X86汇编语言-从实模式到保护模式—笔记（44）-第14章 任务和特权级保护（10）

兰陵月

【14.4.9 创建任务状态段TSS】
下面创建任务状态段TSS。第684~688行，申请104字节的内存用于创建TSS。很显然，我们是要创建一个标准大小的TSS。照例，要把TSS的基地址和界限登记到任务控制块TCB中，将来创建TSS描述符时用得着。TSS的界限值是16位的，是它的大小（总字节数减1），这就是第686行的目的。第687行，调用过程allocate_memory分配一个104字节长的内存空间，给TSS使用，过程返回TSS的线性基地址；第688行，将TSS的线性基地址登记到TCB中。注意，界限值必须至少是103，任何小于该值的TSS，在执行任务切换时，都会引发处理器异常中断。
第691行开始，填充登记TSS中的内容。第691行，寄存器ECX中的值为TSS的线性基地址，ES:ECX为TSS在0~4GB段中的起始地址，ES:ECX+0表示位移0处，填充0到此处，长度为16位，该处为前一个任务的指针，这里填入0，表明这是唯一的任务。【为什么这个链接域只有16位？链接字段安排在TSS内偏移0开始的双字中，其高16位未用。在起链接作用时，低16位保存前一任务的TSS描述符的选择子。附外：如果当前的任务由段间调用指令CALL或中断/异常而激活，那么链接字段保存被挂起任务的TSS的选择子，并且标志寄存器EFLAGS中的NT位被置1，使链接字段有效。在返回时，由于NT标志位为1，返回指令RET或中断返回指令IRET将使得控制沿链接字段所指恢复到链上的前一个任务。】
第693~709行，登记0、1和2特权级栈的段选择子，以及它们的初始栈指针。所有的栈信息都在TCB中，先从TCB中取出，然后填写到TSS中的相应位置。第711、712行，登记当前任务的LDT描述符选择子。在任务切换时，处理器需要用这里的信息找到当前任务的LDT。LDT对任务来说并不是必需的，如果高兴，也可以把属于某个任务的段定义在GDT中。如果没有LDT，这里应该填写0。第714、715行，填写I/O许可位映射区的地址。在这里，填写的是TSS段界限（103），这意味着不存在该区域。第717行，置调试位T位值为“0”。

【14.4.10 安装TSS描述符到GDT中】
和局部描述符表（LDT）一样，也必须在GDT中安装TSS的描述符。这样做，一方面是为了对TSS进行段和特权级的检查；另一方面，也是执行任务切换的需要。当call far和jmp far指令的操作数是TSS描述符选择子时，处理器执行任务切换操作。图14-19所示，这是TSS描述符的格式，和LDT描述符差不多，除了TYPR位。

TSS描述符中的B位是“忙”位（Busy）。在任务刚刚创建的时候，它应该为二进制的1001，即，B位是“0”，表明任务不忙。当任务开始执行时，或者处于挂起状态（临时被中断执行）时，由处理器固件把B位置“1”。
任务是不可重入的。就是说，在多任务环境中，如果一个任务是当前任务，它可以切换到其他任务，但不能从自己切换到自己。在TSS描述符中设置B位，并由处理器固件进行管理，可以防止这种情况的发生。
第720~725行，先调用公共例程段内的过程make_seg_descriptor创建TSS描述符，它需要传入三个参数。先从TCB中取出TSS的基地址，传送到EAX寄存器；EBX寄存器的内容是TSS的界限；ECX寄存器的内容是描述符属性值，0x00408900表明这是一个DPL为0的TSS描述符，字节粒度。接着，调用公共例程段内的另一个过程set_up_gdt_descriptor安装此描述符到GDT中，并将返回的描述符选择子登记在TCB中。TSS描述符选择子的RPL字段为0。

【14.4.11 带参数的过程返回指令】
至此，任务创建完毕，可以从过程load_relocate_program返回了。
在过程返回之前，即，在执行ret指令之前，需要恢复现场，也就是按相反的顺序将刚进入过程时压入栈的内容出栈。这是第727~730行的工作。
如图14-20所示，当执行ret指令时，栈恢复到刚进入过程时的状态，即，只有返回地址和调用者传递给过程的参数。因为当初是采用32位相对近调用进入过程load_relocate_program的，故仅将EIP压栈，没有压入段寄存器CS的内容。

