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作 者：道哥，10+年的嵌入式開發(fā)老兵。
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x86 系統(tǒng)中的保護(hù)模式，給系統(tǒng)的安全性提供了很大的保障，但是在我們之前的文章中，一直都淡化了特權(quán)級別這個概念。
例如：在保護(hù)模式下的段選擇器，我們一直都只把它看做一個段描述符的"索引號"，用來在 GDT (全局描述描述符表) 中查找一個段描述符，例如：
圖中：代碼段寄存器中的索引號是 4 ，GDT 中每一個表項占用 8 個字節(jié)，于是就在偏移量為 32 的位置，找到了代碼段的描述符，進(jìn)而從描述符中找到代碼段的起始地址和長度界限。
數(shù)據(jù)段、棧段的操作過程也是這樣的。
從現(xiàn)在開始，我們需要讓用戶程序擁有自己私有的描述符表 LDT（Local Descriptor Table），并且擁有自己的特權(quán)級別(總不能讓用戶程序與操作系統(tǒng)一樣，工作在非常高的 0 特權(quán)級別)。
因此，我們需要糾正之前的錯誤：段寄存器中，不僅僅有段的索引號，還有另外兩個屬性：TI 和 RPL，如下圖所示：
- TI 標(biāo)志位：表示到哪個表中(GDT or LDT)查找描述符;
TI = 0: 到 GDT 中查找描述符;
TI = 1: 到 LDT 中查找描述符;
- RPL(Request Privilege Level) 標(biāo)志位：表示想給段寄存器賦值的請求者(也就是一段代碼)，它的特權(quán)級別;
此時，繼續(xù)把段寄存器中的內(nèi)容稱作段索引符就不合適了，一般稱作：選擇子。
LDT：局部描述符表
在上一篇文章中，操作系統(tǒng)把應(yīng)用程序從硬盤讀取到內(nèi)存中之后，為應(yīng)用程序創(chuàng)建了三個段描述符，這三個段描述符都放在了 GDT 表中，這是不合理的。
首先，在多任務(wù)系統(tǒng)中，應(yīng)用程序的數(shù)量是不確定的，應(yīng)用程序也會執(zhí)行結(jié)束。
如果把所有應(yīng)用程序的段描述符都放在 GDT 中，對于操作系統(tǒng)來說，管理這個數(shù)據(jù)太復(fù)雜。
其次，當(dāng)引入特權(quán)級別之后，如果應(yīng)用程序的段描述符放在 GDT 中，那么就意味著應(yīng)用程序需要有權(quán)限來訪問 GDT，而 x86 系統(tǒng)中只有一個 GDT(所以叫做 Global Description Table)，只能被操作系統(tǒng)訪問。
因此，操作系統(tǒng)需要為每一個應(yīng)用程序，單獨申請一塊空間，用作這個程序自己的段描述附表，稱作：LDT(Local Description Table)。
例如：現(xiàn)在系統(tǒng)中有 2 個用戶程序: APP1 和 APP2，操作系統(tǒng)在加載每一個應(yīng)用程序的時候，就會在應(yīng)用程序自己的內(nèi)存空間中，申請一塊，用作 LDT：
為什么是 “應(yīng)用程序自己的內(nèi)存空間”？
因為每一個應(yīng)用程序，都獨享 4G 大小的虛擬內(nèi)存空間。
在 LDT 中，存放著當(dāng)前應(yīng)用程序自己的段描述符信息，例如：代碼段、數(shù)據(jù)段、棧段。
LDT 所占用的空間也屬于內(nèi)存的一部分，有起始地址和長度界限，因此也需要為它創(chuàng)建一個段描述符，這個描述符就放在 GDT 中。
在 Linux 應(yīng)用層，我們會嚴(yán)格的區(qū)分進(jìn)程、線程，但是在系統(tǒng)的底層，這樣的區(qū)分界限已經(jīng)比較模糊了，用任務(wù) task 來稱呼更通用些。
根據(jù)剛才的假設(shè)，現(xiàn)在系統(tǒng)中有 2 個用戶程序，那么處理器怎么知道：當(dāng)前正在執(zhí)行的是哪一個應(yīng)用程序的 LDT 中的代碼？
正如處理器中有一個寄存器 GDTR，保存著 GDT 的開始地址和長度，處理器中還有一個寄存器 LDTR，存儲著當(dāng)前正在執(zhí)行的那個應(yīng)用程序的 LDT 開始地址和長度：
所有應(yīng)用程序的虛擬內(nèi)存的高端地址部分，映射的都是操作系統(tǒng)的內(nèi)存空間，按照 Linux 中的做法，3G ~ 4G 空間被操作系統(tǒng)使用。
