tss.ss0中，只需要在Linux内核初始化时将init_tss.ss0设置为KERNEL_SS就可以了；