特權級是保護模式的核心概念之一，但我們的操作系統一直沒有引入這個概念。這是因為，特權級只有在3特權級任務存在時才有意義。本章將要實現的是3特權級任務的加載與任務切換。

12.1 特權級

12.1.1 特權級的功能

特權級（Privilege Level），是保護模式中用于限制任務權限的機制。特權級有4級，分別是0~3特權級。0特權級權限最大，供操作系統使用；3特權級權限最小，供普通任務使用。中間的兩級在我們的操作系統中不使用。

特權級起到的作用如下：

1. 在不使用特殊機制的前提下，禁止代碼段寄存器切換特權級。也就是說，0特權級任務只能執行0特權級的代碼，不能執行3特權級的代碼；反之，3特權級任務只能執行3特權級的代碼，不能執行0特權級的代碼。這樣，操作系統內部的代碼就能得到保護，3特權級任務不能隨意使用
2. 在任何情況下，使用數據段寄存器只能訪問平級或更低級的數據。也就是說，0特權級任務能夠訪問0特權級的數據，也能訪問3特權級的數據；反之，3特權級任務只能訪問3特權級的數據，不能訪問0特權級的數據。這樣，操作系統內部的數據就能得到保護，3特權級任務不能隨意訪問
3. EFLAGS的第12~13位是IOPL（IO特權級）位，初值為0。只有特權級大于等于這兩位，即數值上小于等于這兩位的代碼段才能執行in和out指令。在我們的操作系統中不修改這兩位，因此，只有0特權級任務才有權限執行in和out指令。這樣，IO端口就能得到保護，3特權級任務不能隨意訪問
4. 有少量非常關鍵的指令屬于特權指令，這些指令只有0特權級任務有權限執行。在我們的操作系統中，特權指令包括以下幾種：
   • hlt指令。顯然，低特權級任務不能隨意將CPU掛起
   • sti、cli指令，以及其他試圖修改IF位的指令，如popf。低特權級任務不能關中斷，否則搶占式任務切換就失效了
   • 試圖修改IOPL的指令，如popf。低特權級任務不能修改IO特權級，否則對IO端口的保護機制就失效了
   • 任何試圖讀取或修改控制寄存器、GDTR、LDTR（局部描述符表，在我們的操作系統中未使用）、IDTR、TR（見下文）的指令。如mov cr0, eax、lgdt等。這些指令對CPU有重大影響，例如，修改CR0能開關保護模式和分頁模式，這顯然不能供低特權級任務隨意使用
   • invlpg指令。低特權級任務不能干預TLB

12.1.2 DPL，RPL與CPL

特權級由三部分組成：描述符特權級（Descriptor Privilege Level，DPL），請求特權級（Requested Privilege Level，RPL）和當前特權級（Current Privilege Level，CPL）。DPL位于描述符中，如段描述符，中斷門等；RPL是段選擇子的低2位；CPL恒等于CS的RPL。

CPL決定了當前任務的執行權限。上文中的"只有0特權級任務有權限執行"、"3特權級任務只能訪問3特權級的數據"等描述中的特權級，指的就是CPL。由于CPL恒等于CS的RPL，所以切換CS的過程，就是切換CPL的過程。

DPL決定了一個描述符的最低訪問權限。向段寄存器加載段選擇子時，CPU要求：在數值上，CPL <= DPL && RPL <= DPL。即，只有特權級平級，或更高級的指令才有權限訪問此描述符。

RPL看上去是個沒什么用的概念。如果沒有RPL，CPL可以恒等于代碼段的DPL；向段寄存器加載段選擇子時，只需要CPL <= DPL即可。然而，RPL解決的是一個比較邊緣的問題。設想：操作系統給3特權級任務提供了一個讀硬盤函數，并要求3特權級任務提供數據段選擇子以存放結果。此時，用戶可以想辦法猜到0特權級數據段選擇子，并將其提供給操作系統，這樣一來，3特權級任務就能讀取0特權級數據了。雖然操作系統可以通過軟件手段檢測任務提供的段選擇子是否可行，但這樣做很麻煩且效率不高。給段選擇子附加RPL后，即使3特權級任務故意把RPL寫成0，操作系統也能在拿到段選擇子后，強制將RPL改成3，再進行后續操作，從而將特權級檢查交給CPU進行，即提高了效率，又比較方便。