圖中的綠色部分，表示操作系統(tǒng)空間(1G)，在分頁機(jī)制下，它們都映射到相同的物理內(nèi)存頁上(藍(lán)色虛線箭頭)。
當(dāng)操作系統(tǒng)切換到應(yīng)用程序2時，處理器中的 LDTR 就會被賦值為應(yīng)用程序2 的 LDT 的線性地址和長度信息。
GDTR 中的內(nèi)容不變，因為每個應(yīng)用程序中的 GDT 都是從操作系統(tǒng)“繼承”而來的，開始地址和長度都是一樣的。
TSS: 任務(wù)狀態(tài)段
顧名思義，任務(wù)狀態(tài)段就是用來存儲和恢復(fù)任務(wù)的狀態(tài)信息。
經(jīng)常聽到一個術(shù)語：任務(wù)上下文。
所謂的上下文，就是體現(xiàn)一個任務(wù)正在被執(zhí)行時的環(huán)境信息，主要就是處理器中的各種寄存器內(nèi)容，也就是下面這張圖中的寄存器們：
這張圖反映了一個任務(wù)上下文的所有寄存器信息。
當(dāng)任務(wù)被調(diào)度器中止執(zhí)行之前，需要把這些寄存器中的值都保存下來，相當(dāng)于做一個快照。
當(dāng)這個任務(wù)以后又被恢復(fù)執(zhí)行時，再把這個快照中保存的信息，原樣的賦值給圖中的所有寄存器，這樣就稱作恢復(fù)任務(wù)上下文，這個任務(wù)就從上次被中止的地方繼續(xù)執(zhí)行(因為指令指針寄存器 EIP 被恢復(fù)了)。
就如同 LDT 一樣，TSS 也是操作系統(tǒng)為應(yīng)用程序分配的一塊內(nèi)存空間，只不過這塊空間是位于操作系統(tǒng)的勢力范圍內(nèi)，只能由操作系統(tǒng)來操作。
TSS 也有起始地址和長度界限，也需要為它在 GDT 中創(chuàng)建一個段描述符。
與 LDT 類似，在處理器中也有一個寄存器 TR，用來指向當(dāng)前正在執(zhí)行的那個任務(wù)的 TSS。
當(dāng)進(jìn)行任務(wù)切換的時候：
首先，把處理器中的寄存器內(nèi)容，存儲到 TR 寄存器指向的 TSS 段中(即將被停止的任務(wù));
然后，把新的任務(wù)的 TSS 段中的內(nèi)容，復(fù)制到處理器的各寄存器中，并且把 TSS 地址賦值給 TR 寄存器;
TCB: 任務(wù)控制塊
任務(wù)控制塊，可以說是系統(tǒng)中用來管理任務(wù)的最重要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)了，操作系統(tǒng)用來管理任務(wù)的所有信息都可以放在這里。
看一下 Linux 2.6 內(nèi)核代碼中的結(jié)構(gòu)體：struct task_struct{ ... }，就知道 TCB 有多復(fù)雜了，有些書籍上也稱之為 PCB(Process Control Block，進(jìn)程控制塊)。
在這個結(jié)構(gòu)中，一些常用的信息包括：
程序的加載地址;
任務(wù)的優(yōu)先級;
任務(wù)的當(dāng)前狀態(tài);
任務(wù)打開的一些資源：網(wǎng)絡(luò)、文件設(shè)備等待;
。。。
需要注意的是：上面的 LDT、TSS，是 x86 處理器中設(shè)計的運行機(jī)制，是處理器要求這樣的。
而 TCB 不是處理器要求的，它是操作系統(tǒng)的實現(xiàn)者自己來構(gòu)建的，因此可以根據(jù)自己的需要來進(jìn)行設(shè)計。
每一個應(yīng)用程序需要一個 TCP 結(jié)構(gòu)，所有的 TCB 結(jié)構(gòu)就可以構(gòu)成一個鏈表，便于操作系統(tǒng)來管理。
比如：在發(fā)生任務(wù)切換的時候，就可以順著鏈表頭，一次掃描鏈表上的每一個 TCB 節(jié)點。
如果找到了當(dāng)前正在被執(zhí)行(即將被中止)的任務(wù)，就把這個任務(wù)的狀態(tài)標(biāo)記為暫停，并移動到鏈表的末尾，然后把鏈表頭部的第一個處于 ready 狀態(tài)的任務(wù)，加載到處理器中去執(zhí)行。
當(dāng)然，Linux 系統(tǒng)中的處理過程更為復(fù)雜，它把每一個任務(wù)按照優(yōu)先級放在不同的等待隊列中，然后利用哈系桶算法來查找任務(wù)。
x86 處理器中的這三個概念，對于理解任務(wù)切換非常重要。
寫到這里，我總是覺得以上的文字描述還是有點朦朦朧朧，也許是自己還需要進(jìn)一步的理解其中的脈絡(luò)。
就先這樣吧，以后想到更好的描述方式了再與大家分享，謝謝！
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