Linux 0.11-从内核态到用户态-23

从内核态到用户态
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从内核态到用户态

书接上回，上回书咱们从整体上鸟瞰了一下第三部分要讲的内容，代码上就是还差四句话就走到了 main 函数的尽头。

void main(void) {...    move_to_user_mode();if (!fork()) {init();}for(;;) pause();
}

今天我们就重点讲这第一句代码，move_to_user_mode。

让进程无法逃出用户态

这行代码的意思直接说非常简单，就是从内核态转变为了用户态，但要解释清楚这个意思，还需要听我慢慢道来。

我相信你肯定听说过操作系统的内核态与用户态，用户进程都在用户态这个特权级下运行，而有时程序想要做一些内核态才允许做的事情，比如读取硬盘的数据，就需要通过系统调用，来请求操作系统在内核态特权级下执行一些指令。

我们现在的代码，还是在内核态下运行，之后操作系统达到怠速状态时，是以用户态的 shell 进程运行，随时等待着来自用户输入的命令。

所以，就在这一步，也就是 move_to_user_mode 这行代码，作用就是将当前代码的特权级，从内核态变为用户态。

一旦转变为了用户态，那么之后的代码将一直处于用户态的模式，除非发生了中断，比如用户发出了系统调用的中断指令，那么此时将会从用户态陷入内核态，不过当中断处理程序执行完之后，又会通过中断返回指令从内核态回到用户态。

整个过程被操作系统的机制拿捏的死死的，始终让用户进程处于用户态运行，必要的时候陷入一下内核态，但很快就会被返回而再次回到用户态，是不是非常无奈？这样操作系统就掌控了控制权，而用户进程再怎么折腾也无法逃出这个模式。

内核态与用户态的本质-特权级

首先从一个最大的视角来看，这一切都源于 CPU 的保护机制。CPU 为了配合操作系统完成保护机制这一特性，分别设计了分段保护机制与分页保护机制。

当我们在第七回 | 六行代码就进入了保护模式将 cr0 寄存器的 PE 位开启时，就开启了保护模式，也即开启了分段保护机制。

当我们在第九回 | Intel 内存管理两板斧：分段与分页将 cr0 寄存器的 PG 位开启时，就开启了分页模式，也即开启了分页保护机制。

有关特权级的保护，实际上属于分段保护机制的一种。具体怎么保护的呢？由于这里的细节比较繁琐，所以我举个例子简单理解下即可，实际上的特权级检查规则要比我说的多好多内容。

我们目前正在执行的代码地址，是通过 CPU 中的两个寄存器 cs : eip 指向的对吧？cs 寄存器是代码段寄存器，里面存着的是段选择子，还记得它的结构么？

这里面的低端两位，此时表示 CPL，也就是当前所处的特权级，假如我们现在这个时刻，CS 寄存器的后两位为 3，二进制就是 11，就表示是当前处理器处于用户态这个特权级。

假如我们此时要跳转到另一处内存地址执行，在最终的汇编指令层面无非就是 jmp、call 和中断。我们拿 jmp 跳转来举例。

如果是短跳转，也就是直接 jmp xxx，那不涉及到段的变换，也就没有特权级检查这回事。

如果是长跳转，也就是 jmp yyy : xxx，这里的 yyy 就是另一个要跳转到的段的段选择子结构。

这个结构仍然是一样的段选择子结构，只不过这里的低端两位，表示 RPL，也就是请求特权级，表示我想请求的特权级是什么。同时，CPU 会拿这个段选择子去全局描述符表中寻找段描述符，从中找到段基址。

那还记得段描述符的样子么？

你看，这里面又有个 DPL，这表示目标代码段特权级，也就是即将要跳转过去的那个段的特权级。

好了，我们总结一下简图，就是这三个玩意的比较。

这里的检查规则比较多，简单说，绝大多数情况下，要求 CPL 必须等于 DPL，才会跳转成功，否则就会报错。

也就是说，当前代码所处段的特权级，必须要等于要跳转过去的代码所处的段的特权级，那就只能用户态往用户态跳，内核态往内核态跳，这样就防止了处于用户态的程序，跳转到内核态的代码段中做坏事。

这只是代码段跳转时所做的特权级检查，还有访问内存数据时也会有数据段的特权级检查，这里就不展开了。最终的效果是，处于内核态的代码可以访问任何特权级的数据段，处于用户态的代码则只可以访问用户态的数据段，这也就实现了内存数据读写的保护。

说了这么多，其实就是，代码跳转只能同特权级，数据访问只能高特权级访问低特权级。

特权级转换的方式

诶不对呀，那我们今天要讲的是，从内核态转变为用户态，那如果代码跳转只能同特权级跳，我们现在处于内核态，要怎么样才能跳转到用户态呢？

Intel 设计了好多种特权级转换的方式，中断和中断返回就是其中的一种。

处于用户态的程序，通过触发中断，可以进入内核态，之后再通过中断返回，又可以恢复为用户态。

就是刚刚的图所表示的。

而系统调用就是这么玩的，用户通过 int 0x80 中断指令触发了中断，CPU 切换至内核态，执行中断处理程序，之后中断程序返回，又从内核态切换回用户态。

但有个问题是，我们当前的代码，此时就是处于内核态，并不是由一个用户态程序通过中断而切换到的内核态，那怎么回到原来的用户态呢？答案还是，通过中断返回。

没有中断也能中断返回？可以的，Intel 设计的 CPU 就是这样不符合人们的直觉，中断和中断返回的确是应该配套使用的，但也可以单独使用，我们看代码。

void main(void) {...    move_to_user_mode();...
}#define move_to_user_mode() \
_asm { \_asm mov eax,esp \_asm push 00000017h \_asm push eax \_asm pushfd \_asm push 0000000fh \_asm push offset l1 \_asm iretd /* 执行中断返回指令*/ \
_asm l1: mov eax,17h \_asm mov ds,ax \_asm mov es,ax \_asm mov fs,ax \_asm mov gs,ax \
}