正因為如此，CPL才由CS的RPL決定，而不是由代碼段描述符的DPL決定。因為DPL只是一個最低標準，RPL才能描述真正的特權級。

12.1.3 特權級的提升

操作系統存在的意義是為3特權級任務提供服務，而不是死守自己的0特權級代碼，不讓任何人使用。上文提到，數據段在任何情況下都不能被低特權級任務訪問，但代碼段不同，操作系統可以將一部分函數開放給3特權級任務使用。

然而，操作系統的函數畢竟是0特權級的，3特權級任務想要使用這些函數，就需要有一套升降級機制，在調用0特權級函數之前先升級，調用完成后再降級。

對于這個需求，CPU提供的標準機制是調用門（Call gate），但這種機制要求為每個函數分別安裝一個調用門，這是非常麻煩且效率低下的，所以，在我們的操作系統（以及幾乎所有的現代操作系統）中都不使用這個機制。

事實上，中斷門也有提升特權級的能力。因此，中斷門可以用于向3特權級任務提供0特權級函數。具體步驟如下：

1. 發起一個中斷
2. 檢查CPL <= DPL（中斷沒有RPL）。如果通過，則允許任務進入中斷門。只有由指令發起的中斷會進行這一步，外中斷和CPU自己發起的中斷無視中斷門的DPL
3. 檢查CPL >= 中斷門中CS的RPL，如果通過，則允許CS升級并調用中斷門中的函數

綜上，想要使用中斷門，就必須滿足兩個條件：

1. 有權限進入中斷門。這由中斷門的DPL決定。這樣做的目的是對3特權級任務能夠使用的中斷門進行限制
2. 進入中斷門后，必須發生升級或平級，不允許降級

12.1.4 0特權級棧、TSS與TSS描述符

在特權級切換時，CPU還有一個特殊要求：SS的RPL必須時刻等于CPL。這意味著，每個3特權級任務必須有兩個棧，分別供0特權級與3特權級使用。當特權級發生切換時，棧也要跟著切換。那么，這兩個棧存放在哪呢？

CPU規定：0特權級棧需要放置在任務狀態段（Task State Segment，TSS）中。TSS是一個至少為104字節（見下文）的表，結構如下：

TSS需要以TSS描述符的形式安裝在GDT中。TSS描述符是系統段的一種，結構如下：

TSS描述符中的B位，即忙（Busy）位，由CPU在加載TSS時自動置1，構造TSS描述符時應將其置0。其他位的含義同段描述符。

與GDT、IDT類似，CPU也為TSS提供了一個專用寄存器。不過，這個寄存器不叫TSSR，而是叫任務寄存器（Task Register，TR）。在TSS描述符安裝到GDT中以后，需要使用ltr TSS描述符的選擇子指令將TSS加載到TR。TSS描述符的選擇子可以存放在16位寄存器或內存中。

TSS（以及任務門，Task gate）是CPU提供的用于任務切換的標準機制，然而還是老問題：TSS使用起來非常麻煩，需要給每個任務都安裝一個，且效率很低。所以，在我們的操作系統（以及幾乎所有的現代操作系統）中都不使用這個機制。但TSS還有另一個功能，那就是獲取任務的0特權級棧。具體來說，當中斷發生時，引入特權級概念后的過程如下：

1. 檢查CPL是否有權限進入中斷門
2. 檢查中斷門中的CS是否能使CPL升級或平級
3. 如果中斷門中的CS與CPL平級，跳過此步驟；否則，暫存SS和ESP，然后將SS和ESP分別切換為TSS中的SS0和ESP0，再將暫存的SS通過高位補0的方式填充至32位后壓棧，接著將暫存的ESP壓棧
4. 將EFLAGS壓棧，然后將EFLAGS的IF位清零
5. 將CS通過高位補0的方式填充至32位后壓棧
6. 將EIP壓棧
7. 跳轉至中斷門中的中斷處理函數

