一个操作系统的设计与实现——第12章 任务（三）：3特权级任务
特權(quán)級是保護模式的核心概念之一，但我們的操作系統(tǒng)一直沒有引入這個概念。這是因為，特權(quán)級只有在3特權(quán)級任務(wù)存在時才有意義。本章將要實現(xiàn)的是3特權(quán)級任務(wù)的加載與任務(wù)切換。
12.1 特權(quán)級
12.1.1 特權(quán)級的功能
特權(quán)級（Privilege Level），是保護模式中用于限制任務(wù)權(quán)限的機制。特權(quán)級有4級，分別是0~3特權(quán)級。0特權(quán)級權(quán)限最大，供操作系統(tǒng)使用；3特權(quán)級權(quán)限最小，供普通任務(wù)使用。中間的兩級在我們的操作系統(tǒng)中不使用。
特權(quán)級起到的作用如下：
- 在不使用特殊機制的前提下，禁止代碼段寄存器切換特權(quán)級。也就是說，0特權(quán)級任務(wù)只能執(zhí)行0特權(quán)級的代碼，不能執(zhí)行3特權(quán)級的代碼；反之，3特權(quán)級任務(wù)只能執(zhí)行3特權(quán)級的代碼，不能執(zhí)行0特權(quán)級的代碼。這樣，操作系統(tǒng)內(nèi)部的代碼就能得到保護，3特權(quán)級任務(wù)不能隨意使用
- 在任何情況下，使用數(shù)據(jù)段寄存器只能訪問平級或更低級的數(shù)據(jù)。也就是說，0特權(quán)級任務(wù)能夠訪問0特權(quán)級的數(shù)據(jù)，也能訪問3特權(quán)級的數(shù)據(jù)；反之，3特權(quán)級任務(wù)只能訪問3特權(quán)級的數(shù)據(jù)，不能訪問0特權(quán)級的數(shù)據(jù)。這樣，操作系統(tǒng)內(nèi)部的數(shù)據(jù)就能得到保護，3特權(quán)級任務(wù)不能隨意訪問
- EFLAGS的第12~13位是IOPL（IO特權(quán)級）位，初值為0。只有特權(quán)級大于等于這兩位，即數(shù)值上小于等于這兩位的代碼段才能執(zhí)行
in和out指令。在我們的操作系統(tǒng)中不修改這兩位，因此，只有0特權(quán)級任務(wù)才有權(quán)限執(zhí)行in和out指令。這樣，IO端口就能得到保護，3特權(quán)級任務(wù)不能隨意訪問 - 有少量非常關(guān)鍵的指令屬于特權(quán)指令，這些指令只有0特權(quán)級任務(wù)有權(quán)限執(zhí)行。在我們的操作系統(tǒng)中，特權(quán)指令包括以下幾種：
-
hlt指令。顯然，低特權(quán)級任務(wù)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(quán)級任務(wù)不能關(guān)中斷，否則搶占式任務(wù)切換就失效了 - 試圖修改IOPL的指令，如
popf。低特權(quán)級任務(wù)不能修改IO特權(quán)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(tǒng)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(guān)保護模式和分頁模式，這顯然不能供低特權(quán)級任務(wù)隨意使用 -
invlpg指令。低特權(quán)級任務(wù)不能干預(yù)TLB
-
12.1.2 DPL，RPL與CPL
特權(quán)級由三部分組成：描述符特權(quán)級（Descriptor Privilege Level，DPL），請求特權(quán)級（Requested Privilege Level，RPL）和當(dāng)前特權(quán)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(dāng)前任務(wù)的執(zhí)行權(quán)限。上文中的"只有0特權(quán)級任務(wù)有權(quán)限執(zhí)行"、"3特權(quán)級任務(wù)只能訪問3特權(quán)級的數(shù)據(jù)"等描述中的特權(quán)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(quán)限。向段寄存器加載段選擇子時，CPU要求：在數(shù)值上，CPL <= DPL && RPL <= DPL。即，只有特權(quán)級平級，或更高級的指令才有權(quán)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(shè)想：操作系統(tǒng)給3特權(quán)級任務(wù)提供了一個讀硬盤函數(shù)，并要求3特權(quán)級任務(wù)提供數(shù)據(jù)段選擇子以存放結(jié)果。此時，用戶可以想辦法猜到0特權(quán)級數(shù)據(jù)段選擇子，并將其提供給操作系統(tǒng)，這樣一來，3特權(quán)級任務(wù)就能讀取0特權(quán)級數(shù)據(jù)了。雖然操作系統(tǒng)可以通過軟件手段檢測任務(wù)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(quán)級任務(wù)故意把RPL寫成0，操作系統(tǒng)也能在拿到段選擇子后，強制將RPL改成3，再進行后續(xù)操作，從而將特權(quán)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(biāo)準(zhǔn)，RPL才能描述真正的特權(quán)級。