你看，这个方法里直接就执行了中断返回指令 iretd。

那么为什么之前进行了一共五次的压栈操作呢？因为中断返回理论上就是应该和中断配合使用的，而此时并不是真的发生了中断到这里，所以我们得假装发生了中断才行。

怎么假装呢？其实就把栈做做工作就好了，中断发生时，CPU 会自动帮我们做如下的压栈操作。而中断返回时，CPU 又会帮我们把压栈的这些值返序赋值给响应的寄存器。

去掉错误码，刚好是五个参数，所以我们在代码中模仿 CPU 进行了五次压栈操作，这样在执行 iretd 指令时，硬件会按顺序将刚刚压入栈中的数据，分别赋值给 SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP 这几个寄存器，这就感觉像是正确返回了一样，让其误以为这是通过中断进来的。

压入栈的 CS 和 EIP 就表示中断发生前代码所处的位置，这样中断返回后好继续去那里执行。

压入栈的 SS 和 ESP 表示中断发生前的栈的位置，这样中断返回后才好恢复原来的栈。

其中，特权级的转换，就体现在 CS 和 SS 寄存器的值里，都是细节！

CS 和 SS 寄存器是段寄存器的一种，段寄存器里的值是段选择子，其结构上面已经提过两遍了，在第六回 | 先解决段寄存器的历史包袱问题中也专门讲了这个结构的作用。

对着这个结构，我们看代码。

#define move_to_user_mode() \
_asm { \_asm mov eax,esp \_asm push 00000017h \ ; 给 SS 赋值_asm push eax \_asm pushfd \_asm push 0000000fh \ ; 给 CS 赋值_asm push offset l1 \_asm iretd /* 执行中断返回指令*/ \
_asm l1: mov eax,17h \_asm mov ds,ax \_asm mov es,ax \_asm mov fs,ax \_asm mov gs,ax \
}

拿 CS 举例，给它赋的值是，0000000fh，用二进制表示为：

0000000000001111

最后两位 11 表示特权级为 3，即用户态。而我们刚刚说了，CS 寄存器里的特权级，表示 CPL，即当前处理器特权级。

所以经过 iretd 返回之后，CS 的值就变成了它，而当前处理器特权级，也就变成了用户态特权级。

除了改变特权级之外

除了改变了特权级之外，还做了什么事情呢？

刚刚我们关注段寄存器，只关注了特权级的部分，我们再详细看看。

刚刚说了 CS 寄存器为 0000000000001111，最后两位表示用户态的含义。

那继续解读，倒数第三位 TI 表示，前面的描述符索引，是从 GDT 还是 LDT 中取，1 表示 LDT，也就是从局部描述符表中取。

前面的描述符索引为 1，表示从局部描述符表中取到代码段描述符，如果你熟悉前面我讲过的内容，你将会直接得出上述结论。不过我还是帮你回忆一下。

在第18回 | 大名鼎鼎的进程调度就是从这里开始的中，将 0 号 LDT 作为当前的 LDT 索引，记录在了 CPU 的 lldt 寄存器中。

#define lldt(n) __asm__("lldt %%ax"::"a" (_LDT(n)))void sched_init(void) {...lldt(0);...
}

而整个 GDT 与 LDT 表的设计，经过整个第一部分进入内核前的苦力活和第二部分大战前期的初始化工作的设计后，成了这个样子。

所以，一目了然。

再看这行代码，把 EIP 寄存器赋值为了那行标号的地址。

void main(void) {...    move_to_user_mode();...
}#define move_to_user_mode() \
_asm { \_asm mov eax,esp \_asm push 00000017h \_asm push eax \_asm pushfd \_asm push 0000000fh \_asm push offset l1 \_asm iretd /* 执行中断返回指令*/ \
_asm l1: mov eax,17h \_asm mov ds,ax \_asm mov es,ax \_asm mov fs,ax \_asm mov gs,ax \
}

这里刚好设置的是下面标号 l1 的位置，所以 iretd 之后 CPU 就乖乖去那里执行了。所以其实从效果上看，就是顺序往下执行，只不过利用了 iretd 做了些特权级转换等工作。

同理，这里的栈段 ss 和数据段 ds，都被赋值为了 17h，大家可以展开二进制算一下，他们又是什么特权级，对应的描述符又是谁。

总结

所以其实，最终效果上看就是按顺序执行了我们所写的指令，仿佛没有经过什么中断和中断返回的过程，但却通过中断返回实现了特权级的翻转，也就是从内核态变为了用户态，顺便设置了栈段、代码段和数据段的基地址。

好了，我们兜兜转转终于把这个 mov_to_user_mode 讲完了，特权级这块的检查细节非常繁琐，为了理解操作系统，我们只需要暂且记住如下一句话就好了：

数据访问只能高特权级访问低特权级，代码跳转只能同特权级跳转，要想实现特权级转换，可以通过中断和中断返回来实现。

OK，我们现在已经进入了用户态，也即表明了需要内核态来完成的工作已经全部安排妥当了，其实就是整个第一部分进入内核前的苦力活和第二部分大战前期的初始化工作的内容，对全局描述符表、中断描述符表、页表等关键内存结构进行设置，以及对 CPU 特殊寄存器如 cr0 和 cr3 的设置，还有对外设如硬盘、键盘、定时器的设置等。

看来我们又完成了一大堆苦力活呀，内核态做的工作也真是枯燥乏味呢。接下来只需要在用户态进行工作即可了！

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