作 者：道哥，10+年的嵌入式開發老兵。
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x86 系統中的保護模式，給系統的安全性提供了很大的保障，但是在我們之前的文章中，一直都淡化了特權級別這個概念。
例如：在保護模式下的段選擇器，我們一直都只把它看做一個段描述符的"索引號"，用來在 GDT (全局描述描述符表) 中查找一個段描述符，例如：
圖中：代碼段寄存器中的索引號是 4 ，GDT 中每一個表項占用 8 個字節，於是就在偏移量為 32 的位置，找到了代碼段的描述符，進而從描述符中找到代碼段的起始地址和長度界限。
數據段、棧段的操作過程也是這樣的。
從現在開始，我們需要讓用戶程序擁有自己私有的描述符表 LDT（Local Descriptor Table），並且擁有自己的特權級別(總不能讓用戶程序與操作系統一樣，工作在非常高的 0 特權級別)。
因此，我們需要糾正之前的錯誤：段寄存器中，不僅僅有段的索引號，還有另外兩個屬性：TI 和 RPL，如下圖所示：
- TI 標志位：表示到哪個表中(GDT or LDT)查找描述符;
TI = 0: 到 GDT 中查找描述符;
TI = 1: 到 LDT 中查找描述符;
- RPL(Request Privilege Level) 標志位：表示想給段寄存器賦值的請求者(也就是一段代碼)，它的特權級別;
此時，繼續把段寄存器中的內容稱作段索引符就不合適了，一般稱作：選擇子。
LDT：局部描述符表
在上一篇文章中，操作系統把應用程序從硬盤讀取到內存中之后，為應用程序創建了三個段描述符，這三個段描述符都放在了 GDT 表中，這是不合理的。
首先，在多任務系統中，應用程序的數量是不確定的，應用程序也會執行結束。
如果把所有應用程序的段描述符都放在 GDT 中，對於操作系統來說，管理這個數據太復雜。
其次，當引入特權級別之后，如果應用程序的段描述符放在 GDT 中，那么就意味着應用程序需要有權限來訪問 GDT，而 x86 系統中只有一個 GDT(所以叫做 Global Description Table)，只能被操作系統訪問。
因此，操作系統需要為每一個應用程序，單獨申請一塊空間，用作這個程序自己的段描述附表，稱作：LDT(Local Description Table)。
例如：現在系統中有 2 個用戶程序: APP1 和 APP2，操作系統在加載每一個應用程序的時候，就會在應用程序自己的內存空間中，申請一塊，用作 LDT：
為什么是 “應用程序自己的內存空間”？
因為每一個應用程序，都獨享 4G 大小的虛擬內存空間。
在 LDT 中，存放着當前應用程序自己的段描述符信息，例如：代碼段、數據段、棧段。
LDT 所占用的空間也屬於內存的一部分，有起始地址和長度界限，因此也需要為它創建一個段描述符，這個描述符就放在 GDT 中。
在 Linux 應用層，我們會嚴格的區分進程、線程，但是在系統的底層，這樣的區分界限已經比較模糊了，用任務 task 來稱呼更通用些。
根據剛才的假設，現在系統中有 2 個用戶程序，那么處理器怎么知道：當前正在執行的是哪一個應用程序的 LDT 中的代碼？
正如處理器中有一個寄存器 GDTR，保存着 GDT 的開始地址和長度，處理器中還有一個寄存器 LDTR，存儲着當前正在執行的那個應用程序的 LDT 開始地址和長度：
所有應用程序的虛擬內存的高端地址部分，映射的都是操作系統的內存空間，按照 Linux 中的做法，3G ~ 4G 空間被操作系統使用。
圖中的綠色部分，表示操作系統空間(1G)，在分頁機制下，它們都映射到相同的物理內存頁上(藍色虛線箭頭)。
當操作系統切換到應用程序2時，處理器中的 LDTR 就會被賦值為應用程序2 的 LDT 的線性地址和長度信息。
GDTR 中的內容不變，因為每個應用程序中的 GDT 都是從操作系統“繼承”而來的，開始地址和長度都是一樣的。
TSS: 任務狀態段
顧名思義，任務狀態段就是用來存儲和恢復任務的狀態信息。
經常聽到一個術語：任務上下文。
所謂的上下文，就是體現一個任務正在被執行時的環境信息，主要就是處理器中的各種寄存器內容，也就是下面這張圖中的寄存器們：
這張圖反映了一個任務上下文的所有寄存器信息。
當任務被調度器中止執行之前，需要把這些寄存器中的值都保存下來，相當於做一個快照。
當這個任務以后又被恢復執行時，再把這個快照中保存的信息，原樣的賦值給圖中的所有寄存器，這樣就稱作恢復任務上下文，這個任務就從上次被中止的地方繼續執行(因為指令指針寄存器 EIP 被恢復了)。
就如同 LDT 一樣，TSS 也是操作系統為應用程序分配的一塊內存空間，只不過這塊空間是位於操作系統的勢力范圍內，只能由操作系統來操作。
TSS 也有起始地址和長度界限，也需要為它在 GDT 中創建一個段描述符。
與 LDT 類似，在處理器中也有一個寄存器 TR，用來指向當前正在執行的那個任務的 TSS。
當進行任務切換的時候：
首先，把處理器中的寄存器內容，存儲到 TR 寄存器指向的 TSS 段中(即將被停止的任務);
然后，把新的任務的 TSS 段中的內容，復制到處理器的各寄存器中，並且把 TSS 地址賦值給 TR 寄存器;
TCB: 任務控制塊
任務控制塊，可以說是系統中用來管理任務的最重要的數據結構了，操作系統用來管理任務的所有信息都可以放在這里。
看一下 Linux 2.6 內核代碼中的結構體：struct task_struct{ ... }，就知道 TCB 有多復雜了，有些書籍上也稱之為 PCB(Process Control Block，進程控制塊)。
在這個結構中，一些常用的信息包括：
程序的加載地址;
任務的優先級;
任務的當前狀態;
任務打開的一些資源：網絡、文件設備等待;
。。。
需要注意的是：上面的 LDT、TSS，是 x86 處理器中設計的運行機制，是處理器要求這樣的。
而 TCB 不是處理器要求的，它是操作系統的實現者自己來構建的，因此可以根據自己的需要來進行設計。
每一個應用程序需要一個 TCP 結構，所有的 TCB 結構就可以構成一個鏈表，便於操作系統來管理。
比如：在發生任務切換的時候，就可以順着鏈表頭，一次掃描鏈表上的每一個 TCB 節點。
如果找到了當前正在被執行(即將被中止)的任務，就把這個任務的狀態標記為暫停，並移動到鏈表的末尾，然后把鏈表頭部的第一個處於 ready 狀態的任務，加載到處理器中去執行。
當然，Linux 系統中的處理過程更為復雜，它把每一個任務按照優先級放在不同的等待隊列中，然后利用哈系桶算法來查找任務。
x86 處理器中的這三個概念，對於理解任務切換非常重要。
寫到這里，我總是覺得以上的文字描述還是有點朦朦朧朧，也許是自己還需要進一步的理解其中的脈絡。
就先這樣吧，以后想到更好的描述方式了再與大家分享，謝謝！
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