再来看，一旦ret指令执行完毕，控制将返回到调用者，且栈中只剩下两个参数。按道理，这两个参数是由调用者压入的，应该再由调用者弹出即可。以本程序为例，在call后加一句“add esp,8”,这样就可以平衡参数。
不过，最好的解决办法是在过程返回时，顺便弹出参数。这样做是可行的，过程的编写者最清楚栈中有几个参数。如果希望过程在返回时弹出参数，使ESP寄存器指向调用过程前的栈位置（使栈平衡），可以使用带操作数的过程返回指令：
ret imm16
retf imm16
这两条指令都允许16位的立即数作为操作数，不同之处仅仅在于，前者是仅返回，后者是远返回。立即数是16位的，而且一般总是偶数，原因是栈操作总是以字或者双字进行，它指示在将控制返回到调用者之前，应当从栈中弹出多少字节的数据。
因此，第732行，当该指令执行时，除了将控制返回到过程的调用者之外，还要调整栈的指针，即ESP←ESP+8，之所以指令的操作数是8，是因为要弹出2个双字。
这条指令给高级语言带来的好处是增加了它们的复杂性。比如这样一个C语言函数：
Void func(int i,char *c){
/* 这里是函数体 */
}
因为一般是通过栈传递参数，所以，哪个参数先入栈，哪个后入栈，栈平衡的事情由调用者来做，还是由过程来做，就需要一个标准，即所谓的调用转换规则。特别是在开发一些大软件时，需要用不同的高级语言来开发各个独立的、但能够协同工作的模块，尤其需要注意这个问题。
一个典型的调用转换标准是stdcall，它规定，参数从右往左进栈，且由过程在返回前出栈。

14.5  用户程序的执行

【14.5.1 通过调用门转移控制的完整过程】
现在我们转到代码清单14-1的第845、846行，在调用过程load_relocate_program创建任务之后，显示一条成功的信息。第848、849行，令DS指向4GB数据段。
接下来的工作是将控制转移到用户程序那里。我们创建的是一个3特权级的任务，所以这是一个从0特权级到3特权级的控制转移。或者，换一种更体面的说法，是从任务自己的0特权级全局空间转移到3特权级局部空间执行。通常情况下，这既不允许，也不太可能。
办法总还是有的，只不过稍微有一点曲折，那就是假装从调用门返回。先来看看完整的调用门控制转移和返回过程是怎样的。
首先，通过调用门实施控制转移，可以使用jmp far和call far指令。指令执行时，描述符选择子必须指向调用门，32位偏移量被忽略。但，无论采用哪种控制转移指令，都使用表14-1的特权检查规则。注意，表中的比较关系都是数值上的。

从上表中可以看出，当使用jmp far指令通过调用门转移控制时，要求当前特权级和目标代码段的特权级相同。原因是jmp far指令通过调用门转移控制时，不改变当前特权级CPL。（如果是转移到依从的代码段，则可以从低特权级转移到高特权级，但是同样也不改变当前特权级CPL，也就是说，高特权级的代码在调用者的特权级下运行，同样也因为这个原因，所以才叫“依从的”代码段。）
相反，使用call far指令可以通过调用门将控制转移到较高特权级别的代码段。之所以说“可以”，是因为，如果目标代码段是依从的，则和jmp far指令一样，不改变当前特权级别；否则，如果目标代码是非依从的，则在目标代码段的特权级别上执行。
其次，当使用call far指令通过调用门转移控制时，如果改变了当前的特权级别，则必须切换栈。即，从当前任务的固有栈切换到与目标代码特权级相同的栈上。栈的切换是由处理器固件自动进行的。
当前栈是由段寄存器SS和栈指针寄存器ESP的当前内容指示的；要切换到的新栈位于当期任务的TSS中，处理器知道如何找到它。在栈切换前，处理器要检查新栈是否有足够的空间完成本次控制转移。栈切换过程如下：
（1）使用目标代码段的DPL（也就是新的CPL）到当前任务的TSS中选择一个栈，包括栈段选择子和栈指针。
（2）从TSS中读取所选择的段选择子和栈指针，并用该选择子读取栈段描述符。在此期间，任何违反段界限检查的行为都将引发处理器异常中断（无效TSS）。
（3）检查栈段描述符的特权级和类型，并可能引发处理器异常中断（无效TSS）。
（4）临时保存当前栈段寄存器SS和栈指针ESP的内容。
（5）把新的栈段选择子和栈指针代入SS和ESP寄存器，切换到新栈。
（6）将刚才临时保存的SS和ESP的内容压入当前栈，如下图图14-21。

