Sharing Process Address Space
共享進程位址空間

• Reduce memory usage
  減少記憶體使用
  • e.g. editor .
    例如編輯。
• Explicitly requested by processes
  進程明確請求
  • e.g. shared memory for interprocess communication.
    例如用於進程間通訊的共享記憶體。
• mmap() system call allows part of a file or the memory residing on a device to be mapped into a part of a process address space.
  mmap()系統呼叫允許將駐留在裝置上的檔案或記憶體的一部分對應到進程位址空間的一部分。

Race Condition
競賽條件

• When the outcome of some computation depends on how two or more processes are scheduled, the code is incorrect. We say that there is a race condition.
  當某些計算的結果取決於兩個或多個進程的調度方式時，程式碼是不正確的。我們說存在競爭條件。
• Example:
  例子：
  • Variable v contains the number of available resources.
    變數v包含可用資源的數量。

Critical Region
臨界區

Any section of code that should be finished by each process that begins it before another process can enter it is called a critical region.
在另一個進程可以進入之前由每個啟動該進程的進程完成的任何程式碼部分稱為臨界區域。

Synchronization
同步

• Atomic Operation:
  原子操作：
  • a single, non-interruptible operation
    單一、不間斷的操作
  • not suitable for complex operation
    不適合複雜操作
    • e.g. delete a node from a linked list.
      例如，從鍊錶中刪除一個節點。

Synchronization – Non-preemptive Kernels
同步－非搶佔式內核

When a process executes in kernel mode, it cannot be arbitrarily suspended and substituted with another process .
當一個行程在核心模式下執行時，它不能被任意掛起並被另一個行程取代。

Therefore on a uniprocessor system, all kernel data structures that are not updated by interrupts or exception handlers are safe for the kernel to access.
因此，在單處理器系統上，所有未由中斷或異常處理程序更新的核心資料結構對於核心存取都是安全的。

Ineffective in multiprocessor system.
在多處理器系統中無效。

Synchronization - Interrupt Disabling
同步 - 中斷停用

Disabling interrupts before entering critical region and restoring the interrupts after leaving the region.
進入臨界區前禁止中斷，離開臨界區後恢復中斷。

Not efficient
效率不高

Not suitable for multiprocessors.
不適合多處理器。

Synchronization - Semaphore
同步-信號量

• Consist of
  包括
  • an integer variable,
    一個整數變量，
  • a list of waiting processes,
    等待進程的列表，
  • and
  • two atomic methods down() and up() .
    兩個原子方法down()和up() 。
• Will block process; therefore, it is not suitable for interrupt handler.
  會阻塞進程；因此，它不適合中斷處理程序。

Synchronization – Spin Lock
同步——自旋鎖

• For multiprocessor system:
  對於多處理器系統：
  • When time to update the data protected by semaphores is short, then semaphores are not efficient.
    當更新受信號量保護的資料的時間很短時，信號量就效率不高。
  • When a process finds the lock closed by another process, it spins around repeatedly, executed a tight instruction loop until the lock becomes open.
    當一個程序發現鎖被另一個程序關閉時，它會反覆旋轉，執行緊密的指令循環，直到鎖打開。

Synchronization
同步

Avoid deadlock.
避免死鎖。

Signals
訊號

Linux uses signals to notify processes system events .
Linux 使用訊號來通知進程系統事件。

Each event has its own signal number , which is usually referred to by a symbolic constant such as SIGTERM .
每個事件都有自己的訊號編號，通常由符號常數（例如SIGTERM）來引用。

Signal Notification
信號通知

• Asynchronous notifications
  非同步通知
  • For instance, a user can send the interrupt signal SIGINT to a foreground process by pressing the interrupt keycode (usually Ctrl-C ) at the terminal.
    例如，使用者可以透過在終端機上按中斷鍵程式碼（通常是Ctrl-C ）將中斷訊號SIGINT傳送到前台進程。
• Synchronous notifications
  同步通知
  • For instance, the kernel sends the signal SIGSEGV to a process when it accesses a memory location at an invalid address.
    例如，當進程存取無效位址的記憶體位置時，核心會向進程發送訊號SIGSEGV 。

Processes’ Responses to Signals
進程對訊號的回應

• Ignore.
  忽略。
• Asynchronously execute a signal handler .
  異步執行信號處理程序。
  • Signal SIGKILL and SIGSTOP cannot be directly handled by a process or ignored.
    訊號SIGKILL和SIGSTOP不能由進程直接處理或忽略。

Kernel Default Actions to Signals
內核對訊號的預設操作

When a process doesn’t define its response to a signal, then kernel will utilize the default action of the signal to handle it.
當進程沒有定義其對訊號的響應時，核心將利用訊號的預設操作來處理它。

Each signal has its own kernel default action.
每個訊號都有自己的核心預設操作。

Terminate the process.
終止該進程。

Core dump and terminate the process
核心轉儲並終止進程

Ignore
忽略

Suspend
暫停

Resume, if it was stopped.
如果已停止，則恢復。

Process Management-related System Calls
進程管理相關的系統調用

• fork()
  叉（）
  • Duplicate a copy of the caller process.
    複製呼叫者進程的副本。
  • Caller → parent
    來電者 → 家長
  • New process → child
    新進程→子進程
• _exit()
  _出口（）
  • Send a SIGCHLD signal to the exiting process’s parent process.
    向退出進程的父進程發送SIGCHLD訊號。
  • The signal is ignored by default
    預設該訊號被忽略
• exec()
  執行（）

How Can a Parent Process Inquire about Termination of Its Children?
父進程如何查詢其子程序的終止？