12.1.3 特權(quán)級的提升
操作系統(tǒng)存在的意義是為3特權(quán)級任務(wù)提供服務(wù)，而不是死守自己的0特權(quán)級代碼，不讓任何人使用。上文提到，數(shù)據(jù)段在任何情況下都不能被低特權(quán)級任務(wù)訪問，但代碼段不同，操作系統(tǒng)可以將一部分函數(shù)開放給3特權(quán)級任務(wù)使用。
然而，操作系統(tǒng)的函數(shù)畢竟是0特權(quán)級的，3特權(quán)級任務(wù)想要使用這些函數(shù)，就需要有一套升降級機制，在調(diào)用0特權(quán)級函數(shù)之前先升級，調(diào)用完成后再降級。
對于這個需求，CPU提供的標(biāo)準(zhǔn)機制是調(diào)用門（Call gate），但這種機制要求為每個函數(shù)分別安裝一個調(diào)用門，這是非常麻煩且效率低下的，所以，在我們的操作系統(tǒng)（以及幾乎所有的現(xiàn)代操作系統(tǒng)）中都不使用這個機制。
事實上，中斷門也有提升特權(quán)級的能力。因此，中斷門可以用于向3特權(quán)級任務(wù)提供0特權(quán)級函數(shù)。具體步驟如下：
- 發(fā)起一個中斷
- 檢查
CPL <= DPL（中斷沒有RPL）。如果通過，則允許任務(wù)進入中斷門。只有由指令發(fā)起的中斷會進行這一步，外中斷和CPU自己發(fā)起的中斷無視中斷門的DPL - 檢查
CPL >= 中斷門中CS的RPL，如果通過，則允許CS升級并調(diào)用中斷門中的函數(shù)
綜上，想要使用中斷門，就必須滿足兩個條件：
- 有權(quán)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(quán)級任務(wù)能夠使用的中斷門進行限制
- 進入中斷門后，必須發(fā)生升級或平級，不允許降級
12.1.4 0特權(quán)級棧、TSS與TSS描述符
在特權(quán)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(quán)級任務(wù)必須有兩個棧，分別供0特權(quán)級與3特權(quán)級使用。當(dāng)特權(quán)級發(fā)生切換時，棧也要跟著切換。那么，這兩個棧存放在哪呢？
CPU規(guī)定：0特權(quán)級棧需要放置在任務(wù)狀態(tài)段（Task State Segment，TSS）中。TSS是一個至少為104字節(jié)（見下文）的表，結(jié)構(gòu)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(tǒng)段的一種，結(jié)構(gòu)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(gòu)造TSS描述符時應(yīng)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(wù)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(nèi)存中。
TSS（以及任務(wù)門，Task gate）是CPU提供的用于任務(wù)切換的標(biāo)準(zhǔn)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(wù)都安裝一個，且效率很低。所以，在我們的操作系統(tǒng)（以及幾乎所有的現(xiàn)代操作系統(tǒng)）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(wù)的0特權(quán)級棧。具體來說，當(dāng)中斷發(fā)生時，引入特權(quán)級概念后的過程如下：
- 檢查CPL是否有權(quán)限進入中斷門
- 檢查中斷門中的CS是否能使CPL升級或平級
- 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
- 將EFLAGS壓棧，然后將EFLAGS的IF位清零
- 將CS通過高位補0的方式填充至32位后壓棧
- 將EIP壓棧
- 跳轉(zhuǎn)至中斷門中的中斷處理函數(shù)
也就是說，雖然不使用TSS進行任務(wù)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(quán)級棧。