也就是說，雖然不使用TSS進行任務切換，但仍然需要一個TSS，其存在的唯一目的就是提供0特權級棧。

上文提到，TSS"至少為104字節"。這是因為TSS還能提供一個被稱為IO位圖的功能，這個位圖延長在TSS后面，由TSS中的IO位圖基址控制。IO位圖用于越過IOPL，給特定的一些IO端口開白名單。在我們的操作系統中不使用IO位圖，但也不能將其置0。CPU要求：如果IO位圖基址的值大于等于TSS描述符中的TSS限長，則表示IO位圖不存在。在我們的操作系統中，可將其置103（或0xff等更大的值）。

12.1.5 特權級的降低

3特權級任務能夠通過中斷門提升特權級，但這畢竟是暫時的。在中斷處理函數調用完成后，就需要回到3特權級。

特權級的降低由iret指令實現。引入特權級概念后，該指令的執行過程如下：

1. 從棧中依次彈出EIP、CS、EFLAGS。如果彈出的CS的RPL為0，iret指令就此完成；否則，繼續執行以下步驟
2. 依次檢查DS、ES、FS、GS的RPL是否為3。如果不是，則將其修改為0。這一步的目的是：避免因中斷返回使0特權級的段選擇子泄漏到3特權級。GDT的第一個描述符必須為空的目的就在于此
3. 繼續從棧中彈出ESP和SS，將棧恢復到3特權級棧。因此，TSS中不需要存放3特權級棧，3特權級棧的SS和ESP位于0特權級棧中

12.2 3特權級任務的實現原理

12.2.1 3特權級代碼段與數據段

GDT中需要安裝一個3特權級代碼段描述符，和一個3特權級數據段描述符，以供3特權級任務使用。這兩個描述符除了DPL為3外，其他屬性與0特權級描述符相同。

12.2.2 TSS

GDT中需要安裝一個TSS描述符，并使用ltr指令加載這個TSS。

12.2.3 3特權級任務的切換

3特權級任務的切換也基于時鐘中斷。但上一章中的"6個段寄存器不會發生改變"這一結論現在已經不成立了。所以，在時鐘中斷處理函數中，不僅需要將8個通用寄存器壓棧，還需要將除了CS和SS以外的4個段寄存器壓棧。

此外，由于每個任務都有一個ESP0，所以在任務切換時，需要修改TSS中的ESP0。SS0對于每個任務來說都是一樣的，所以無需修改。

12.2.4 3特權級任務的創建

與0特權級任務類似，3特權級任務的創建也基于偽造棧技術。

現在，由于4個段寄存器也被壓棧，對于0特權級任務來說，需要在棧上偽造15個寄存器的值；對于3特權級任務來說，需要在棧上偽造17個寄存器的值。

3特權級任務不僅需要0特權級棧，還需要3特權級棧。在我們的操作系統中，3特權級棧為一頁，其虛擬地址固定為0xc0000000向下的0x1000字節。

12.2.5 3特權級任務的加載與重定位

3特權級任務往往不是操作系統的一部分，而是由用戶提供的，存放在硬盤上的一個程序。從硬盤上加載程序可由硬盤驅動完成，解析ELF也不是難事，剩下的問題是：這個程序該如何重定位呢？

平坦模型失去了重定位能力，重定位由分頁模式以一種完全不同的方式實現。具體來說，編譯器可以為程序提供一套虛擬地址，只要虛擬地址落在任務地址空間內即可。操作系統在加載任務時，不主動分配虛擬地址，而是使用ELF文件提供的虛擬地址，并為這些虛擬地址分配物理地址，并安裝PDE、PTE，然后，將ELF文件中的程序段展開到這些虛擬地址中。

12.3 3特權級任務的實現

12.3.1 添加3特權級描述符、TSS描述符

請看本章代碼12/Mbr.s。

第143~145行，定義了三個新的段描述符。分別是3特權級代碼段描述符，段選擇子是(3 << 3) | 0x3；3特權級數據段描述符，段選擇子是(4 << 3) | 0x3；TSS描述符，段選擇子是5 << 3。