The wait4( ) system call allows a process to wait until one of its children terminates; it returns the process ID ( PID ) of the terminated child.
wait4()系統呼叫允許進程等待，直到其子進程之一終止；它會傳回終止子進程的進程 ID ( PID )。

When executing this system call, the kernel checks whether a child has already terminated.
當執行這個系統呼叫時，核心檢查子進程是否已經終止。

A special zombie process state is introduced to represent terminated processes: a process remains in that state until its parent process executes a wait4( ) system call on it.
引入一種特殊的殭屍進程狀態來表示終止的進程：進程保持在該狀態，直到其父進程對其執行wait4()系統呼叫。

system Call wait4( )
系統呼叫 wait4( )

The system call handler extracts data about resource usage from the process descriptor fields .
系統呼叫處理程序從進程描述符欄位中提取有關資源使用情況的資料。

The process descriptor may be released once the data is collected.
一旦收集到數據，就可以釋放進程描述符。

If no child process has already terminated when the wait4( ) system call is executed, the kernel usually puts the process in a wait state until a child terminates.
如果執行wait4()系統呼叫時沒有子程序已經終止，則核心通常會將程序置於等待狀態，直到子程序終止。

Process init[LSAG]
進程初始化[LSAG]

• init is a special system process which is created during system initialization.
  init是一個特殊的系統進程，在系統初始化期間創建。
  • /etc/inittab
  • getty
    蓋蒂
  • login shell
    登入外殼
• If a parent process terminates before its child process(es) does (do), then init becomes the parent process of all those child process(es).
  如果父進程在其子進程執行之前終止，則init成為所有這些子進程的父進程。
• The init process
  初始化進程
  • monitors the execution of all its children
    監視其所有孩子的處決
  • and
  • routinely issues wait4( ) system calls, whose side effect is to get rid of all orphaned zombies.
    例行公事地發出wait4()系統調用，其副作用是清除所有孤立的殭屍。

Shell
殼

• Also called a command line interpreter .
  也稱為命令列解釋器。
• When you login a system, it displays a prompt on the screen and waits for you to enter a commend.
  當您登入系統時，系統會在螢幕上顯示提示並等待您輸入命令。
• A running shell is also a process.
  正在運行的 shell 也是一個進程。
• Some of the famous shells
  一些著名的貝殼
  • Bourne shell ( /bin/sh )
  • Bourne Again shell ( /bin/bash )
    諜影重重 shell ( /bin/bash )
  • Korn Shell ( /bin/ksh )
    科恩外殼 ( /bin/ksh )
  • C-shell ( /bin/csh )

Memory Addressing
記憶體尋址

Logical Addresses
邏輯位址

• Logical address:
  邏輯位址：
  • Used in machine language instructions to specify the address of an instruction or an operand .
    在機器語言指令中用於指定指令或操作數的位址。
  • A logical address ← segment base address + offset
    邏輯位址←段基底位址+偏移量
    • offset: the distance from the start of the segment to the actual address.
      offset：段起始點到實際位址的距離。
    • In an assembly language instruction, the segment base address part is stored in a segment register and is usually omitted, because most segments are specified by default segment registers:
      在組合語言指令中，段基址部分儲存在段暫存器中，通常被省略，因為大多數段都是由預設段暫存器指定的：
    • e.g. code segments use cs register.
      例如代碼段使用cs寄存器。

mov es:[eax],ecx ≡ 268908 (larger instruction)
mov es:[eax],ecx == 268908 （更大的指令）

mov [eax],ecx ≡ 8908
mov [eax],ecx ≠ 8908

Default Segment Register [Aki Suihkonen]
預設段寄存器 [Aki Suihkonen]

mov esi, [ebp + 542] ; // uses ss:
mov esi, [ebp + 542] ; // 使用 ss:

mov esi, [esp + 123] ; // uses ss: too
mov esi, [esp + 123] ; // 也使用 ss:

mov eax, [eax + esp] ; // uses ds, because eax is the base
mov eax, [eax + esp] ; // 使用 ds，因為 eax 是基數

// and esp is the scalable register (with scale==1)
// esp 是可擴充暫存器（scale==1）

It's not the property of assembler, but of the processor.
它不是彙編程式的屬性，而是處理器的屬性。

To override it, there's a one byte segment override prefix before the instruction.
要覆蓋它，指令前有一個一字節段覆蓋前綴。

mov es:[eax],ecx ≡ 268908 (larger instruction)
mov es:[eax],ecx == 268908 （更大的指令）

mov [eax],ecx ≡ 8908
mov [eax],ecx ≠ 8908

Linear Addresses
線性位址

• Linear Address (Virtual Address)
  線性位址（虛擬位址）
  • In an IA -32 architecture, it is an unsigned 32-bit integer.
    在IA -32 架構中，它是一個無符號 32 位元整數。
  • 2^32 = 4 Giga bytes
    2^32 = 4 GB 位元組
  • From 0x00000000 to 0xffffffff
    從0x00000000到0xffffffff

Physical Address
實體地址

• Physical address
  實體地址
  • Used to address memory cells in memory chips.
    用於對記憶體晶片中的儲存單元進行尋址。
  • Signals appear on the address bus and CPU ’s address pins.
    訊號出現在位址匯流排和CPU的位址接腳上。
  • Physical addresses are also represented by a 32-bit unsigned integer.
    物理位址也用 32 位元無符號整數表示。

