～x86 特权级：操作系统+CPU实现保护机制，应用程序不能随意访问OS空间
～x86 MMU 内存管理单元：实现内存的映射，将虚拟的连续的逻辑地址空间投射到分散的物理空间。
1. x86 特权级：（关键：几种特权级/处于什么特权级，如何知道/特权级切换的实现）
～有0，1，2，3四个特权级，level0:kernel，level3:applications，
Linux一般用0和3两个级别足够。
应用程序在访问数据段，访问页表，进入中断服务例程（ISRs），检查失败会产生访问错误。
如何进行特权级检查：
段选择子 Segment Selector 位于段寄存器中，
RPL 位于数据段， CPL位于代码段，结合起来与段描述符中的DPL 进行比较。
段描述符：表示一个段的特征，DPL表示了这个数据段或代码段的特权级。将RPL（CPL）和DPL进行比较，看特权级是否符合。
中断门，陷阱门和段描述符都有对应的DPL，产生中断，发生陷入或者访问内存的时候会产生对应的RPL（CPL）
RPL 位于段寄存器 DS ES FS GS
CPL 位于 段寄存器 CS SS
发出请求方：当前代码段的特权级（CPL） 要数据的特权级（RPL）
（接受）访问段：中断——访问代码段，内存访问——数据段。都有一个DPL（表示了访问目标的特权级）
访问门时： CPL <= DPL(门） & CPL >= DPL(段）（访问门时，代码段的CPL 要小于 门，可以通过门，通过门后要访问特权级高的代码。
访问段时：MAX（CPL，RPL）<= DPL（段） 使用方 特权级要高才能访问。
～特权级的切换
基于中断实现特权级的转换：
中断：
中断描述符表建立中断门
产生中断（异常，外中断，软中断）后，内核栈压入了SS ES（被打断的程序堆栈信息）EFLAGS（标志位，是否溢出，+/-等） CS EIP（返回继续执行的代码地址） Error Code（错误代码） 这个栈是内核态ring0的栈。
如图：
特权级的转换：
如何实现ring0到ring3转换？
构造一个用户态的栈
内核程序发生中断：将Error Code EIP CS（CPL=0）EFLAGS压入内核栈，不存在栈的转换。
使其返回到用户空间：模仿ring3产生中断时候的现场：将CS代码段的CPL寄存器改变为3：
执行指令iret，就可以跳回用户态。同时形成新的栈： 
～ ring3 to ring0
通过对内核栈的修改：
执行IRET指令，依然返回到ring0
_________
Q：从用户态转换到内核态执行时候，如何找到CS SS位于什么位置？
CS EIP 表明指令地址：中断描述符表中可以找到。
堆栈信息在什么地方？ IDT中没有，而在TSS（task state segment）任务状态段：保存了各种特权级的堆栈信息。
保存了3个特权级的堆栈信息，CPU 根据CS SS 设置新的堆栈。
因此，当进程从用户态进入内核态后，CS EIP的值根据 IDT 设置，SS ESP的值根据TSS设置。
OS 需要设置好 IDT 和 TSS的信息。
TSS表位于内存中，获得的方式如下：
使用GDT，GDT中有TSS Descriptor：
TSS Descriptor 中保存了TSS的地址，从而可以找到TSS内容。
IDT TSS GDT 需要OS软件去填写。
在GDT表中建立好TSS Descriptor之后，设置一个特殊的寄存器 Task Register，保存段选择子，基地址等信息。
通过找Task Register 或者 GDT 表都可以找到TSS内容。
分配内存——初始化（特别是设置SS0 ESP0）——GDT中填写TSS 描述符——设置TSS selector（Task Register）