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【0】寫在前面

• segment descriptors 構(gòu)建保護模式下的最基本、最根本的執(zhí)行環(huán)境。system descriptors 則構(gòu)建保護模式下的核心組件：

• １、TSS descriptor 提供硬件級的進程切換機制

• ２、LDT descriptor 供進程使用多個 descriptor
• ３、Gate descriptor 提供 processor 權(quán)限級別的切換機制。

5.7.1、 TSS 提供的進程切換機制

• TSS 是一段內(nèi)存區(qū)域，存放進程相關的執(zhí)行環(huán)境信息。初始化的 TSS 是由用戶提供，進程切換時的保存信息由 processor 執(zhí)行。

5.7.1.1、 三個元素構(gòu)成 TSS 環(huán)境:

• １、 TSS descriptor：這個 descriptor 屬于 system descriptor 類型，它的 S (system）位是 0。

  下面列出 TSS descriptors 的類型值：

  0001： 16-bit TSS 0011：　busy 16-bit TSS 1001： 32-bit TSS 1011：　busy 32-bit TSS

  　　以上是 x86 下的 TSS descriptor 類型，分為 16 和 32 位 TSS，x64 的 long mode 下 32 位的 TSS descriptor 將變?yōu)?64 位 TSS descriptor。

• 情景提示：

• 關于 TSS 的 busy 與 available 狀態(tài)：

  • １、 TSS descriptor 的類型指明是 busy 與 available 狀態(tài)。
  • ２、 TSS descriptor 的 busy 與 available 狀態(tài)由 processor 去控制。即：由 processor 置為 busy 或 avaibable。　除了初始的 TSS descriptor 外。
  • TSS 的 busy 狀態(tài)主要用來支持任務的嵌套。TSS descriptor 為 busy 狀態(tài)時是不可進入執(zhí)行的。同時防止 TSS 進程切換機制出現(xiàn)遞歸現(xiàn)象。

• ２、 TSS selector 以及 TR（Task Register）寄存器

  • TR 寄存器的結(jié)構(gòu)與 segment registers 是完全一致的，即：由軟件可見的 selector 部分與 processor 可見的隱藏部分（信息部分）構(gòu)成。

  • TR.selector 與 CS.selector 中的 selector 意義是完全一樣的。其 descriptor 的加載也是一樣的。

  • 即： TR.selector 在 GDT / LDT 中索引查找到 TSS descriptor 后，該 TSS descriptor 將被加載到 TR 寄存的隱藏部分。當然在加載到 TR 寄存器之前，要進行檢查通過了才可加載到 TR 寄存器。若加載 non-TSS descriptor 進入 TR 則會產(chǎn)生 #GP 異常。

• ３、 TSS 塊（Task Status Segment）

  • 像 code segment 或 data segments 一樣，最終的 TSS segment 由 TSS descriptor 來決定。 TSS descriptor 指出 TSS segment 的 base、limit 及 DPL 等信息。

  • TSS segment 存放 eflags 寄存器、GPRs 寄存器及相關的權(quán)限級別的 stack pointer （ss & sp）、CR3 等等信息。

5.7.1.2、 TSS 機制的建立

• 對于多任務 OS 來說，TSS segment 是必不可少的，系統(tǒng)至少需要一個 TSS segment，但是現(xiàn)在的 OS 系統(tǒng)不使用 TSS 機制來進行任務的切換。

• 情景提示：

  • TSS 存在的唯一理由是：需要提供 0 ~ 2 權(quán)限級別的 stack pointer，當發(fā)生 stack 切換時，必須使用 TSS 提供的相應的 stack pointer。
  • 但是：若提供空的 TSS segment，或者可以考慮以直接傳遞 stack pointer 的方式實現(xiàn) stack 切換，即便是這樣設計 processor 要讀取 TSS segment 這一工作是必不可少的。

• 下面的指令用來建立初始的 TSS segment：

  • LTR word ptr [TSS_Selector] /* 在 [TSS_selector] 提供 TSS selector */
    或：LTR ax /* 在 ax 寄存器里提供 TSS selector */

  • ltr 指令使用提供的 selector 在 GDT / LDT 里索引查找到 TSS descriptor 后，加載到 TR 寄存器里。初始的 TSS descriptor 必須設為 available 狀態(tài)，否則不能加載到 TR。processor 加載 TSS descriptor 后，將 TSS descriptor 置為 busy 狀態(tài)。

5.7.1.3、 TSS 進程切換的過程

• 當前進程要切換另一個進程時，可以使用 2 種 selector 進行：使用 TSS selector 以及 Task gate selector（任務門符）。

  call 0x2b:0x00000000 /* 假設 0x2b 為 TSS selector */ call 0x3b:0x00000000 /* 假設 0x3b 為 Task-gate selector */

• TSS 提供的硬件級進程切換機制較為復雜，大多數(shù) OS 不使用 TSS 機制，是因為執(zhí)行的效能太差了。上面的兩條指令的 TSS 進程切換的過程如下：

• 1、使用 TSS selector
  　　call 0x2b:0x00000000 /* 0x2b 為 TSS selector */
  　　這里使用 jmp 指令與 call 指令會有些差別，call 允許 TSS 進程切換的嵌套，jmp 不允許嵌套。

  • （１）processor 使用 TSS selector （0x2b） 在 GDT 索引查找第 5 個 descriptor

  • （２）processor 檢查找到的 descriptor 類型是否是 TSS descriptor，不是的話將產(chǎn)生 #GP 異常。是否為 available TSS，若目標 TSS descriptor 是 busy 的話，同樣將產(chǎn)生 #GP 異常。