Physical Memory Addresses
實體記憶體位址

Memory chips consist of memory cells.
儲存晶片由儲存單元組成。

Each memory cell has a unique address.
每個儲存單元都有一個唯一的位址。

Each memory cell is one byte long.
每個儲存單元都是一個位元組長。

Memory cells may contain instructions or data.
記憶體單元可以包含指令或資料。

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Memory Addresses Used in a Program – Logical Addresses
程式中使用的記憶體位址 - 邏輯位址

Programs use a memory address to access the content of a memory cell.
程式使用記憶體位址來存取記憶體單元的內容。

The address used by physical memory is different from the address used in a program, even though both are 32 -bit unsigned integers.
實體記憶體使用的位址與程式中使用的位址不同，儘管兩者都是32位元無符號整數。

Logical Address Example
邏輯地址範例

main()
{
  int a,b;

  a=3;
  b=2;
}
↓
main:
  pushl   %ebp
  movl    %esp, %ebp
  subl    $8, %esp
  andl    $-16, %esp
  movl    undefined, -4(%ebp)
  movl    $2, -8(%ebp)
  leave
  ret

Address Transformation
地址轉換

• Segmentation Unit
  分段單元
  • A hardware circuit
    硬體電路
  • Transform a logical address into a virtual address.
    將邏輯位址轉換為虛擬位址。
• Paging Unit:
  尋呼單元：
  • A hardware circuit
    硬體電路
  • Transform a virtual address into a physical address.
    將虛擬位址轉換為實體位址。

Address Translation
地址翻譯

• The units are inside a cpu.
  這些單元位於 CPU 內部。

Intel 80386 Data Flow
英特爾 80386 資料流

Memory Arbitrator
記憶體仲裁器

• When multiple processors could access the same memory chips, a memory arbitrator guarantees that at any instance only one processor could access a chip.
  當多個處理器可以存取相同的記憶體晶片時，記憶體仲裁器保證在任何情況下只有一個處理器可以存取晶片。
  • A multiprocessor system
    多處理器系統
  • DMA
• Resides between
  位於之間
  • the address bus
    地址總線
  • and
  • memory chips.
    儲存晶片。

CPU Mode
CPU模式

• Starting for 80386 , IA-32 provides two logical address translation method.
  從80386開始， IA-32提供了兩種邏輯位址轉換方法。
  • Real Mode
    實模式
    • Compatibility with older processors
      與舊處理器的兼容性
    • bootstrap
      引導程式
  • Protected Mode
    保護模式
    • In this chapter we only discuss this mode.
      本章我們只討論這種模式。

Segmentation Unit
分段單元

• A logical address is decided by
  邏輯位址由下式決定
  • a 16 -bit segment selector (segment identifier)
    16位元段選擇器（段標識符）
  • and
  • a 32 -bit offset within the segment identified by the segment selector.
    由段選擇器標識的段內的32位元偏移量。

Segment Registers
段寄存器

• An IA -32 processor has 6 segment registers ( cs , ss , ds , es , fs , gs )
  IA -32 處理器有 6 個段暫存器（ cs 、 ss 、 ds 、 es 、 fs 、 gs ）
• Each segment register holds a segment selector.
  每個段暫存器都保存一個段選擇器。
  • cs : points to a code segment
    cs : 指向程式碼段
  • ss : points to a stack segment
    ss ：指向堆疊段
  • ds : points to a data segment.
    ds ：指向資料段。
  • es , fs , and gs : general purpose segment register may point to arbitrary data segments .
    es 、 fs和gs ：通用段暫存器可以指向任意資料段。

CPU Privilege Levels
CPU 權限等級

• The cs register includes a 2-bit field that specifies the Current Privilege Level ( CPL ) of the CPU .
  cs暫存器包含一個 2 位元字段，用於指定CPU的目前特權等級 ( CPL )。
  • The value 0 denotes the highest privilege level, while the value 3 denotes the lowest one.
    值 0 表示最高權限級別，而值 3 表示最低權限級別。
• Linux uses only levels 0 and 3 , which are respectively called Kernel Mode and User Mode.
  Linux 僅使用等級0和3 ，分別稱為核心模式和使用者模式。

Segment Descriptors
段描述符

The addresses used by a program are divided into several different areas (segments).
程式使用的位址被分成幾個不同的區域（段）。

Items used by a program with similar properties are saved in the same segment.
具有相似屬性的程式所使用的項目保存在同一段中。

Each segment is represented by an 8 -byte Segment Descriptor that describes the segment characteristics.
每個段落由描述段特徵的8位元組段描述符表示。

GDT vs. LDT
GDT 與 LDT

Segment Descriptors are stored either in the Global Descriptor Table ( GDT ) or in the Local Descriptor Table ( LDT ).
段描述符儲存在全域描述符表（ GDT ）或本機描述符表（ LDT ）中。

Usually only one GDT is defined, while each process is permitted to have its own LDT if it needs to create additional segments besides those stored in the GDT .
通常只定義一個GDT ，而每個行程如果需要建立儲存在GDT中的段之外的其他段，則允許擁有自己的LDT 。

LDT Usage [松涛琴声]
LDT 用法 [松濤琴聲]

gdtr and ldtr
gdtr 和 ldtr

• The CPU register gdtr contains the address of the GDT in main memory .
  CPU暫存器gdtr包含主記憶體中GDT的位址。

  • "The gdtr register holds the base address (32 bits in protected mode) and the 16-bit table limit for the GDT .
    「 gdtr暫存器保存GDT的基底位址（保護模式下為 32 位元）和 16 位元表限制。
  • The base address specifies the linear address of byte 0 of the GDT ; the table limit specifies the number of bytes inthe table.“ (Intel)
    基底位址指定GDT的位元組0的線性位址；表限制指定表中的位元組數。