上文提到，TSS"至少為104字節(jié)"。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(tǒng)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(tǒng)中，可將其置103（或0xff等更大的值）。
12.1.5 特權(quán)級的降低
3特權(quán)級任務(wù)能夠通過中斷門提升特權(quán)級，但這畢竟是暫時的。在中斷處理函數(shù)調(diào)用完成后，就需要回到3特權(quán)級。
特權(quán)級的降低由iret指令實現(xiàn)。引入特權(quán)級概念后，該指令的執(zhí)行過程如下：
- 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(xù)執(zhí)行以下步驟 - 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(quán)級的段選擇子泄漏到3特權(quán)級。GDT的第一個描述符必須為空的目的就在于此
- 繼續(xù)從棧中彈出ESP和SS，將棧恢復(fù)到3特權(quán)級棧。因此，TSS中不需要存放3特權(quán)級棧，3特權(quán)級棧的SS和ESP位于0特權(quán)級棧中
12.2 3特權(quán)級任務(wù)的實現(xiàn)原理
12.2.1 3特權(quán)級代碼段與數(shù)據(jù)段
GDT中需要安裝一個3特權(quán)級代碼段描述符，和一個3特權(quán)級數(shù)據(jù)段描述符，以供3特權(quán)級任務(wù)使用。這兩個描述符除了DPL為3外，其他屬性與0特權(quán)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(quán)級任務(wù)的切換
3特權(quán)級任務(wù)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(fā)生改變"這一結(jié)論現(xiàn)在已經(jīng)不成立了。所以，在時鐘中斷處理函數(shù)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(wù)都有一個ESP0，所以在任務(wù)切換時，需要修改TSS中的ESP0。SS0對于每個任務(wù)來說都是一樣的，所以無需修改。
12.2.4 3特權(quán)級任務(wù)的創(chuàng)建
與0特權(quán)級任務(wù)類似，3特權(quán)級任務(wù)的創(chuàng)建也基于偽造棧技術(shù)。
現(xiàn)在，由于4個段寄存器也被壓棧，對于0特權(quán)級任務(wù)來說，需要在棧上偽造15個寄存器的值；對于3特權(quán)級任務(wù)來說，需要在棧上偽造17個寄存器的值。
3特權(quán)級任務(wù)不僅需要0特權(quán)級棧，還需要3特權(quán)級棧。在我們的操作系統(tǒng)中，3特權(quán)級棧為一頁，其虛擬地址固定為0xc0000000向下的0x1000字節(jié)。
12.2.5 3特權(quán)級任務(wù)的加載與重定位
3特權(quán)級任務(wù)往往不是操作系統(tǒng)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(qū)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(xiàn)。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(wù)地址空間內(nèi)即可。操作系統(tǒng)在加載任務(wù)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(quán)級任務(wù)的實現(xiàn)
12.3.1 添加3特權(quán)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(quán)級代碼段描述符，段選擇子是(3 << 3) | 0x3；3特權(quán)級數(shù)據(jù)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(nèi)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(shù)
請看本章代碼12/Int.s。
第3行，聲明了外部鏈接的printStr函數(shù)。
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(shù)據(jù)段寄存器壓棧。
第137~138行，將TSS中的ESP0修改為新任務(wù)的ESP0。
第141~144行，彈出新任務(wù)的四個數(shù)據(jù)段寄存器。
12.3.3 系統(tǒng)調(diào)用