  • （３）processor 進行另一項檢查工作：權(quán)限的檢查，CPL <= DPL 并且 selector.RPL <= DPL 即為通過，否則產(chǎn)生 #GP 異常。

  • （４）當前進程的執(zhí)行環(huán)境被保存在當前進程的 TSS segment 中。

  • 情景提示：
    　　在這一步里，此時還沒發(fā)生 TSS selector 切換，processor 把當前進程的環(huán)境信息保存在當前的 TSS segment 中。

  • （５）這里發(fā)生了 TSS selector 切換。新的 TSS selector 被加載到 TR.selector，而新的 TSS descriptor 也被加載到 TR 寄存的隱藏部分。

  • 情景提示：

    • （１）這里，processor 還要將舊的 TSS selector 保存在當前的 TSS segment（新加載的 TSS）中的 link 域。這個 TSS segment 中的 link 其實就是 old TSS selector 域，用來進程返回時獲得原來的 TSS selector 。從而實現(xiàn)任務的嵌套機制。
    • （２）processor 將當前 eflags 寄存器的 NT（Nest Task）標志位置為 1，表明當前的進程是嵌套內(nèi)層。

  • （６）processor 從當前的 TSS segment 取出新進程的執(zhí)行環(huán)境，包括：各個 selector registers（segment registers）、GPRs、stack pointer （ss & sp）、CR3 寄存器以及 eflags 寄存器等。

  • 在這一步，在加載 selectors 進入 segment registers 之前，還必須經(jīng)過相關的 selector & descriptor 的常規(guī)檢查以及權(quán)限檢查。通過之后才真正加載。否則同樣產(chǎn)生 #GP 異常。

  • 情景提示：

    • processor 還要做另一項工作，就是：將新進程的 TSS descriptor 置為 busy 狀態(tài)。使得新進程不能重入。

  • （７）processor 從當前的 CS:RIP 繼續(xù)往下執(zhí)行，完成這個 TSS 進程的切換。這個 CS: RIP 就是新加載的新進程的 cs : rip

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• 從上面的過程可以看出，使用 TSS 進程切換機制異常復雜，導致進程切換的效能太差了。比使用 call gate 以及 trap gate 慢上好多。若當中發(fā)生權(quán)限的改變，還要發(fā)生 stack 切換。
• 進程的返回同樣復雜。同樣需要這么多步驟，總結(jié)來說，主要的時間消耗發(fā)生在新舊進程的信息保存方面。

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• ２、 使用 task gate selector

  • 另一種情況是使用 task gate selector 進行 TSS 進程切換，使用 task gate selector 除了可以 call/jmp 外，還可用在中斷機制上，下面的兩種情況：

    　　call 0x3b:0x00000000 /* 0x3b 為 task gate selector */
    或：int 0x3e /* 假設 0x3e 是 task gate 的向量 */

  • 這兩種情形差不多，除了一些細微的差別外，不過是觸發(fā)的機制不同而已。

  • processor 在 GDT 索引查找到的是一個 task gate descriptor，這個 task gate descriptor 中指出了目標的 TSS selector 。processor 從 task gate descriptor 里加載 TSS selector，剩下的工作和使用 TSS selector 進行切換進程是一致。

  • processor 訪問 task gate descriptor 僅需對 task gate descriptor 作出權(quán)限檢查：CPL <= DPL 并且 RPL <= DPL。在這里不需要作出對 TSS descriptor 的 DPL 權(quán)限進行檢查。

  • gate descriptor 機制提供了一層間接的訪問層，主要用來控制權(quán)限的切換。

• 實際上：

  • 對于 call 0x2b:0x00000000 這條指令，processor 并不知道這個 selector 是 TSS selector 還是 task gate selector，在查找到 descriptor 后，processor 查看這個 descriptor 的 type 才能確定是 TSS selector 還是 task gate selector。

• 最后需注意：

  • （１）使用 jmp 指令進行轉(zhuǎn)移，processor 不會將 eflags 中 NT 標志位置 1
  • （２）使用中斷機制下的 TSS 進程切換，processor 將不作任務的權(quán)限檢查動作。

5.7.1.4、　TSS 進程的返回

• 從 TSS 機制切換的進程在執(zhí)行完后使用 iret 指令返回原進程進，同樣會發(fā)生新舊 TSS segment 的更新動作。

• 進程通過使用 ret 返回時，processor 將不會從嵌套內(nèi)層返回到的嵌套外層進程，也就是不會返回原進程。processor 對 ret 指令的處理，只會從 stack pointer（ss : esp） 取返回地址。

• 對于使用進程使用了 iret 中斷返回指令時：
  
  • （１）processor 將會檢查當前的 eflags.NT 標志位是否為 1，也就是檢查當前進程是否處于嵌套的內(nèi)層。
  • （２）eflags.NT = 1，processor 將從當前 TSS segment 中的 link（old TSS selector）域中取出原來進程的 TSS selector。
  • （３）processor 將不作任何的權(quán)限檢查，TSS selector 被加載到 TR.selector，TSS descriptor 同時被加載到 TR 的隱藏部分。
  • （４）processor 將清除當前的 eflags.NT 為 0。若是使用 ret 指令返回的，processor 是不會清 eflags.NT 為 0
  • （５）從 TSS segment 中加載新的進程執(zhí)行環(huán)境，從新的 CS:EIP 處繼續(xù)執(zhí)行。 將原來的 TSS descriptor 重新置為 available 狀態(tài)，使得可以再次進入。
    

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  • 由上可得，processor 遇到 ret 指令時，是不會對 eflags.NT 進行檢查的。而使用 iret 指令，processor 將對 eflags.NT 進行檢查。

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的x86 的 TSS 任务切换机制的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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