  

• The CPU register ldtr contains the address of the LDT of the currently used LDT .
  CPU暫存器ldtr包含目前使用的LDT的LDT位址。

  

• 32-bit Linear Base Address and Segment Limit are hidden parts.
  32 位元線性基底位址和段限制是隱藏部分。

Segment Descriptor Format
段描述符格式

Base field (32): the linear address of the first byte of the segment.
基底字段（32）：段的第一個位元組的線性位址。

G granularity flag (1): 0 (byte); 1 (4 K bytes).
G粒度標誌（1）：0（位元組）； 1（4 K位元組）。

Limit field (20).
限製字段 (20)。

S system flag (1): 0 (system segment); 1 (normal segment).
S系統標誌（1）：0（系統段）； 1（正常段）。

Type field (4): segment type and its access rights.
類型欄位（4）：段類型及其存取權限。

DPL (Descriptor privilege level) (2):
DPL （描述符特權等級）（2）：

Segment-present flag
段存在標誌

D / B flag
D / B標誌

Reserved bit
保留位

AVL flag
AVL標誌

Frequently Used Segment Descriptor Types
常用的段描述符類型

• Code Segment Descriptor.
  代碼段描述符。
• Data Segment Descriptor.
  資料段描述符。
  • P.S.: Stack Segments are implemented by means of Data Segment Descriptors.
    PS：堆疊段是透過資料段描述符來實現的。
• Task State Segment Descriptor ( TSSD )
  任務狀態段描述符（ TSSD ）
  • A TSSD describes a Task State Segment ( TSS ) which is used to store the contents of a process registers .
    TSSD描述了一個任務狀態段( TSS )，用於儲存進程暫存器的內容。
• Local Descriptor Table Descriptor ( LDTD )
  局部描述符表描述符 ( LDTD )

Segment Descriptors
段描述符

Segment Selector Format
段選擇器格式

Segment Registers
段寄存器

• Each segment register contains a segment selector .
  每個段暫存器都包含一個段選擇器。
  • 13 -bit index
    13位索引
  • 1 -bit TI (Table Indicator) flag.
    1位TI （表指示符）標誌。
  • 2 -bit RPL (Requestor Privilege Level)
    2位元RPL （請求者權限等級）
    • The cs register’s RPL also denotes the current privilege level of the CPU .
      cs寄存器的RPL也表示CPU目前的特權等級。
    • 0 represents the highest privilege. Linux uses 0 to represent the kernel mode and 3 to represent the user mode.
      0代表最高權限。 Linux用0代表核心態，用3代表用戶態。
• Associated with each segment register is an additional nonprogrammable register which contains the segment descriptor specified by the segment selector .
  與每個段寄存器相關的是一個附加的不可編程寄存器，其中包含由段選擇器指定的段描述符。

DPL (Descriptor Privilege Level)
DPL（描述符特權等級）

2 -bit field of a segment descriptor used to restrict access to the segment.
段描述符的2位元字段，用於限制對段的存取。

It represents the minimal CPU privilege level requested for accessing the segment.
它表示存取該段所請求的最低CPU權限等級。

Locate the Segment Descriptor Indicated by Segment Selector
找到段選擇器指示的段描述符

address =( gdtr / ldtr ) + index *8.
地址=( gdtr / ldtr ) +索引*8。

The first entry of the GDT is always 0.
GDT的第一個條目永遠為 0。

The maximum number of segment descriptors that the GDT can have is 213-1.
GDT可以擁有的最大段描述符數是 213-1。

Fast Access to Segment Descriptor
快速存取段描述符

Translation of a Logical Address
邏輯位址的轉換

CPL, DPL, RPL [Stackoverflow_user1354557]
CPL、DPL、RPL [Stackoverflow_user1354557]

• When accessing a segment, there are actually two checks that must be performed. Access to the segment is only allowed if  both  of the following are true:
  當存取一個段時，實際上必須執行兩項檢查。僅當滿足以下兩個條件時才允許存取該段：
  • CPL <= DPL
  • RPL <= DPL
• So even if CPL is sufficiently privileged to access a segment, the access will still be denied if the segment selector that references that segment is not sufficiently privileged.
  因此，即使CPL有足夠的特權來存取某個段落，如果引用該段的段選擇器沒有足夠的特權，存取仍然會被拒絕。

Segmentation in Linux
Linux 中的分段

Segmentation in Linux
Linux 中的分段

• All Linux processes running in User Mode use the same pair of segments to address instructions and data.
  所有在使用者模式下運行的 Linux 進程都使用同一對段來尋址指令和資料。
  • These segments are called user code segment and user data segment , respectively.
    這些段分別稱為使用者代碼段和用戶資料段。
• Similarly, all Linux processes running in Kernel Mode use the same pair of segments to address instructions and data:
  類似地，所有在核心模式下運行的 Linux 進程都使用同一對段來尋址指令和資料：
  • they are called kernel code segment and kernel data segment , respectively.
    它們分別稱為內核程式碼段和內核資料段。
• Under the above design, it is possible to store all segment descriptors in the GDT .
  在上述設計下，可以將所有段描述符儲存在GDT中。

Values of the Segment Descriptor Fields for the Four Main Linux Segments
四個主要 Linux 段的段描述符欄位的值

