Linux從頭學13：想徹底搞懂“系統呼叫”的底層原理？建議您別錯過這篇【呼叫門】

作者：道哥，10+年嵌入式開發老兵，專注於：C/C++、嵌入式、Linux。

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門描述符
呼叫門特權級檢查規則
呼叫門的使用過程

在之前的文章中Linux從頭學10：三級跳過程詳解-從 bootloader 到作業系統，再到應用程式，由於當時沒有引入特權級的概念，使用者程式和作業系統都工作在相同的特權級，因此可以直接通過[段選擇子:偏移量] 的方式，來呼叫屬於作業系統程式碼段中的函式，如下所示：

使用者程式header中橙色部分的資訊，表示作業系統提供的2個系統函式，位於作業系統的哪個段描述符中，偏移地址是多少。

一旦引入了特權級別，上面這樣的呼叫方式就行不通了。

因為使用者程式的特權級一定比作業系統的特權級別低，所以即使使用者程式能夠知道函式的段選擇子和偏移地址，作業系統也會禁止使用者程式跳轉進去。

例如：應用程式的 CPL 和 RPL 都為 3，而作業系統中的函式所在的段 DPL = 0，不能通過特權級的檢查。

看過上一篇文章的小夥伴一定知道，如果把目的碼段的描述符中，TYPE.C標誌設定為1，也就意味著這是一個依從(或者叫一致性)程式碼段，就允許低特權級的使用者程式呼叫了。

除了這個方法之外，處理器還提供了另外一種更“正規”的方式，來實現低特權級的程式碼轉移到高特權級的程式碼，這就是：呼叫門。

這篇文章，我們就一起來學習呼叫門的機制，順帶著把所有的門描述符也一起介紹下。

門描述符

所謂的門，就是一個通道。通過這個通道，可以進入另一個程式碼段中進行執行。

在x86中，有下面這些門：

呼叫門：用於低特權級程式碼轉移到高特權級程式碼;

任務門：用於不同任務之間的排程;

中斷門：用於非同步執行中斷處理程式;

陷阱門：也用於執行中斷處理程式，不過這裡的中斷是處理器內部產生的;

門描述符與之前介紹的段描述符本質是一樣的，都是用來描述一個程式碼段的資訊，只不過門描述符增加了一層間接性。

下面是4個門描述符的結構(32位系統)：

從以上這4個門描述符的結構中可以看出: 它們並沒有直接記錄目的碼段的開始地址和界限，而是記錄了目的碼段的選擇子。

也就是說：先通過門描述符找到程式碼段選擇子，然後再用這個選擇子到 GDT 中去查詢真正的目的碼段描述符，最終找到目的碼段的開始地址和界限、屬性等資訊，也就是下面這個結構:

所以說，這些門就是增加了一層間接性。

這層間接性，為作業系統提供了諸多好處。

首先，對於中斷處理來說，把所有的中斷描述符放在一個表中，可以對中斷處理程式的地址進行解耦。

其次，對於執行程式碼段的轉移來說，可以利用門來提供更靈活的特權級別控制，實現更加複雜的操作。

關於任務門中的TSS選擇子:

所謂的任務門可以簡單理解為用於任務切換。

因為一個 TSS 段中，儲存的就是一個任務的上下文資訊快照。

只要處理器發現選擇子指向的描述符是一個任務門(通過 TYPE 欄位)，它就執行任務切換:

a. 儲存當前 CPU 中的上下文到當前任務的 TSS 段中;

b. 再把 TSS 選擇子中所指向的那個 TSS 段中的上下文內容，載入到 CPU 暫存器中，這樣就實現了任務切換。

呼叫門特權級檢查規則

從呼叫門的名字就可以看出，它是為系統呼叫服務的。

再來看一下它的描述符結構：

引數個數：呼叫者傳遞多少個引數給目的碼(是通過棧空間來傳參的);

DPL：表示這個呼叫門本身的特權級;