上文提到，可以使用中斷將0特權(quán)級函數(shù)提供給3特權(quán)級任務(wù)使用。這個方案看似需要很多中斷號，但實際上有更好的設(shè)計：構(gòu)造一個函數(shù)表，其中存放的是操作系統(tǒng)為3特權(quán)級任務(wù)提供的函數(shù)。然后，只使用一個中斷，在中斷處理函數(shù)中調(diào)用函數(shù)表中的函數(shù)，具體調(diào)用哪個函數(shù)由調(diào)用者通過一個索引值指定。上述操作被稱為系統(tǒng)調(diào)用，調(diào)用者提供的索引值被稱為系統(tǒng)調(diào)用號。
在我們的操作系統(tǒng)中，調(diào)用者應(yīng)使用EAX存放系統(tǒng)調(diào)用號；EBX、ECX、EDX用于存放參數(shù)（如果有）。在系統(tǒng)調(diào)用的中斷處理函數(shù)中，不管有幾個參數(shù)，都將EBX、ECX、EDX壓棧，然后使用EAX找到一個函數(shù)并調(diào)用。
請看本章代碼12/Int.s。
intSyscall是系統(tǒng)調(diào)用的中斷處理函數(shù)。
第150~152行，不管實際需要幾個參數(shù)，都將EBX、ECX、EDX壓棧。
第153行，使用EAX中存放的系統(tǒng)調(diào)用號調(diào)用[syscallList + eax * 4]這個函數(shù)。
第154行，將棧恢復(fù)。
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(shù)。現(xiàn)在的IDT擴充至49個中斷門，系統(tǒng)調(diào)用的中斷號是0x30。
第212~213行，定義系統(tǒng)調(diào)用表。目前只支持一個系統(tǒng)調(diào)用：printStr函數(shù)，其系統(tǒng)調(diào)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(shù)安裝到IDT中。注意：由于系統(tǒng)調(diào)用是給3特權(quán)級任務(wù)使用的，所以中斷門的DPL必須為3，這樣3特權(quán)級任務(wù)才有權(quán)限使用這個中斷門。
12.3.4 內(nèi)存管理系統(tǒng)的修改
請看本章代碼12/Memory.h。
第9行，聲明了installTaskPage函數(shù)。
接下來，請看本章代碼12/Memory.hpp。
installTaskPage函數(shù)是本章新增的函數(shù)，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(lián)系。所以，這個函數(shù)相當(dāng)于__allocatePage函數(shù)的簡化版。
第85行，從TCB中取得當(dāng)前任務(wù)的虛擬地址位圖，接下來需要手動設(shè)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(shù)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(quán)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(nèi)存，所以，此時無需設(shè)置位圖。
第89~92行，根據(jù)虛擬地址設(shè)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(xiàn)原理和第66~71行一致。
12.3.5 0特權(quán)級任務(wù)加載器的修改
請看本章代碼12/Task.hpp。
由于任務(wù)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(diào)整棧上偽造的數(shù)據(jù)。
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(shù)用于構(gòu)造TSS描述符。
讀者要格外小心這個函數(shù)的實現(xiàn)，例如"TSS地址的最高8位"，從TSS描述符的結(jié)構(gòu)圖上看，其位于第56~63位，但如果實現(xiàn)為(tssBase & 0xff000000) << 56，那就完全錯了。tssBase & 0xff000000得到的這個數(shù)字相當(dāng)于已經(jīng)左移了24位，所以，只需要再左移32位即可。
__installTSS函數(shù)用于安裝TSS。
第23~24行，初始化TSS中的SS0與IO位圖基址。內(nèi)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(shù)中添加對__installTSS函數(shù)的調(diào)用。
12.3.7 3特權(quán)級任務(wù)的加載
請看本章代碼12/Task.h。
第23行，聲明了loadTaskPL3函數(shù)。
接下來，請看本章代碼12/Task.hpp。