• The corresponding Segment Selectors are defined by the macros __USER_CS , __USER_DS , __KERNEL_CS , and __KERNEL_DS , respectively.
  對應的段選擇器分別由巨集__USER_CS 、 __USER_DS 、 __KERNEL_CS和__KERNEL_DS定義。
  • To address the kernel code segment, for instance, the kernel just loads the value yielded by the __KERNEL_CS macro into the cs segmentation register.
    例如，為了尋址核心程式碼段，核心只需將__KERNEL_CS巨集產生的值載入到cs分段暫存器。

Linux Logic Addresses and Linear Addresses
Linux 邏輯位址和線性位址

The linear addresses associated with such segments all start at 0 and reach the addressing limit of 2 32 __ -1__ . This means that all processes, either in User Mode or in Kernel Mode, may use the same logical addresses.
與此類段相關的線性位址全部從0開始，並達到尋址限制2 32 __ -1__ 。這意味著所有進程，無論是在使用者模式還是在內核模式，都可以使用相同的邏輯位址。

Another important consequence of having all segments start at 0x00000000 is that in Linux, logical addresses coincide with linear addresses ; that is, the value of the Offset field of a logical address always coincides with the value of the corresponding linear address.
讓所有段落都從0x00000000開始的另一個重要後果是，在 Linux 中，邏輯位址與線性位址一致；也就是說，邏輯位址的Offset欄位的值總是與對應的線性位址的值一致。

Privilege Level Change
權限等級變更

• The RPL of CS register determine the current privilege level of a CPU .
  CS寄存器的RPL決定了CPU目前的特權等級。
• From user mode to kernel mode: __ __
  從使用者態到核心態：__ __
  • Linux 2.4: when the CS is changed all corresponding DS , SS registers must also be changed, i.e. load DS , ES with __KERNEL_DS .
    Linux 2.4：當CS更改時，所有對應的DS 、 SS暫存器也必須更改，也就是用__KERNEL_DS載入DS 、 ES 。
  • Linux 2.6 : Load DS , ES with __USER_DS [ 李志敏 ] [ Bomb250 ][ Grip2 ]
    Linux 2.6 : 使用__USER_DS載入DS , ES [李志敏] [ Bomb250 ][ Grip2 ]

The Linux __ GDT__
Linux __GDT__

The Linux GDT
Linux GDT

In uniprocessor systems there is only one GDT , while in multiprocessor systems there is one GDT for every CPU in the system.
在單處理器系統中，只有一個GDT ，而在多處理器系統中，系統中的每個CPU都有一個GDT 。

All GDT s are stored in the per- CPU __ __ gdt_page __ __ variable, while the addresses and sizes of the GDT s (used when initializing the gdtr registers) are stored in the per- CPU early_gdt_descr [ ] ][ 2 ][ 3 ] __ __ variable.
所有GDT都儲存在每個CPU __ __ gdt_page __ __ 變數中，而GDT的位址和大小（在初始化gdtr暫存器時使用）儲存在每個CPU Early_gdt_descr [ ] ][ 2 ][ 3 中] __ __ 多變的。

GDT Layout
全域資料表佈局

• Each GDT includes
  每個GDT包括
  • 21 segment descriptors
    21個段描述符
  • and
  • 11 null, unused, or reserved entries.
    11 個空、未使用或保留的條目。
• Unused entries are inserted on purpose so that Segment Descriptors usually accessed together are kept in the same 32-byte line of the hardware cache.
  未使用的條目是有意插入的，以便通常一起存取的段描述符保留在硬體快取的同一 32 位元組行中。

Linux’s GDT
Linux 的 GDT

Data Structure of a GDT Entry
GDT條目的資料結構

In Linux, the data type of a GDT entry is __struct __ desc_struct .
在 Linux 中， GDT條目的資料型態是 __struct __ desc_struct 。

  struct desc_struct {
  union {
     struct {
              unsigned int a;
              unsigned int b;
            };
     struct {
              u16 limit0;
              u16 base0;
              unsigned base1: 8, type: 4, s: 1, dpl: 2, p: 1;
              unsigned limit: 4, avl: 1, l: 1, d: 1, g: 1, base2: 8;
            };
        };
  } __attribute__((packed));

Unnamed struct/union fields within structs/unions [GNU]
結構/聯合中的未命名結構/聯合字段 [GNU]

As permitted by __ISO C11 __ and for compatibility with other compilers, GCC allows you to define a structure or union that contains, as fields, structures and unions without names.
根據 __ISO C11 __ 的允許以及為了與其他編譯器相容， GCC允許您定義一個結構體或聯合體，其中包含不帶名稱的結構體和聯合體（如字段）。

Example [GNU]
範例 [GNU]

struct {
       int a;
       union {
         int b;
         float c;
       };
       int d;
     } foo;

• In this example, you are able to access members of the unnamed union with code like ‘ foo.b ’.
  在此範例中，您可以使用「 foo.b 」等程式碼存取未命名聯合的成員。
  • Note that only unnamed structs and unions are allowed, you may not have, for example, an unnamed int.
    請注意，僅允許使用未命名的結構和聯合，例如，您可能沒有未命名的 int。

Task State Segment
任務狀態段

In Linux, each processor has only one TSS .
在 Linux 中，每個處理器只有一個TSS 。

The virtual address space corresponding to each TSS is a small subset of the liner address space corresponding to the kernel data segment .
每個TSS對應的虛擬位址空間是內核資料段對應的線性位址空間的小子集。

