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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在之前的文章中Linux從頭學10：三級跳過程詳解-從 bootloader 到 操作系統，再到應用程序，由於當時沒有引入特權級的概念，用戶程序和操作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，來調用屬於操作系統代碼段中的函數，如下所示：
用戶程序header中橙色部分的信息，表示操作系統提供的2個系統函數，位於操作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，上面這樣的調用方式就行不通了。
因為用戶程序的特權級一定比操作系統的特權級別低，所以即使用戶程序能夠知道函數的段選擇子和偏移地址，操作系統也會禁止用戶程序跳轉進去。
例如：應用程序的 CPL 和 RPL 都為 3，而操作系統中的函數所在的段 DPL = 0，不能通過特權級的檢查。
看過上一篇文章的小伙伴一定知道，如果把目標代碼段的描述符中，TYPE.C標志設置為1，也就意味着這是一個依從(或者叫一致性)代碼段，就允許低特權級的用戶程序調用了。
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，來實現低特權級的代碼轉移到高特權級的代碼，這就是：調用門。
這篇文章，我們就一起來學習調用門的機制，順帶着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，可以進入另一個代碼段中進行執行。
在x86中，有下面這些門：
調用門：用於低特權級代碼轉移到高特權級代碼;
任務門：用於不同任務之間的調度;
中斷門：用於異步執行中斷處理程序;
陷阱門：也用於執行中斷處理程序，不過這里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，都是用來描述一個代碼段的信息，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標代碼段的開始地址和界限，而是記錄了目標代碼段的選擇子。
也就是說：先通過門描述符找到代碼段選擇子，然后再用這個選擇子到 GDT 中去查找真正的目標代碼段描述符，最終找到目標代碼段的開始地址和界限、屬性等信息，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，為操作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，可以對中斷處理程序的地址進行解耦。
其次，對於執行代碼段的轉移來說，可以利用門來提供更靈活的特權級別控制，實現更加復雜的操作。
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，保存的就是一個任務的上下文信息快照。
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 字段)，它就執行任務切換:
a. 保存當前 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，加載到 CPU 寄存器中，這樣就實現了任務切換。
調用門特權級檢查規則
從調用門的名字就可以看出，它是為系統調用服務的。
再來看一下它的描述符結構：
參數個數：調用者傳遞多少個參數給目標代碼(是通過棧空間來傳參的);
DPL：表示這個調用門本身的特權級;
目標代碼段選擇子：最終調用的目標代碼段的選擇子，需要用這個選擇子到 GDT 中尋找目標代碼段的基地址;
偏移量：調用的代碼距離目標代碼段開始地址的偏移字節數;
從以上這些字段來看，這簡直就是為：從低特權級的用戶代碼，調用高特權級的操作系統代碼，量身定做的，只要處理器在特權級上放過用戶程序一馬就可以了。
事實上也正是如此：當用戶請求調用門時，操作系統會進行如下特權級檢查：
- 當前特權級 CPL (用戶程序)和請求特權級 RPL，必須 [高於或等於] 調用門中的 DPL;
即在數值上：CPL <= DPL，RPL <= DPL。(注意：這是調用門描述符里的 DPL)
- 當前特權級 CPL(用戶程序)，必須 [低於或等於] 目標代碼段中的 DPL;
即在數值上：CPL >= 目標代碼段描述符中的 DPL。
從以上規則可以再次看出：即使通過調用門，目標代碼段只允許相同或者更低的特權級代碼進入，也驗證了之前所說的：高特權級代碼不會主動轉移到低特權級的代碼中。
如果特權級檢查被通過，進入目標代碼段之后，當前特權級CPL是否會改變呢？
這就依賴於目標代碼段描述符中的TYPE字段中的 C 標志位的值：
TYPE.C = 1：CPL 保持不變，仍然為用戶程序中的特權級 3;
TYPE.C = 0: CPL 改變，變成目標代碼段的特權級;
調用門的使用過程
安裝調用門
所謂的安裝，就是在GDT中構造一個調用門描述符，讓它的目標代碼段選擇子指向真正的代碼段。
假設：下面這張圖是安裝調用門之前的狀態：
操作系統提供2個系統函數給用戶程序調用，它們的代碼位於獨立的一個代碼段中(在GDT中有一個代碼段描述符)。
然后在GDT中，新增一個門描述符(index = 8)，描述符中的“目標代碼段選擇子”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，為了讓用戶程序能正確進入調用門，需要把調用門描述符的DPL設置為 3 才可以(與用戶程序的CPL相同)。
把調用門的選擇子告訴用戶程序
按照之前的慣例，操作系統可以在用戶程序的頭部header中的約定位置處，填寫調用們的選擇子以及函數偏移地址：
選擇子的數值為：0x0043(二進制：0000_0000_0100_0011)：
RPL = 3;
到 GDT 中去查找;
索引號 index = 8;
用戶程序通過調用門進入系統函數
當用戶程序請求調用系統函數時，處理器就開始對這 3 方的特權級展開檢查：
用戶程序的 CPL = 3, RPL = 3;
調用門自身的 DPL = 3;
調用門中的目標代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調用門的特權級規則要求，於是就進入系統函數所在的代碼中執行了。
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，用戶程序在進入操作系統中的系統函數之后：
1. 如果特權級 CPL 沒有變化
那么在系統函數執行的時候，使用的棧仍然是用戶程序之前所使用的那個棧空間。
如果用戶程序通過棧傳遞了參數，系統函數可以直接在同一個棧空間中獲取到這些參數。
2. 如果特權級 CPL 發生了變化
那么在系統函數執行的時候，就需要切換到用戶程序在 0 特權級下的棧空間(操作系統在加載用戶程序的時候，就提前准備好了)。
同時，處理器會把用戶程序在 3 特權級下使用的棧空間中的參數，全部復制到 0 特權級下的棧空間中，這樣的話，系統函數就可以正確獲取到這些參數了。
打完收功！
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