TSS定義在內核中，在MBR中不知道其地址，所以，TSS描述符目前僅用于占位。

12.3.2 修改時鐘中斷處理函數

請看本章代碼12/Int.s。

第3行，聲明了外部鏈接的printStr函數。

第7行，聲明了外部鏈接的TSS。TSS定義在本章代碼12/Task.hpp中。

第108~111行， 將四個數據段寄存器壓棧。

第137~138行，將TSS中的ESP0修改為新任務的ESP0。

第141~144行，彈出新任務的四個數據段寄存器。

12.3.3 系統調用

上文提到，可以使用中斷將0特權級函數提供給3特權級任務使用。這個方案看似需要很多中斷號，但實際上有更好的設計：構造一個函數表，其中存放的是操作系統為3特權級任務提供的函數。然后，只使用一個中斷，在中斷處理函數中調用函數表中的函數，具體調用哪個函數由調用者通過一個索引值指定。上述操作被稱為系統調用，調用者提供的索引值被稱為系統調用號。

在我們的操作系統中，調用者應使用EAX存放系統調用號；EBX、ECX、EDX用于存放參數（如果有）。在系統調用的中斷處理函數中，不管有幾個參數，都將EBX、ECX、EDX壓棧，然后使用EAX找到一個函數并調用。

請看本章代碼12/Int.s。

intSyscall是系統調用的中斷處理函數。

第150~152行，不管實際需要幾個參數，都將EBX、ECX、EDX壓棧。

第153行，使用EAX中存放的系統調用號調用[syscallList + eax * 4]這個函數。

第154行，將棧恢復。

第156行，使用iret指令從中斷返回。

第210行，在intList的最后添加intSyscall函數。現在的IDT擴充至49個中斷門，系統調用的中斷號是0x30。

第212~213行，定義系統調用表。目前只支持一個系統調用：printStr函數，其系統調用號為0。

接下來，請看本章代碼12/Int.hpp。

第7行，將IDT的大小修改為49。

第25行，將intSyscall函數安裝到IDT中。注意：由于系統調用是給3特權級任務使用的，所以中斷門的DPL必須為3，這樣3特權級任務才有權限使用這個中斷門。

12.3.4 內存管理系統的修改

請看本章代碼12/Memory.h。

第9行，聲明了installTaskPage函數。

接下來，請看本章代碼12/Memory.hpp。

installTaskPage函數是本章新增的函數，其用于在指定的虛擬地址處分配物理地址，并將虛擬地址與物理地址建立聯系。所以，這個函數相當于__allocatePage函數的簡化版。

第85行，從TCB中取得當前任務的虛擬地址位圖，接下來需要手動設置這個位圖。

第87行，判斷虛擬地址是否超出了位圖范圍。進行這個判斷的原因是，這個函數不僅用于安裝ELF文件中的地址，這些地址都很接近0；還用于安裝3特權級棧，地址是0xc0000000 - 0x1000，這個地址遠遠超過了一頁位圖能表示的128M內存，所以，此時無需設置位圖。

第89~92行，根據虛擬地址設定位圖中已使用的位。

第95~100行，為虛擬地址的每一頁安裝物理地址。這段代碼的實現原理和第66~71行一致。

12.3.5 0特權級任務加載器的修改

請看本章代碼12/Task.hpp。

由于任務切換時添加了4個段寄存器的壓棧，所以偽造棧的過程也要隨之修改。

第96行，將原先的11 * 4修改為15 * 4。

第108~114行，重新調整棧上偽造的數據。

12.3.6 安裝并加載TSS

請看本章代碼12/Task.h。

第16行，聲明了外部鏈接的TSS。

接下來，請看本章代碼12/Task.hpp。

第10行，定義了TSS，但暫時沒有初始化。

__makeTSSDescriptor函數用于構造TSS描述符。

讀者要格外小心這個函數的實現，例如"TSS地址的最高8位"，從TSS描述符的結構圖上看，其位于第56~63位，但如果實現為(tssBase & 0xff000000) << 56，那就完全錯了。tssBase & 0xff000000得到的這個數字相當于已經左移了24位，所以，只需要再左移32位即可。