All the TSS s are sequentially stored in the per- CPU init_tss variable
所有TSS都按順序儲存在每個CPU 的init_tss變數中

struct tss_struct { // A TTS
  /*
   * The hardware state:
  */
  struct x86_hw_tss       x86_tss;
  /*
   * The extra 1 is there because the CPU will access an
   * additional byte beyond the end of the IO permission
   * bitmap. The extra byte must be all 1 bits, and must
   * be within the limit.
  */
  unsigned long           io_bitmap[IO_BITMAP_LONGS + 1];
  /*
   * .. and then another 0x100 bytes for the emergency kernel stack:
  */
  unsigned long           stack[64];
} ____cacheline_aligned;

struct x86_hw_tss
結構體x86_hw_tss

struct x86_hw_tss {
 unsigned short          back_link, __blh;
 unsigned long           sp0;
 unsigned short          ss0, __ss0h;
 unsigned long           sp1;
 /* ss1 caches MSR_IA32_SYSENTER_CS: */
 unsigned short          ss1, __ss1h;
 unsigned long           sp2;
 unsigned short          ss2, __ss2h;
 unsigned long           __cr3;
 unsigned long           ip;
 unsigned long           flags;
 unsigned long           ax;
 unsigned long           cx;
 unsigned long           dx;
 unsigned long           bx;
 unsigned long           sp;
 unsigned long           bp;
 unsigned long           si;
 unsigned long           di;
 unsigned short          es, __esh;
 unsigned short          cs, __csh;
 unsigned short          ss, __ssh;
 unsigned short          ds, __dsh;
 unsigned short          fs, __fsh;
 unsigned short          gs, __gsh;
 unsigned short          ldt, __ldth;
 unsigned short          trace;
 unsigned short          io_bitmap_base;
} __attribute__((packed));

Task State Segment Descriptor[1]
任務狀態段描述子[1]

• The TSS descriptor for the nth CPU
  第 n 個 CPU 的 TSS 描述符
  • The Base field: point to the nth component of the per- CPU init_tss variable.
    Base 欄位：指向每個CPU init_tss變數的第 n 個組成部分。
  • G flag: 0
    G標誌：0
  • Limit field: the size of the TSS [ 1 ][ 2 ]
    限製字段： TSS [ 1 ][ 2 ]的大小
  • DPL : 0
    資料遺失率：0

Initialize the Content of TSS Descriptor
初始化TSS描述符的內容

void __cpuinit cpu_init(void)
{
   int cpu = smp_processor_id();
   struct task_struct *curr = current;
   struct tss_struct *t = &per_cpu(init_tss, cpu);
                     ...
   [set_tss_desc](cpu, t);     
                     ...
}

Thread-Local Storage (TLS) Segments
線程本地存儲 (TLS) 段

Three Thread-Local Storage ( TLS ) segments: this is a mechanism that allows multithreaded applications to make use of up to three segments containing data local to each thread .
三個執行緒本地儲存 ( TLS ) 段：這是一種允許多執行緒應用程式使用最多三個包含每個執行緒本地資料的段的機制。

The set_thread_area( ) and get_thread_area( ) system calls, respectively, create and release a TLS segment for the executing process.
set_thread_area()和get_thread_area()系統呼叫分別為執行程序建立和釋放TLS段。

Thread-Local Storage [GNU]
線程本地存儲 [GNU]

Thread-local storage ( TLS ) is a mechanism by which variables are allocated such that there is one instance of the variable per extant thread.
執行緒本地儲存 ( TLS ) 是一種分配變數的機制，使得每個現有執行緒都有一個變數實例。

It requires significant support from the linker ( ld ), dynamic linker ( ld.so ), and system libraries ( libc.so  and  libpthread.so ), so it is not available everywhere.
它需要連結器 ( ld )、動態連結器 ( ld.so ) 和系統庫（ libc.so和libpthread.so ）的大力支持，因此並非隨處可用。

Thread-Local Storage Example [GNU]
線程本地存儲範例 [GNU]

• At the user level, the extension is visible with a new storage class keyword:  __thread .
  在使用者級別，擴充功能透過新的儲存類別關鍵字可見： __thread 。
• For example:
  例如：

__thread int i;
extern __thread struct state s;
static __thread char *p;

Keyword __thread [GNU]
關鍵字 __thread [GNU]

The  __thread  specifier may be used alone, with the extern  or  __static __ specifiers, but with no other storage class specifier.
__thread說明符可以單獨使用，與extern或 __static __ 說明符一起使用，但不能與其他儲存類別說明符一起使用。

When used with extern or static , ____thread __ must appear immediately after the other storage class specifier.
與extern或static一起使用時，____thread __ 必須緊接在其他儲存類別說明符之後出現。

address-of operator and thread-local variable [GNU] [cntofu]
位址運算子和線程局部變數 [GNU] [cntofu]

When the address-of operator is applied to a thread-local variable, it is evaluated at run time and returns the address of the current thread’s instance of that variable.
當取址運算子應用於執行緒局部變數時，它會在執行時進行求值並傳回該變數的目前執行緒實例的位址。

An address so obtained may be used by any thread. When a thread terminates, any pointers to thread-local variables in that thread become invalid.
如此獲得的地址可以被任何線程使用。當執行緒終止時，該執行緒中指向執行緒局部變數的任何指標都會變得無效。

Example [hedgezzz]
範例 [hedgezzz]

struct data_  
{  
    int  id ;  
    char name[16] ;  
} ;  
typedef struct data_ sdata ;
static __thread  sdata  tx ;

Other Special Segments
其他特殊細分市場

Three segments related to Advanced Power Management ( APM ).
與進階電源管理 ( APM ) 相關的三個部分。

Five segments related to Plug and Play ( PnP ) BIOS services .
與即插即用 ( PnP ) BIOS服務相關的五個部分。

