本文前置内容(必看)：TSS/LDT/GATE ，中断详解 ，进程的虚拟内存布局、《装载、链接与库》
本节对应代码讲解：实现用户进程-代码详解

概述

操作系统有三大核心功能：内存管理、进程管理、文件管理 。截至目前，我们已经完成了内存管理和进程管理的部分内容，对于内存管理，咋们还差内存回收机制；对于进程管理，由于线程是进程的基础，之前咋们实现了线程，所以进程也就完成了一半；文件管理将在不久后实现文件系统后再进行。

任务切换的原生方式

在 TSS/LDT/GATE 一文中，我们简单了解过 TSS 与 LDT 的作用，明白了 TSS 和 LDT 只是理想中的任务管理和切换的工具： Intel 建议用 TSS 来保存并恢复任务的状态，用 LDT 来保存任务的实体资源 。而考虑到效率问题，现代操作系统并未（完全）使用 TSS 和 LDT 来进行任务切换。至于为什么效率低下，看看其任务切换的具体过程便能体会到：
CPU 原生支持 的任务切换方式有两种：1）中断 + 任务门；2）call / jmp + 任务门；下面分别介绍这两种方式。

中断+任务门
既然是通过中断调用，那么调用方式只能通过中断信号或 int 指令进行，此时任务门也当然是在 IDT 中注册。
调用过程如下：

1. 时钟中断发生，处理器自动从该任务门描述符中取出新任务的 TSS 选择子。

   之前咋们的时钟中断的向量号对应的是中断门描述符，对应时钟中断处理程序（schedule），而现在我们要使用任务门来切换任务，所以时钟中断向量号就应该指向任务门描述符：
   
   这里笔者有个问题，时钟中断号为 0x20，如果 0x20 指向任务门描述符，那岂不是每次发生时钟中断时，都会切换到同一个任务？那还如何实现任务调度呢？由于我们的操作系统不会使用任务门来进行任务切换（Linux也不会)，所以这里就不深究了，直到答案的读者还请麻烦在评论区指点一二。

2. 用 TSS 选择子在 GDT 中索引 TSS 描述符。

3. 判断该 TSS 描述符的 P 位是否为 1，为 0 则表示对应的 TSS 不在内存中，这将引发异常。

4. 从 TR 寄存器中获取旧任务（当前任务）的 TSS 位置，将当前寄存器状态保存到该 TSS 中。

5. 将新任务 TSS 中的值加载进相应寄存器。

6. 将新任务的 TSS 段选择子加载进 TR 寄存器，这由 CPU 自动完成。

7. 将当前任务的 B 位置 1，原因参见TSS/LDT/GATE 。

8. 将新任务标志寄存器的 NT 位置 1，原因参见中断详解。

9. 将旧任务的 TSS 选择子写入到新任务 TSS 的 上一个任务的TSS指针 字段中。

10. 开始执行新任务。

返回过程如下：

1. 调用 iret ，检查 NT 位，如果为 1，则应该返回旧任务而非中断返回。
2. 将当前任务的 NT 位置 0 。
3. 将当前任务的 TSS 描述符中的 B 位置 0 。
4. 将寄存器现场保存到当前 TSS 中。
5. 获取当前 TSS 中 上一任务的TSS指针 字段，将选择子加载进 TR 。
6. 根据 TR 指向的 TSS 恢复寄存器现场。

call、jmp切换任务
任务门除了可以在 IDT 中注册，还能在 GDT 和 LDT 中注册，当在后两者中注册时，就可以通过 call、jmp 指令来切换任务。call 和 jmp 有所不同，前者有去有回，所以通过 call 调用的新任务可以认为是旧任务的分支，本质上它们算是同一个任务 ；而 jmp 则是有去无回，新旧任务之间没有关系。此二者的区别体现在是否将旧任务的 B 位置 0 ，先以指令 call 0x0018:0x1234 来看 call 的任务调用过程：

1. 0x0018 表示在 GDT 中索引第 3 号描述符，即任务门描述符。不同于普通段描述符，任务门描述符中记录的是 TSS 选择子，所以处理器自动忽略 0x1234 。
2. 检查 P 位，为 0 则表示该描述符不在内存中，抛出异常。
3. 检测 S 和 TYPE 位，判断描述符类型，如果是任务门描述符，则检查 B 位，若为 1 则抛出异常。
4. 特权级检查，数值上 CPL 和 TSS 选择子中的 RPL 都要小于或等于 TSS 描述符的 DPL，关于特权级检查与 RPL、CPL、DPL 的区别，详见特权级剖析 。
5. 将当前任务的现场保存到 TR 寄存器所指向的 TSS 中。
6. 将新任务的 TSS 选择子加载到 TR 寄存器中。
7. 将新任务 TSS 中的寄存器载入到相应寄存器中，并进行特权级检查。
8. 将新任务的 NT 位置 1，表示为任务嵌套，以便 iret 时从新任务返回到旧任务，而非从中断返回。
9. 将旧任务的 TSS 选择子写入到新任务 TSS 中 上一任务的TSS指针 字段中，以便能够返回。
10. 将新任务的 B 位置 1 以表示当前任务忙，但旧任务的 B 位仍然为 1，不会置零 ；
11. 切换完成，新任务开始。

任务返回则同上文中断调用相同。

jmp 的任务调度过程和 call 几乎相同，只是第 10 步 B 位置零有所不同：由于 jmp 有去无回，所以新旧任务不构成链式关系，因此会将旧任务的 B 位置 0 。
从以上过程便能看出，CPU 原生的任务调度方式很是繁杂，这降低了任务切换的效率和灵活性，因此现代操作系统都没有采用这种方式。