loadTaskPL3函數(shù)是本章新增的函數(shù)，其用于加載3特權(quán)級任務(wù)。
不同于loadTaskPL0函數(shù)，loadTaskPL3函數(shù)的參數(shù)是硬盤的起始扇區(qū)號與扇區(qū)數(shù)。所以，此函數(shù)可以一步到位的從硬盤上加載3特權(quán)級任務(wù)。
第124~136行，與loadTaskPL0函數(shù)的開頭部分一致。用于分配新任務(wù)的TCB，CR3，以及虛擬地址位圖，并設(shè)置好新的CR3。
第138行，將扇區(qū)數(shù)轉(zhuǎn)換為頁數(shù)。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(qū)。
第141行，調(diào)用硬盤驅(qū)動中的讀硬盤函數(shù)，將任務(wù)從硬盤讀取到緩沖區(qū)。
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(shù)量。
第147~154行，保存當(dāng)前的CR3，并將其暫時切換到新任務(wù)的CR3上。這里的內(nèi)聯(lián)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(wù)加載到的虛擬地址屬于任務(wù)自己的地址空間，所以，應(yīng)在任務(wù)的CR3中分配內(nèi)存。
第156行，遍歷程序頭表中的每個表項。
第158行，判斷當(dāng)前表項的類型，只關(guān)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(nèi)存大小向上取整到頁數(shù)。這里使用了上文中的公式。
第165行，使用installTaskPage函數(shù)在ELF要求的加載地址處安裝頁。
第167~168行，加載程序段并構(gòu)造BSS段。
第172行，從ELF文件頭中讀取任務(wù)的入口點。
至此，ELF已經(jīng)加載完畢。
第174行，回收ELF緩沖區(qū)。這里雖然使用的是任務(wù)的CR3，但內(nèi)核地址空間是共享的，只要有權(quán)限，任何CR3都能分配和回收內(nèi)核頁。
第176~196行，偽造3特權(quán)級任務(wù)的0特權(quán)級棧，一共需要偽造17個寄存器的值。
第198行，為3特權(quán)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(wù)的虛擬地址位圖，然后將其添加到任務(wù)隊列中。這兩行代碼與loadTaskPL0函數(shù)中的一致。
12.4 測試
請看本章代碼12/Test.c。
這個任務(wù)現(xiàn)在運行在3特權(quán)級下，所以其沒有權(quán)限使用操作系統(tǒng)中的所有函數(shù)，唯一能用的是0號系統(tǒng)調(diào)用。使用系統(tǒng)調(diào)用還有一個好處：由于系統(tǒng)調(diào)用是中斷，而中斷過程中不會發(fā)生任務(wù)切換，所以系統(tǒng)調(diào)用是自帶鎖的。
第5~9行，在循環(huán)中不斷發(fā)起0號系統(tǒng)調(diào)用，打印Task字符串。
由于我們的操作系統(tǒng)目前仍然不支持任務(wù)回收，所以任務(wù)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(shè)定-Ttext-segment參數(shù)，則任務(wù)的默認(rèn)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(shù)字甚至超過了128M。因此，鏈接Test.o時需要加上-Ttext-segment 0參數(shù)。
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(wù)加載兩次。
第22~26行，在循環(huán)中不斷發(fā)起0號系統(tǒng)調(diào)用，打印Kernel字符串。這樣做有兩個目的：
- 利用系統(tǒng)調(diào)用自帶鎖這一性質(zhì)
- 觀察中斷門的平級調(diào)用
12.5 調(diào)試
本章的任務(wù)運行在3特權(quán)級下，因此，如果想要手動進行任務(wù)切換以調(diào)試程序，就需要將__installIDT函數(shù)中的0x8e00臨時修改為0xee00，使得3特權(quán)級任務(wù)也能進入0x20中斷門。
在bochs調(diào)試器中，TSS可以通過info tss命令查看。
總結(jié)
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(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
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