A special TSS segment used by the kernel to handle "Double fault " exceptions .
核心用來處理「雙重錯誤」異常的特殊TSS段。

GDTs of Different CPUs
不同CPU的GDT

• There is a copy of the GDT for each processor in the system.
  系統中的每個處理器都有一個GDT副本。
• All copies of the GDT store identical entries, except for a few cases:
  GDT的所有副本都儲存相同的條目，除了少數情況：
  • First, each processor has its own TSS segment, thus the corresponding GDT 's entries differ.
    首先，每個處理器都有自己的TSS段，因此對應的GDT的條目不同。
  • Moreover, a few entries in the GDT may depend on the process that the CPU is executing ( LDT and __TLS __ Segment Descriptors).
    此外， GDT中的某些項目可能取決於CPU正在執行的進程（ LDT和 __TLS __ 段描述子）。
  • Finally, in some cases a processor may temporarily modify an entry in its copy of the GDT ;
    最後，在某些情況下，處理器可能會暫時修改其GDT副本中的條目；
    • this happens, for instance, when invoking an APM 's BIOS procedure.
      例如，當呼叫APM的BIOS過程時，就會發生這種情況。

Default Local Descriptor Table (LDT)
預設本機描述符表 (LDT)

After Linux 2.6.18, there is no default LDT that is shared by ALL processes [ 1 ] .
Linux 2.6.18 之後，沒有所有行程共享的預設LDT [ 1 ] 。

Contents of GDT for Processor n-1
處理器 n-1 的 GDT 內容

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In Linux, a process can contain several threads. These threads share the global variables and heap. Each thread has its own stack.
在Linux中，一個行程可以包含多個執行緒。這些執行緒共享全域變數和堆。每個線程都有自己的堆疊。

Per- CPU _ Variables_ _ [_ thinkiii ]
每個CPU _ 變數_ _ [_ thinkiii ]

typeof Operator [IBM]
typeof 運算子 [IBM]

• The typeof operator returns the type of its argument, which can be an _ expression_ or a type .
  typeof運算子傳回其參數的類型，該類型可以是_表達式_或類型。
• The language feature provides a way to derive the type from an expression.
  語言功能提供了一種從表達式派生類型的方法。
• The typeof operator is a language extension provided for handling programs developed with GNU C .
  typeof運算子是一種語言擴展，用於處理用GNU C開發的程式。
  • The alternate spelling of the keyword, __typeof__ , is recommended.
    建議使用關鍵字__typeof__的替代拼字。
• Given an expression e , __typeof__(e) can be used anywhere a type name is needed,
  給定一個表達式e ， __typeof__(e)可以在任何需要類型名稱的地方使用，
  • for example in a declaration or in a cast.
    例如在聲明或強制轉換。

Example (1)
例（1）

 int e;
 __typeof__(e + 1) j;  /* the same as declaring int j; */
 e = (__typeof__(e)) f; /* the same as casting e = (int) f; */

Example (2)
範例（2）

Given
給定

int T[2];
int i[2];

int T[2];
整數 i[2];

you can write
你可以寫

__typeof__(i) a; /* all three constructs have the same meaning */
__typeof__(int[2]) a;
__typeof__(T) a;

The behavior of the code is as if you had declared
程式碼的行為就好像您已聲明

int a[2];

Comma Expressions
逗號表達式

A comma expression contains two operands of any type separated by a comma and has left-to-right associativity.
逗號表達式包含由逗號分隔的任何類型的兩個操作數，並且具有從左到右的關聯性。

The left operand is fully evaluated, possibly producing side effects, and its value, if there is one, is discarded.
左操作數被完全求值，可能會產生副作用，並且其值（如果有）將被丟棄。

The right operand is then evaluated.
然後計算正確的操作數。

The type and value of the result of a comma expression are those of its right operand, after the usual unary conversions.
經過通常的一元轉換後，逗號表達式結果的類型和值是其右邊操作數的類型和值。

Example (1)
例（1）

The following statements are equivalent:
以下語句是等效的：

    r = (a,b,...,c);
    a; b; r = c;

Example (2)
範例（2）

&(a, b)
a, &b

&(a, b)
一、&b

Supplementary Material
補充資料

L bit of Code Segment Descriptor
L位代碼段描述符

Each _code segment descriptor _ provides an L bit.
每個_code段描述子_提供一個L位。

This bit allows a code segment to execute 64-bit code or legacy 32-bit code by code segment.
此位元允許代碼段逐個代碼段執行 64 位元代碼或傳統 32 位元代碼。

L Flag
L 旗

• In IA-32e mode, bit 21 of the second doubleword of the _segment descriptor _ indicates whether a code segment contains native 64-bit code.
  在IA-32e模式下，_段描述符_的第二個雙字的位元 21 指示代碼段是否包含本機 64 位元代碼。
  • A value of 1 indicates instructions in this code segment are executed in 64-bit mode.
    值為 1 表示該程式碼段中的指令以 64 位元模式執行。
  • A value of 0 indicates the instructions in this code segment are executed in compatibility mode.
    值為 0 表示該程式碼段中的指令以相容模式執行。

Segment Descriptor Tables in IA-32e Mode
IA-32e 模式下的段描述符表

In IA-32e mode, a segment descriptor table can contain up to 8192 (213) 8-byte descriptors.
在IA-32e模式下，一個段描述符表最多可以包含8192（213）個8位元組描述符。

An entry in the _segment descriptor table _ can be 8 bytes.
_段描述符表_中的條目可以是8位元組。

_System descriptors _ are expanded to 16 bytes (occupying the space of two entries).
_系統描述符_擴展為16位元組（佔用兩個條目的空間）。

