http://oss.org.cn/kernel-book/ch05/5.4.1.htm
Intel的这种设计确实很周到，也为任务切换提供了一个非常简洁的机制。但是，由于i386的系统结构基本上是CISC的，通过JMP指令或CALL（或中断）完成任务的过程实际上是“复杂指令”的执行过程，其执行过程长达300多个CPU周期（一个POP指令占12个CPU周期），因此，Linux内核并不完全使用i386CPU提供的任务切换机制。
由于i386CPU要求软件设置TR及TSS，Linux内核只不过“走过场”地设置TR及TSS，以满足CPU的要求。但是，内核并不使用任务门，也不使用JMP或CALL指令实施任务切换。内核只是在初始化阶段设置TR，使之指向一个TSS，从此以后再不改变TR的内容了。也就是说，每个CPU（如果有多个CPU）在初始化以后的全部运行过程中永远使用那个初始的TSS。同时，内核也不完全依靠TSS保存每个进程切换时的寄存器副本，而是将这些寄存器副本保存在各个进程自己的内核栈中（参见上一章task_struct结构的存放）。
这样以来，TSS中的绝大部分内容就失去了原来的意义。那么，当进行任务切换时，怎样自动更换堆栈？我们知道，新任务的内核栈指针（SS0和ESP0）应当取自当前任务的TSS，可是，Linux中并不是每个任务就有一个TSS，而是每个CPU只有一个TSS。Intel原来的意图是让TR的内容（即TSS）随着任务的切换而走马灯似地换，而在Linux内核中却成了只更换TSS中的SS0和ESP0，而不更换TSS本身，也就是根本不更换TR的内容。这是因为，改变TSS中SS0和ESP0所化的开销比通过装入TR以更换一个TSS要小得多。因此，在Linux内核中，TSS并不是属于某个进程的资源，而是全局性的公共资源。在多处理机的情况下，尽管内核中确实有多个TSS，但是每个CPU仍旧只有一个TSS。