我看保护模式

傷城~ 2022-08-03 03:29 198阅读 0赞

保护模式，对于学过操作系统的人来说，是一个熟悉而又陌生的概念。之所以熟悉，就是所有的操作系统的书籍都会说到保护模式；之所以陌生，我敢说很多人学完了之后，压根不晓得什么是保护模式，怎么算是保护模式，再者就是它到底保护了什么东西。

“你说的不对，怎么能一棒子打死一帮人！保护模式就是进程相互隔离，实现多任务；就是有分页机制，可以节约内存。”，暂且不说对与不对，其实我也不知道我理解的是否是正确的。暂且将自己的一点理解记录一下吧。如果不对，今后发现了，及时纠正吧！闲话少扯，接下来就开始吧。

现在的计算机的操作系统运行起来之后，无一例外都会进入到保护模式，到底保护模式是什么，它保护了什么呢？要说保护模式，先要从实模式说起，更早的话要从8086开始说了。很多东西现在都看不到了，我也没有仔细研究过。实模式的东西，就把自己看到的一些东西简单说一下，关键在于说保护模式。

1. 实模式

最早的个人电脑的CPU是8086，毋庸置疑，它只有实模式，压根不支持什么保护模式。8086为16位的CPU，地址总线为20位，可以寻址1M，数据总线为16位，一次存取一个字节的数据，或者一个字的数据。下图是一个8086的CPU的模型

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8086的寄存器都是16位的，它的20位的地址如何获取呢？学过8086汇编的人都晓得，将段寄存器向左移四位，加上偏移地址，就得到了20位的地址，将地址值通过CPU的地址总线就可以访问内存的内容了。16位的寄存器只能访问64K的空间，与1M相比，64k的内存过小，Intel通过 分段寻址的模式，将物理内存访问范围扩大到了1M字节。

然后再说一下80286 CPU，80286现在看可以说是一个中间产物了，它有实模式和保护模式两个运行模式。在实模式下，兼容了8086CPU，只能访问1M的内存。切换到保护模式，它的地址总线是24位，因此它可以访问16M的内存。但是80286的这个保护模式是一个虚拟保护模式。

最后说一下80386 CPU，80386处理器是一个32位的处理器，具有了实模式，保护模式和虚拟8086模式 三个运行模式，完全实现了保护模式。32位的地址总线，可以访问的内存地址范围达到 4G；数据总线32位，一次可以访问4字节的内存。

保护模式，应该叫做“虚拟地址保护模式”，实现了 内存保护，分段机制保护，硬件虚拟内存存储等机制。（扯一点闲话：这个保护模式是CPU的机制，还是操作系统的机制呢？CPU的！操作系统的！应该这么说吧，Intel的CPU支持了保护模式，然后有了操作系统相应的行为。CPU支持了分页的地址映射机制，然后操作系统有了分页的准备工作，并且有了相应的控制软件/程序）

留一个问题，CPU可以没有实模式吧？CPU加电后，直接进入32位的保护模式（所谓的）？

2. 实模式与保护模式的切换

为了兼容之前的CPU，80X86系列的CPU 都有实模式，然后加上其他的模式（保护模式，V8086模式等）。CPU启动后，首先进入的是实模式（为什么？龟腚！），做一系列的检测。然后进入引导过程，切换到保护模式。（加载内核，初始化内核等等）。那如何从实模式切换到保护模式呢？

有两个标志位用于在两个模式之间进行切换。

实模式使用的地址线为 A0-A19 20位地址线，到了286，386地址线被扩展为24位和30位，那么为了兼容8086 CPU，在286，386及其以后的CPU中，A20 就被称为了 A20 Gate，作为开启高地址内存的标记（其实是可以访问更高地址的内存的）。在实模式下A20 Gate被关闭，那么访问范围为1M内存。到了保护模式下，如果A20 Gate被关闭，对于80386处理器（32位地址线）来说，在访问内存时，A20地址线就是无效的，只能当作0处理，这样访问的地址就被分为了 00000-FFFFF, 200000-2FFFFF,300000-3FFFFF等一系列的地址段。所以在进入保护模式时，要将A20地址线打开，就可以访问一系列连续的地址空间了。