Expanded System Descriptors
擴充系統描述符

Call gate descriptors
呼叫門描述符

IDT gate descriptors
IDT門描述符

LDT and TSS descriptors
LDT和TSS描述符

Call-Gate Descriptor in IA-32e Mode
IA-32e 模式下的呼叫閘描述符

Global and Local Descriptor Tables
全域和局部描述符表

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Previous Materials
以前的材料

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Segmentation in x84-64 _ [_ Intel -1][ Intel -2]
x84-64 中的分段_ [_ Intel -1][ Intel -2]

GDTR of x86-64
x86-64 的 GDTR

The GDTR register holds the base address (64 bits in IA-32e mode) and the 16-bit table limit for the GDT .
GDTR暫存器保存GDT的基底位址（ IA-32e模式下為 64 位元）和 16 位元表限制。

• The LDTR register holds
  LDTR暫存器保存
  • the 16-bit segment selector
    16位段選擇器
  • base address (64 bits in IA-32e mode)
    基址（ IA-32e模式下為 64 位元）
  • segment limit
    段限制
  • descriptor attributes for the LDT .
    LDT的描述符屬性。

• Seg. Sel.: Segment Selector
  段。 Sel.: 段選擇器
• 64 -bit Linear Base Address and Segment Limit are hidden part.
  64 位元線性基底位址和段限制是隱藏部分。

Segmentation in IA-32e Mode
IA-32e 模式下的分段

• In IA-32e mode of Intel 64 architecture, the effects of segmentation depend on whether the processor is running in
  在Intel 64架構的IA-32e模式下，分段的效果取決於處理器是否運作在
  • compatibility mode
    相容模式
  • or
  • 64-bit mode.
    64 位元模式。

Segmentation in Compatibility Mode
相容模式下的分段

In compatibility mode , segmentation functions just as it does using legacy 16-bit or 32-bit protected mode semantics.
在相容模式下，分段功能就像使用傳統的 16 位元或 32 位元保護模式語義一樣。

Segmentation in 64-bit Mode (1)
64 位元模式下的分段 (1)

In 64-bit mode, segmentation is generally (but not completely) disabled, creating a flat 64-bit linear-address space.
在 64 位元模式下，通常（但不是完全）會停用分段，從而創建平坦的 64 位元線性位址空間。

The processor treats the segment base of CS , DS , ES , SS as zero, creating a linear address that is equal to the effective address.
處理器將CS 、 DS 、 ES 、 SS的段基數視為零，從而建立等於有效位址的線性位址。

The FS and GS segments are exceptions.
FS和GS段是例外。

These segment registers (which hold the segment base) can be used as an additional base registers in linear address calculations.
這些段暫存器（保存段基址）可以用作線性位址計算中的附加基址暫存器。

Note that the processor does not perform segment limit checks at runtime in 64-bit mode.
請注意，處理器在 64 位元模式下運作時不會執行段限制檢查。

Logical Address Translation
邏輯位址轉換

In IA-32e mode, an Intel 64 processor uses the steps described in x32 architecture to translate a logical address to a linear address.
在IA-32e模式下，Intel 64 處理器使用 x32 架構中所述的步驟將邏輯位址轉換為線性位址。

In 64-bit mode, the offset and base address of the segment are 64-bits instead of 32 bits.
在64位元模式下，段的偏移量和基底位址都是64位元而不是32位元。

Translation of a Logical Address
邏輯位址的轉換

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Linear Address
線性位址

The linear address format is also 64 bits wide and is subject to the canonical form requirement.
線性位址格式也是 64 位元寬，並且符合規範形式要求。

Segment Registers ES, DS, SS (1)
段寄存器 ES、DS、SS (1)

Because ES , DS , and SS segment registers are not used in 64-bit mode, their fields (base, limit, and attribute) in segment descriptors _ _ are ignored.
由於ES 、 DS和SS段暫存器在 64 位元模式下不使用，因此它們在段描述符__ 中的欄位（基址、限制和屬性）將被忽略。

Some forms of segment load instructions are also invalid (for example, LDS , POP ES ).
某些形式的段加載指令也是無效的（例如LDS 、 POP ES ）。

Address calculations that reference the ES , DS , or SS segments are treated as if the segment base is zero.
引用ES 、 DS或SS段的位址計算被視為段基數為零。

Segment Descriptors
段描述符

Code Segment Descriptor and Selectors
代碼段描述符和選擇器

_Code segment descriptors _ and selectors are needed in IA-32e mode to establish the processor’s _operating mode _ and execution privilege-level .
IA-32e模式下需要_代碼段描述符_和選擇器來建立處理器的_操作模式_和執行特權等級。

In IA-32e mode, a code segment descriptor’s DPL is used for execution privilege checks (as in legacy 32-bit mode).
在IA-32e模式中，代碼段描述符的DPL用於執行特權檢查（與傳統 32 位元模式一樣）。

Code Segment Descriptor
程式碼段描述符

_Code segments _ continue to exist in 64-bit mode even though, for address calculations, the segment base is treated as zero.
_代碼段_繼續存在於 64 位元模式中，即使對於位址計算，段基址被視為零。

Some code-segment ( CS ) descriptor content (the base address and limit fields) is ignored;
一些程式碼段（ CS ）描述符內容（基底位址和限製字段）被忽略；

The remaining fields function normally (except for the readable bit in the type field).
其餘欄位正常運作（類型欄位中的可讀位元除外）。

Fields of Code Segment Descriptors
代碼段描述符的字段