任务切换的现代方式

虽然咋们没有用 Intel 建议的方式来进行任务调度，但这也不是说 TSS 就一无是处了（LDT 是真的完全成孤儿了），Linux 在以下两个地方还是会用到 TSS：

• I/O 特权级控制
  我们一直认为用户进程无法直接访问硬件，必须通过操作系统才行；但是，为了在某些场景下快速反应，TSS 中的 I/O 位图为用户程序直接控制硬件提供了途径。

  提示：我们的操作系统并不会使用 IO 位图。

• 将进程的内核栈记录在 TSS 中的 SS0 和 ESP0 位置处
  我们通过时钟中断来进行任务调度，在中断详解一文中提到，当发生中断并引用中断门描述符时，会检查是否发生特权级转移，如果特权级改变，则会自动转移到新栈，这个新栈就从 TSS 中获取 。换句话说，一个任务分为用户部分和内核部分，从用户转移到内核时，CPU 就会 自动 切换到内核自己的栈。

同时注意，Linux 只使用一个 TSS ，任务切换时并不会随之切换 TSS，而是只修改 TSS 中的 ESP0 ，这样也会大大提高任务切换的效率。后文解析代码时，读者朋友就能清楚地看到这一过程。

进程的实现方式

Windows 对线程和进程的实现如同教科书一般标准，不仅在概念上对线程和进程有明确的区分，在 API 上也是如此：使用 CreateProgress 和 CreateThread 来分别创建进程和线程。而在 Linux 下就不存在明显的线程概念，其将所有的执行实体都称为任务（task），并由 task_struct 结构体负责管理任务（这点对于理解进程和线程的关系至关重要），这在线程基础中有代码说明 。每个任务都类似于单线程，具有内存空间、执行实体（寄存器）、文件资源等，但不同的任务可以选择共享同一虚拟内存空间，因此，共享了同一个内存空间的任务集合构成了一个进程 。

我们的操作系统是仿 Linux 系统，所以咋们实现用户进程就能够以线程为基础，具体方式如下：
先回顾线程创建的大概流程：

1. 调用 thread_start() 来创建线程。
2. 在 thread_start() 中，调用 get_kernel_page() 向内核申请一页物理内存用来存放 PCB 。
3. 接着，调用 init_thread() 来初始化线程的相关信息（task_struct），包括任务状态、优先级、内核栈指针、魔数等。
4. 然后，调用 thread_create() ，将线程函数及其参数写入该线程的内核栈中。
5. 最终，切换到线程栈，调用线程函数，任务开始。

要以线程为基础实现进程，就只需要将执行普通任务的线程函数替换成创建进程的新函数（即start_progress）即可 。那么，具体创建进程的流程是怎么样的呢？见下图：

以上函数具体的实现待会再说，先来看看程序是如何进入到用户进程的。我们已经知道如下几点：

1. 用户进程运行在 3 特权级（ring3），而内核则运行在 ring0；
2. 在特权级剖析一文中我们了解到，除了返回指令（retf, iret/iretd），任何时候都不允许将控制从高特权级转移到低特权级上。
   
3. 一直以来我们都在内核中运行，即执行流一直停留在 ring0 。

那么现在，要在内核中，即 ring0 下创建用户进程，并进入到 ring3 用户态，该怎么做呢？显然，只能通过中断返回，即 iret 进入用户态。所以我们采用的具体办法是：利用之前的方式创建线程，将线程里运行的函数设置为 start_progress() ；然后在 start_progress 中初始化该线程的中断栈（也就是将用户进程的寄存器现场提前写入中断栈）；最后 iret 中断返回，即可 ring0 -> ring3，进入用户态。

其实这种方式可以说是瞒天过海，妥妥地欺骗了 CPU。我们用 iret 指令使 CPU 以为咋们处于中断处理环境中，于是便假装从中断返回，顺利通过特权级检查并进入用户态。

用户进程的虚拟内存分布

上图是经典的 Linux 用户进程内存布局(内核2.4版本) ，下面依次对各个部分作简单阐述：

• 3GB~4GB 虚拟内存映射为内核空间，由所有进程共享。

• 用户内存的顶部是用户栈。一般而言，用户栈的最大空间为 8MB，详见Linux进程栈空间大小 - Tiehichi’s Blog。另外，用户栈的最高处会用来保存命令行参数和环境变量，这些数据是由 C 运行库压入的，后续从文件系统加载进程时会再提及此处。

• 用户栈下面是共享库的内存映射区域。共享库就是动态链接库，一个共享对象（即.so文件）由所有用户进程共享。举个例子，A 进程用到了 math 库，B进程也用到了 math 库，则 math 库会被加载到物理内存中，进而被映射到各个进程的虚拟内存空间中，由此实现共享，大大节省了内存，这便是动态链接库相对于静态链接库的优势。

• 接着是运行时堆，用于满足程序运行时的动态内存需求。

• .bss 用于保存未初始化的数据，如未初始化的静态变量和全局变量。

• .data 段用来保存已初始化且可读写的数据。实际上还有 .rodata 用来存放只读数据，此段并未体现在图中。

• .text 则是代码区。IA-32 体系结构中，进程空间的代码段都从 0x08048000 开始，这与最低可用地址 0x00000000 有 128M 的间距。

  关于 0x08048000 这个值有许多解释，Linker And Loader一书给出的解释如下：
  在 386 系统上，代码的起始虚拟地址是 0x08048000 ，这允许在代码下方有一个相当大的堆栈；同时保持在地址0x08000000上方，允许大多数程序使用单个二级页表（回想一下，在 386 上，每个页目录项映射 0x00400000 大小的空间）。其他原因可参见0x08048000由来