再者，CPU的控制寄存器 CR0的PE位设置为1，表示CPU要以保护模式运行。

除了着两个位以外，还需要为保护模式设置GDT，LDT等一系列内容，以保证CPU切到保护模式下的正常运行，这个后面来说！

3. 保护模式

首先说一下保护模式，保护的含义：

1. 段基址 / 段界限 定义了一个段范围，段界限之外的内存禁止访问

2. 段属性对端的定义，规定限制段行为 和性质

3. 特权级的转换，CPL/RPL/DPL 进行比较，将CPU的CPL 与 段的DPL，以及段，门等的RPL静态定义权限 进行动态的对比，实现系统保护。

首先说一下保护模式下的内存访问：

在8086的实模式下访问内存，通过 段地址×16 + 地址偏移 的方式获取20位的地址。而到了保护模式下，段寄存器CS，DS，GS等仍然是16位，而现在的地址总线变为了32位，显然使用这种移位+偏移的方式显然行不通了。那保护模式如何实现这种 \[段:偏移\] 的寻址呢？答案就在GDT / LDT 上。

在保护模式下，CS/DS/SS等虽然仍然被称为段寄存器，但是它的函数和实模式下完全不同了，它不再代表真正的段基址，而是一个索引。保存的内容被称为选择子，用于选择GDT/LDT中的一项。选择子的结构如下图所示：

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选择子的高13位为描述符索引（就是我们的描述符表中的索引值），低两位为RPL，全称Request Privilege Level，请求权限级别？？（暂且这么说吧）用于Ring0～Ring3权限的确认。

既然段寄存器内容变成了选择子，那么如何寻找段基址呢？答案就是上面提到的GDT/LDT，GDT（Global Descriptor Table）全局描述符表（以GDT为例，LDT类似）GDT表中的元素是全局描述符，它的结构如下图所示：

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它有64位，包含的数据一目了然。段基址 1，2 直接组成了32位的地址。段界限 1，2则组成了20位的段界限。DPL两位为描述符的权限，与CPL和RPL完成访问权限的限制，以保护系统或进程。TYPE则表示描述符的类别，包括了存储段描述符，系统段描述符（TSS，调用门，中断门，陷阱门，任务门）。

可能会奇怪，段界限为20位，那就1M字节啊，这显然不现实啊，32位的基地址，1M的界限，现在的程序一个模块都1M多甚至更大了，这怎么访问啊！不要着急，这个段界限是有单位的，在描述符中，BYTE6的最高位 G 如果为0 表示段界限的粒度为1字节，如果为1时，表示段界限为4k，1M个4K，显然范围编程了4G了。

举例：

对于数据访问的保护例子， mov eax, ds:\[ebx\]

这是一个非常平常的一个内存访问的例子，取内存中的四个字节。如何存取呢？执行的当前的代码指令位置为 CS:EIP，CS中保存了代码段的选择子内容，CS的最低两位为CPL，即当前执行代码所处的特权级。EIP为代码段的偏移。要访问的内存为数据段 （ 由DS 指定）中的 EBX 指定偏移处的四个字节。 DS 为要请求的选择子，它的低两位为 RPL，即请求特权级别，DS中保存的选择子会指向GDT中的一个描述符，描述符中有一个DPL（如上所述）。对比 CPL ，RPL与DPL的值，满足DPL>=CPL，DPL >= RPL，且CPL <= RPL。即 当前特权级要高于或等于DS 选择子规定的特权级别，同时 当前的特权级别，以及DS选择子规定特权级别都要高于或等于 DS所指向的描述符中定义的特权级别。（注意 DPL，CPL的值 与他们的特权级别 正相反，即CPL值越小，表明当前执行的特权级别越高），过程如下图所示。

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现在问题来了，GDT由谁来创建，系统的每一项描述符如何创建（Windows系统那么大，有那么多的段），一个进程也有好多段，它的描述表如何创建，每一个描述符如何生成呢？？？（留待以后分解）

不同特权代码之间的转移：

上面的任务完成一部分保护工作，就是内存的访问保护。同样，代码的执行也是要保护的，如何保护？代码直接的转移（相互跳转）。Ring3的权限，无法执行权限级别为0的代码。那问题就来了，相互跳转如何实现，如何实现保护？