目的碼段選擇子：最終呼叫的目的碼段的選擇子，需要用這個選擇子到 GDT 中尋找目的碼段的基地址;

偏移量：呼叫的程式碼距離目的碼段開始地址的偏移位元組數;

從以上這些欄位來看，這簡直就是為：從低特權級的使用者程式碼，呼叫高特權級的作業系統程式碼，量身定做的，只要處理器在特權級上放過使用者程式一馬就可以了。

事實上也正是如此：當用戶請求呼叫門時，作業系統會進行如下特權級檢查：

當前特權級 CPL (使用者程式)和請求特權級 RPL，必須 [高於或等於] 呼叫門中的 DPL;

即在數值上：CPL <= DPL，RPL <= DPL。(注意：這是呼叫門描述符裡的 DPL)

當前特權級 CPL(使用者程式)，必須 [低於或等於] 目的碼段中的 DPL;

即在數值上：CPL >= 目的碼段描述符中的 DPL。

從以上規則可以再次看出：即使通過呼叫門，目的碼段只允許相同或者更低的特權級程式碼進入，也驗證了之前所說的：高特權級程式碼不會主動轉移到低特權級的程式碼中。

如果特權級檢查被通過，進入目的碼段之後，當前特權級CPL是否會改變呢？

這就依賴於目的碼段描述符中的TYPE欄位中的 C 標誌位的值：

TYPE.C = 1：CPL 保持不變，仍然為使用者程式中的特權級 3;

TYPE.C = 0: CPL 改變，變成目的碼段的特權級;

呼叫門的使用過程

安裝呼叫門

所謂的安裝，就是在GDT中構造一個呼叫門描述符，讓它的目的碼段選擇子指向真正的程式碼段。

假設：下面這張圖是安裝呼叫門之前的狀態：

作業系統提供2個系統函式給使用者程式呼叫，它們的程式碼位於獨立的一個程式碼段中(在GDT中有一個程式碼段描述符)。

然後在GDT中，新增一個門描述符(index = 8)，描述符中的“目的碼段選擇子”中的索引號，就等於 8：

注意：根據前文提到到特權級檢查規則，為了讓使用者程式能正確進入呼叫門，需要把呼叫門描述符的DPL設定為 3 才可以(與使用者程式的CPL相同)。

把呼叫門的選擇子告訴使用者程式

按照之前的慣例，作業系統可以在使用者程式的頭部header中的約定位置處，填寫呼叫們的選擇子以及函式偏移地址：

選擇子的數值為：0x0043(二進位制：0000_0000_0100_0011)：

RPL = 3;

到 GDT 中去查詢;

索引號 index = 8;

使用者程式通過呼叫門進入系統函式

當用戶程式請求呼叫系統函式時，處理器就開始對這 3 方的特權級展開檢查：

使用者程式的 CPL = 3, RPL = 3;

呼叫門自身的 DPL = 3;

呼叫門中的目的碼段選擇子所指向的描述符(index = 7)中 DPL = 0;

以上這些特權級的數值滿足呼叫門的特權級規則要求，於是就進入系統函式所在的程式碼中執行了。

棧的切換

x86 處理器要求：當前特權級 CPL 必須與目標棧段的 DPL 相同。

因此，使用者程式在進入作業系統中的系統函式之後：

1. 如果特權級 CPL 沒有變化

那麼在系統函式執行的時候，使用的棧仍然是使用者程式之前所使用的那個棧空間。

如果使用者程式通過棧傳遞了引數，系統函式可以直接在同一個棧空間中獲取到這些引數。

2. 如果特權級 CPL 發生了變化

那麼在系統函式執行的時候，就需要切換到使用者程式在 0 特權級下的棧空間(作業系統在載入使用者程式的時候，就提前準備好了)。

同時，處理器會把使用者程式在 3 特權級下使用的棧空間中的引數，全部複製到 0 特權級下的棧空間中，這樣的話，系統函式就可以正確獲取到這些引數了。

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

打完收功！

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