APP
作 者：道哥，10+年的嵌入式開(kāi)發(fā)老兵。
公眾號(hào)：【IOT物聯(lián)網(wǎng)小鎮(zhèn)】，專(zhuān)注于：C/C++、Linux操作系統(tǒng)、應(yīng)用程序設(shè)計(jì)、物聯(lián)網(wǎng)、單片機(jī)和嵌入式開(kāi)發(fā)等領(lǐng)域。 公眾號(hào)回復(fù)【書(shū)籍】，獲取 Linux、嵌入式領(lǐng)域經(jīng)典書(shū)籍。
轉(zhuǎn) 載：歡迎轉(zhuǎn)載文章，轉(zhuǎn)載需注明出處。
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(jí)別這個(gè)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(gè)段描述符的"索引號(hào)"，用來(lái)在 GDT (全局描述描述符表) 中查找一個(gè)段描述符，例如：
圖中：代碼段寄存器中的索引號(hào)是 4 ，GDT 中每一個(gè)表項(xiàng)占用 8 個(gè)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(zhǎng)度界限。
數(shù)據(jù)段、棧段的操作過(guò)程也是這樣的。
從現(xiàn)在開(kāi)始，我們需要讓用戶(hù)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(jí)別(總不能讓用戶(hù)程序與操作系統(tǒng)一樣，工作在非常高的 0 特權(quán)級(jí)別)。
因此，我們需要糾正之前的錯(cuò)誤：段寄存器中，不僅僅有段的索引號(hào)，還有另外兩個(gè)屬性：TI 和 RPL，如下圖所示：
- TI 標(biāo)志位：表示到哪個(gè)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(qǐng)求者(也就是一段代碼)，它的特權(quán)級(jí)別;
此時(shí)，繼續(xù)把段寄存器中的內(nèi)容稱(chēng)作段索引符就不合適了，一般稱(chēng)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(pán)讀取到內(nèi)存中之后，為應(yīng)用程序創(chuàng)建了三個(gè)段描述符，這三個(gè)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(huì)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(duì)于操作系統(tǒng)來(lái)說(shuō)，管理這個(gè)數(shù)據(jù)太復(fù)雜。
其次，當(dāng)引入特權(quán)級(jí)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(lái)訪問(wèn) GDT，而 x86 系統(tǒng)中只有一個(gè) GDT(所以叫做 Global Description Table)，只能被操作系統(tǒng)訪問(wèn)。
因此，操作系統(tǒng)需要為每一個(gè)應(yīng)用程序，單獨(dú)申請(qǐng)一塊空間，用作這個(gè)程序自己的段描述附表，稱(chēng)作：LDT(Local Description Table)。
例如：現(xiàn)在系統(tǒng)中有 2 個(gè)用戶(hù)程序: APP1 和 APP2，操作系統(tǒng)在加載每一個(gè)應(yīng)用程序的時(shí)候，就會(huì)在應(yīng)用程序自己的內(nèi)存空間中，申請(qǐng)一塊，用作 LDT：
為什么是 “應(yīng)用程序自己的內(nèi)存空間”？
因?yàn)槊恳粋€(gè)應(yīng)用程序，都獨(dú)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(zhǎng)度界限，因此也需要為它創(chuàng)建一個(gè)段描述符，這個(gè)描述符就放在 GDT 中。
在 Linux 應(yīng)用層，我們會(huì)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(lái)稱(chēng)呼更通用些。
根據(jù)剛才的假設(shè)，現(xiàn)在系統(tǒng)中有 2 個(gè)用戶(hù)程序，那么處理器怎么知道：當(dāng)前正在執(zhí)行的是哪一個(gè)應(yīng)用程序的 LDT 中的代碼？
正如處理器中有一個(gè)寄存器 GDTR，保存著 GDT 的開(kāi)始地址和長(zhǎng)度，處理器中還有一個(gè)寄存器 LDTR，存儲(chǔ)著當(dāng)前正在執(zhí)行的那個(gè)應(yīng)用程序的 LDT 開(kāi)始地址和長(zhǎng)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(yè)機(jī)制下，它們都映射到相同的物理內(nèi)存頁(yè)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(shí)，處理器中的 LDTR 就會(huì)被賦值為應(yīng)用程序2 的 LDT 的線性地址和長(zhǎng)度信息。