（7）依据调用门描述符“参数个数”字段的指示，从旧栈中将所有参数都复制到新栈中。如果参数个数为0，不复制参数，如上图。
（8）将当前段寄存器CS和指令指针寄存器EIP的内容压入新栈，如上图。通过调用门实施的控制转移一定是远转移，所以要压入CS和EIP。
（9）从调用门描述符中依次将目标代码段选择子和段内偏移传送到CS和EIP寄存器，开始执行被调用过程。
相反，如果没有改变特权级别，则不切换栈，继续使用调用者的当前栈，只在原来的基础上压入当前段寄存器CS和指令指针寄存器EIP的内容，如下图图14-22所示。

在该例程内，操作系统可能会访问自己的0特权级数据段以进行某些内部操作。当然，它也必须先执行将选择子代入段寄存器的操作：
mov ds,ax                                ;操作系统自己的选择子
按道理，安全的做法是先将旧的DS值压栈，用完后再出栈。像这样：
push ds
mov ds,ax
……
pop ds
retf
但是，如果操作系统例程没有这么做，一定有它的道理，而处理器也无权干涉。唯一可以预料的是，当控制返回到应用程序时，段寄存器DS依然指向操作系统数据段，因此，应用程序就可以直接在3特权级下访问操作系统的数据段：
mov edx,[0x000C]
这是因为，特权级检查只在引用一个段的时候进行。即，只在将选择子传送到段寄存器的时候进行。只要通过了这一关，后面那些使用这个段寄存器的内存访问就都是合法的。
为了解决这个问题，在执行retf指令时，要检查数据段寄存器，根据它们找到相应的段描述符。要是有任何一个段描述符的DPL高于调用者的特权级（返回后的新CPL），那么，处理器将把数值0传送到该段寄存器。使用这样的段寄存器访问内存，会引发处理器异常中断。
特别需要注意的是，任务状态段TSS中的SS0、EIP0、SS1、EIP1、SS2、EIP2域是静态的，除非软件进行修改，否则处理器从来不会改变它们。举个例子，当处理器通过调用门进入0特权级的代码段时，会切换到0特权级栈。返回时，并不把0特权级栈指针的内容更新到TSS中的ESP0域。下次再次通过调用门进入0特权级代码段时，使用的依然是ESP0的静态值，从来不会改变。这就是说，如果你希望通过0特权级栈返回数据，就必须自己来做这件事，比如，在返回到低特权级别的代码段之前，手工改写TSS中的ESP0域。
【14.5.2 进入3特权级的用户程序的执行】
回到代码清单14-1中。任务寄存器TR总是指向当前的任务状态段（TSS），而LDTR寄存器也总是指向当前任务的LDT。TSS是任务的主要标志，因此要使TR寄存器指向任务；而使用LDTR的原因是可以在任务执行期间加速段的访问。
在多任务环境中，随着任务的切换，每当一个任务开始运行时（称为前台活动任务），TR和LDT寄存器的内容都会更新，以指向新的当前任务。
现在的问题是，我们只有一个任务，而且是个3特权级的任务，不能用任务切换的方法使它开始运行。这个问题可以表述为：如何从任务的0特权级全局空间转移到它自己的3特权级空间正常执行？
答案是先确立身份，即，使TR和LDTR寄存器指向这个任务，然后假装从调用门返回。和当前任务有关的信息都在它的任务控制块（TCB）中。因此，第848、849行，先令段寄存器DS指向4GB的内存段。第851、852行，加载任务寄存器TR和局部描述符表寄存器（LDTR）。