__installTSS函數用于安裝TSS。

第23~24行，初始化TSS中的SS0與IO位圖基址。內核用不到ESP0，所以無需初始化。

第28行，使用sgdt指令獲取GDTR。

第30行，在GDT中安裝TSS描述符。

第32行，重新加載GDT。此時，TSS的段選擇子5 << 3可用。

第33行，使用ltr指令加載TSS。

第51行，在taskInit函數中添加對__installTSS函數的調用。

12.3.7 3特權級任務的加載

請看本章代碼12/Task.h。

第23行，聲明了loadTaskPL3函數。

接下來，請看本章代碼12/Task.hpp。

loadTaskPL3函數是本章新增的函數，其用于加載3特權級任務。

不同于loadTaskPL0函數，loadTaskPL3函數的參數是硬盤的起始扇區號與扇區數。所以，此函數可以一步到位的從硬盤上加載3特權級任務。

第124~136行，與loadTaskPL0函數的開頭部分一致。用于分配新任務的TCB，CR3，以及虛擬地址位圖，并設置好新的CR3。

第138行，將扇區數轉換為頁數。這里使用了以下公式：

\[\lceil \frac{a}{b} \rceil =\lfloor \frac{a\,\,+\,\,b\,\,-\,\,1}{b} \rfloor \]

第139行，分配ELF緩沖區。

第141行，調用硬盤驅動中的讀硬盤函數，將任務從硬盤讀取到緩沖區。

第143~145行，讀取ELF文件頭中的3個信息：程序頭表地址，程序頭表中每個表項的大小，以及程序頭表中表項的數量。

第147~154行，保存當前的CR3，并將其暫時切換到新任務的CR3上。這里的內聯匯編使用了第6章討論的獨占約束"=&r"。這一步的目的是：任務加載到的虛擬地址屬于任務自己的地址空間，所以，應在任務的CR3中分配內存。

第156行，遍歷程序頭表中的每個表項。

第158行，判斷當前表項的類型，只關注類型為1的表項。

第160行，從表項中讀取源地址。

第161行，從表項中讀取目的地址。

第163行，將ELF要求的內存大小向上取整到頁數。這里使用了上文中的公式。

第165行，使用installTaskPage函數在ELF要求的加載地址處安裝頁。

第167~168行，加載程序段并構造BSS段。

第172行，從ELF文件頭中讀取任務的入口點。

至此，ELF已經加載完畢。

第174行，回收ELF緩沖區。這里雖然使用的是任務的CR3，但內核地址空間是共享的，只要有權限，任何CR3都能分配和回收內核頁。

第176~196行，偽造3特權級任務的0特權級棧，一共需要偽造17個寄存器的值。

第198行，為3特權級棧安裝物理頁。

第200~204行，將CR3換回。

第206~208行，初始化新任務的虛擬地址位圖，然后將其添加到任務隊列中。這兩行代碼與loadTaskPL0函數中的一致。

12.4 測試

請看本章代碼12/Test.c。

這個任務現在運行在3特權級下，所以其沒有權限使用操作系統中的所有函數，唯一能用的是0號系統調用。使用系統調用還有一個好處：由于系統調用是中斷，而中斷過程中不會發生任務切換，所以系統調用是自帶鎖的。

第5~9行，在循環中不斷發起0號系統調用，打印Task字符串。

由于我們的操作系統目前仍然不支持任務回收，所以任務不能退出。

接下來，請看本章代碼12/Makefile。

第6行，編譯Test.c。

第8行，鏈接Test.o。

對于ld命令來說，如果不設定-Ttext-segment參數，則任務的默認加載地址為0x8048000。我們不需要也不能使用這么大的加載地址，因為這個數字甚至超過了128M。因此，鏈接Test.o時需要加上-Ttext-segment 0參數。

第11行，將Test寫入虛擬硬盤。

接下來，請看本章代碼12/Kernel.c。

第15~16行，將測試任務加載兩次。

第22~26行，在循環中不斷發起0號系統調用，打印Kernel字符串。這樣做有兩個目的：

1. 利用系統調用自帶鎖這一性質
2. 觀察中斷門的平級調用

12.5 調試

本章的任務運行在3特權級下，因此，如果想要手動進行任務切換以調試程序，就需要將__installIDT函數中的0x8e00臨時修改為0xee00，使得3特權級任務也能進入0x20中斷門。

在bochs調試器中，TSS可以通過info tss命令查看。

總結

以上是生活随笔為你收集整理的一个操作系统的设计与实现——第12章 任务（三）：3特权级任务的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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