GDTR 中的內(nèi)容不變，因?yàn)槊總€(gè)應(yīng)用程序中的 GDT 都是從操作系統(tǒng)“繼承”而來(lái)的，開(kāi)始地址和長(zhǎng)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(lái)存儲(chǔ)和恢復(fù)任務(wù)的狀態(tài)信息。
經(jīng)常聽(tīng)到一個(gè)術(shù)語(yǔ)：任務(wù)上下文。
所謂的上下文，就是體現(xiàn)一個(gè)任務(wù)正在被執(zhí)行時(shí)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(gè)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(lái)，相當(dāng)于做一個(gè)快照。
當(dāng)這個(gè)任務(wù)以后又被恢復(fù)執(zhí)行時(shí)，再把這個(gè)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(chēng)作恢復(fù)任務(wù)上下文，這個(gè)任務(wù)就從上次被中止的地方繼續(xù)執(zhí)行(因?yàn)橹噶钪羔樇拇嫫?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(guò)這塊空間是位于操作系統(tǒng)的勢(shì)力范圍內(nèi)，只能由操作系統(tǒng)來(lái)操作。
TSS 也有起始地址和長(zhǎng)度界限，也需要為它在 GDT 中創(chuàng)建一個(gè)段描述符。
與 LDT 類(lèi)似，在處理器中也有一個(gè)寄存器 TR，用來(lái)指向當(dāng)前正在執(zhí)行的那個(gè)任務(wù)的 TSS。
當(dāng)進(jìn)行任務(wù)切換的時(shí)候：
首先，把處理器中的寄存器內(nèi)容，存儲(chǔ)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(shuō)是系統(tǒng)中用來(lái)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(lái)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(shū)籍上也稱(chēng)之為 PCB(Process Control Block，進(jìn)程控制塊)。
在這個(gè)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(jí);
任務(wù)的當(dāng)前狀態(tài);
任務(wù)打開(kāi)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(jì)的運(yùn)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(shí)現(xiàn)者自己來(lái)構(gòu)建的，因此可以根據(jù)自己的需要來(lái)進(jìn)行設(shè)計(jì)。
每一個(gè)應(yīng)用程序需要一個(gè) TCP 結(jié)構(gòu)，所有的 TCB 結(jié)構(gòu)就可以構(gòu)成一個(gè)鏈表，便于操作系統(tǒng)來(lái)管理。
比如：在發(fā)生任務(wù)切換的時(shí)候，就可以順著鏈表頭，一次掃描鏈表上的每一個(gè) TCB 節(jié)點(diǎn)。
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(gè)任務(wù)的狀態(tài)標(biāo)記為暫停，并移動(dòng)到鏈表的末尾，然后把鏈表頭部的第一個(gè)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(guò)程更為復(fù)雜，它把每一個(gè)任務(wù)按照優(yōu)先級(jí)放在不同的等待隊(duì)列中，然后利用哈系桶算法來(lái)查找任務(wù)。
x86 處理器中的這三個(gè)概念，對(duì)于理解任務(wù)切換非常重要。
寫(xiě)到這里，我總是覺(jué)得以上的文字描述還是有點(diǎn)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！
推薦閱讀
【1】C語(yǔ)言指針-從底層原理到花式技巧，用圖文和代碼幫你講解透徹
【2】一步步分析-如何用C實(shí)現(xiàn)面向?qū)ο缶幊?/a>
【3】原來(lái)gdb的底層調(diào)試原理這么簡(jiǎn)單
【4】?jī)?nèi)聯(lián)匯編很可怕嗎？看完這篇文章，終結(jié)它！
其他系列專(zhuān)輯：精選文章、C語(yǔ)言、Linux操作系統(tǒng)、應(yīng)用程序設(shè)計(jì)、物聯(lián)網(wǎng)
本文摘自 ：https://www.cnblogs.com/