如图14-23所示，TR和LDTR寄存器都包括了16位的选择器部分，以及段描述符高速缓存器部分。选择器部分的内容是TR和LDT描述符的选择子；描述符高速缓存器部分的内容则指向当前任务的TSS和LDT，以加速这两个段（表）的访问。
加载任务寄存器TR需要使用ltr指令。这条指令的格式为
ltr r/m16
这条指令的操作数可以是16位通用寄存器，也可以是指向一个16位单元的内存地址。但不管是寄存器还是内存单元，其内容都是16位的TSS选择子。
在将TSS选择子加载到TR寄存器之后，处理器用该选择子访问GDT中对应的TSS描述符，将段界限和段基址加载到任务寄存器TR的描述符高速缓存器部分。同时，处理器将该TSS描述符中的B位置“1”，也就是标志为“忙”，但并不执行任务切换。
该指令不影响EFLAGS寄存器的任何标志，但属于只能在0特权级下执行的特权指令。
加载局部描述符表寄存器LDTR使用的是lldt指令，其格式和ltr是一样的：
lldt r/m16
其操作数也和ltr指令一样，但是，指向的是16位LDT选择子。ltr和lldt指令执行时，处理器首先要检查描述符的有效性，包括审查它是不是TSS或者LDT描述符。在将LDT选择子加载到LDTR寄存器之后，处理器用该选择子访问GDT中对应的LDT描述符，将段界限和段基地址加载到LDTR的描述符高速缓存器部分。CS、SS、DS、ES、FS和GS寄存器的当前内容不受该指令的影响，包括TSS中的LDT选择子字段。
如果执行这条指令时，代入LDTR选择器的选择子，其高14位是全零，LDTR寄存器的内容被标记为无效，而该指令的执行也将不声不响地结束（即不会引发异常中断）。当然，后续那些引用LDT的指令都将引发处理器异常中断（对描述符进行校验的指令除外），例如，将一个指向LDT的段选择子代入段寄存器。
最后，如图14-24所示，这是一个任务的全景图，给出了与一个任务相关的各个组成部分。

注意了，现在，局部描述符表（LDT）已经生效，可以通过它访问用户程序的私有内存段了。
第854、855行，访问任务的TCB，从中取出用户程序头部段选择子，并传送到段寄存器DS。该选择子RPL字段的值为3，即，请求特权级为3；TI位是“1”，指向任务自己的LDT。这两条指令执行后，段寄存器DS就指向用户程序头部段。
第858~862行，从用户程序头部内取出栈段选择子和栈指针，以及代码段选择子和入口点，并将它们顺序压入当前的0特权级栈中。这部分内容要结合第13章的用户程序头部来分析。
第864行，执行一个远返回指令retf，假装从调用门返回。于是控制转移到用户程序的3特权级代码开始执行。注意，这里所用的0特权级并非是来自于TSS。不过，处理器不会在意这个。下次，从3特权级的段再次来到0特权级执行时，就会用到TSS中的0特权级栈了。
用户程序现在是工作在它的局部空间里。它可以通过调用门请求系统服务来显示字符串，或者读取硬盘数据，这都没有问题。

创建任务的基本过程：

1、主引导程序能够正常运行

（1）设置好与主引导程序有关的段描述符，创建GDT表，并加载它。

（2）加载内核，并初始化内核

（3）转到内核执行

2、运行到内核程序，做好相关准备工作

（1）在内核数据段的相关位置安装好调用门

（2）安装好其他数据

3、加载用户程序

（1）为了记录任务的相关信息，先设计一个任务控制块TCB，用于保存创建任务前配置好的相关信息

（2）当用户程序被读入内存，并处于运行或者等待运行的状态时，就视为一个任务。任务有自己的代码段和数据段（包括栈），这些段必须通过描述符来引用，而这些描述符可以放在GDT中，也可以放在任务自己的LDT中，但最好是放在LDT中。GDT用于存放各个任务公有的描述符，比如公共的数据段和公共例程。

（3）分配一块内存，作为LDT来用，为创建用户程序各个段的描述符做准备；

（4）将LDT的大小和起始线性地址登记在任务控制块TCB中；

（5）分配内存并加载用户程序，并将它的大小和起始线性地址登记到TCB中；

（6）创建局部描述符表

（7）重定位用户程序中的U-SALT表

（8）创建0、1、2特权级的栈

（9）安装LDT描述符到GDT中

（10）创建任务状态段TSS

（11）安装TSS描述符到GDT中

（12）假装从调用门返回；

假装从调用门返回之后，处理器就进入了用户程序局部空间里了。

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兰陵月

mmdn 发表于 2017-12-29 15:08
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