哈工大李治军老师操作系统笔记【4】：系统调用的实现（Learning OS Concepts By Coding Them !）

文章目录

0 系统调用的直观实现
1 内核态与用户态
2 总结

0 系统调用的直观实现

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从一个 $Wh o am I$ 的问题引入，系统调用打印用户名，用户名这个字符串是在内核当中的，因为要进到内核当中，所以这是系统调用
当想把用户名从内核当中打出，为什么不能简单的调用printf()这条指令呢？
APP在内存中，OS也在内存中，APP想访问OS提供的内容为什么不能直接进行呢？直接jmp或者直接mov为什么不行？OS当中有很多很重要的东西，比如 $roo t$ 用户的密码，所以会造成不安全的隐患
任何一种输出数据到外设的系统调用，在某个时刻，这些数据会在操作系统内核的缓冲区中，这个时候就可能被泄漏，比如可以通过缓冲区或者显存看到 $w or d$ 里面的内容，这些都是不太安全的，所以尽管都在内存当中，不让mov/jmp的原因

1 内核态与用户态

接上方，凭什么不让APP使用jmp指令到内存当中呢？因为硬件电路的原因，只有硬件电路有能力让你“不jmp/mov”。

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区分内核态和用户态是一种处理器的“硬件设计”，从硬件的层面保证了这个机制（操作系统的很多功能都是需要依靠硬件设计来实现的，软硬件结合)
内核态可以问任何数据，用户态不能访问内核数据：对于指令跳转也是一样
硬件把内存分割成了很多区域（如上图的蓝色与红色的区域，生成了用户段与内核段，如上图的蓝色与红色区域代码），实现了内核与APP（用户程序）的隔离
DPL，CPL，RPL，都是基于硬件实现的
就是比较当前态的特权级和目标段的特权级，这个特权级数字的含义见上图中的处理器保护环，数字越小，越接近内核
CPL就是CS的最低两位，DPL可以从GDT表中查到，在保护模式下指令地址的翻译是查GDT表，那么这个时候就可以查到目标指令的DPL,和当前态的特权级CPL比较，如果DPL>=CPL,那就说明当前态的特权级足以执行目标指令，否则就不允许执行
DPL：DPL是用来描述目标内存段的特权级的（PL就是特权级，D就是目标），例如上方的红色段代码，DPL就在GDT表中，一个GDT的表项就用来描述一段内存，初始化都置成0
CPL：当前的特权级，取决于执行的是什么指令，因为指令是PC，PC又是CS:IP组成的，所以CS当中的一部分就用来表示特权级，什么内核段/用户段，都得靠段寄存器来做，CS:IP是指向当前要执行的指令地址，当前程序处于内核态还是用户态，用CS:IP的最低两位来表示，0是内核态，3是用户态，当前特权级为3，只能访问3，但是是0，就都可以访问，那1,2呢？

1.1 硬件提供了进入内核态的方法

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对于Intel x86,那就是中断指令int
int指令将使CS中的CPL改成0，“进入内核”（是怎么做到的？下面笔记有解释）
这是用户程序发起的调用内核代码的唯一方式

系统调用的核心

用户程序中包含一段包含t指令的代码（库函数）
操作系统写中断处理，获取想调程序的编号（所有的中断处理代码都是操作系统提前设置的）
操作系统根据编号执行相应代码

以C代码库编写的系统调用，在用户程序调用后，会首先进入C代码库函数，然后用汇编代码在约定的位置（栈或者寄存器)设置参数和系统调用编号，最后执行int指令。

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1.2 write

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这是一段C语言内嵌汇编代码
获取_NR_write,这是write的系统调用编号，将它放在eax寄存器中，参数放在ebX、ecx、edx中
然后执行int0x80指令，这个中断执行后，会把返回值放在eax寄存器中
eax寄存器的值会赋给res,最终返回res

1.3 `int 0x80`

int 0x80，需要在OS初始化的时候寻找线索
IDT表和GDT表的结构比较像，是特别用于中断处理函数寻址的表可以根据DT表找到这个中断的处理函数的入口地址
下图展示的是操作系统初始化的时候，与it0x80和IDT表初始化相关的代码
下图中，set_system_gatel函数就是在设置DT表，其两个参数说明了0x80中断的处理函数入口地址就是&system_cal,也就是说0x80这个中断专门用于表示系统调用
下图中，可以看到IDT表中也有DPL,且当前情况下DPL被设置成了3，所以int 0x80中断可以在用户态下调用（总结一句话，系统调用对应的中断itOx80位于IDT表中的DPL=3,可以在用户态下调用)
一旦调用int Ox80,CPL就会被置为0，因为这个中断的处理函数本身就在内核空间，那么CS自然就是内核段，那么CPL自然就变成0了
将来中断返回的时候，可以肯定CPL会变回3

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