LDT:局部描述符表

TSS: 任務(wù)狀態(tài)段

TCB: 任務(wù)控制塊

x86 系統(tǒng)中的保護模式,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 4 個字節(jié),于是就在偏移量為 16 的位置,找到了代碼段的描述符,進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,我們會嚴格的區(qū)分進程、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),在分頁機制下,它們都映射到相同的物理內(nèi)存頁上(藍色虛線箭頭)。

當操作系統(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,相當于做一個快照。

當這個任務(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,用來指向當前正在執(zhí)行的那個任務(wù)的 TSS。

當進行任務(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)。

------ End ------

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!