代码段间的转移可以由如下的一些指令引起，jmp，call，ret，systementer，sysexit，int n，iret 等。jmp 或 call 可以实现4中转移：

1. 目标操作数包含了目标代码段的段选择子

2. 目标操作数指向一个包含目标代码段选择子的调用们描述符

3. 目标操作数指向一个包好目标代码段选择子的TSS

4. 目标操作数指向一个任务门，任务门指向包含目标代码段选择子的TSS

分为两类，直接转移，间接转移。通过jmp/call直接转移，对于非一直代码段，CPL == DPL，RPL <= DPL，也即当前特权级低于目的代码，选择子的权限级别等于或高于目标代码权限级别。对于一直代码，CPL >= DPL，也即当前的特权级别要低于目标代码的特权级。

间接转移，则是通过门 进行转移。这个时候有两个阶段的权限对比，间接的转移，需要访问门（调用们，中断门，陷阱们等），因此它首先要有门的权限。其次再是和要转移到的代码的特权级别进行比较。

特权级切换：ring0 到 ring3，ring3 到 ring0

特权级的切换，方法有很多。都需要通过上述的代码转移实现。一方面要满足 跳转的权限要求，同时还需要保存执行的现场。对于特权的切换，如ring3 到ring0的切换，要保存当前执行的 CS:EIP ，确保执行完ring0，返回后可以继续执行；ring3 和 ring0 使用不同的栈，因此需要保存当前栈的SS:ESP，以便返回后，将栈切回到跳转之前的栈状态。当然还有EFLAGS等值。比较典型的有Windows系统上的内核调用，比如I/O

分页存储：

80386 CPU支持了分页机制，分页机制也节省内存，一个任务不需要将执行的段完全映射到物理内存即可执行。节省内存，分段情况下有大量的大片的内存碎片，实行分页后，可以将内存碎片降低到4k；同时也为多进程的实现创造有利条件。

分页机制，将内存空间进行划分，以4K为单位，可以将整个地址空间划分为1M个。每个4K的单位是一页。为了将页表组织起来，可以采用线性结构，那么1M页，每页的首地址为一项（占四字节），那么这个管理结构就需要4M的内存来存储，显然浪费。使用两级的结构，第一级每一项指向一页，第二级的每一页中包含了256项。如果将所有的内存都索引到，需要的更多了，4M+4K，貌似更加不合算，其实在使用中，不需要将所有的内存都索引到，只需要将用到的内存创建对应的页目录即可，这样就可以减少页表占的内存。如下图所示，一个地址通过页目录表，页表项表，以及物理页即可获得对应地址的物理地址。

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在CPU中有控制寄存器，就是CR\*，其中的CR0寄存器的 PG位表示了CPU是否开启了分页基址。因此在设置号目录表等项后，还需要将CR0的PG位置位，才是正式打开了CPU的分页基址，CPU才会按照上述的方式去获取内存内容。

另外一个寄存器CR3，CR3中保存了页目录基地址的物理地址。如上图所示，CPU在去内存的内容时，首先从CR3中获取到页目录表的物理地址，在根据虚拟地址值去获取相应的页目录项，页表项，以及对应的物理块。

在多进程中，每一个进程都会维护一个页表，其中保存了进程用到的内存页的映射。在做进程切换时，要将CR3的值换掉，换成目标进程的CR3值，访问内存是对应所应的也目录表也发生了变化。因此对于同一个地址在不同的进程中，会被映射到不同的物理地址上。

有一个问题，那么这些也目录如何进行初始化呢，地址空间如何划分，相互如何映射呢？谁来负责规划？ 仍然需要探索啊！

中断和异常：

在DOS中（实模式），0~1K 的内存空间是中断向量表，每个向量由 CS:IP 格式占用两个字节（一共256项），直接使用中断号索引中断向量的位置，取出CS:IP，即可跳转到对应的地址去，进行中断处理。

类似于指令和内存访问的CS，DS段寄存器，这里保存的要跳转的CS段基址在保护模式下也无法使用了。如何处理？如何寻找中断处理过程？没错，前面说过了通过映射，这也可以通过映射处理。与GDT的表类似，处理中断和异常，也有一个类似的表，叫做IDT，其中保存了中断描述符，即中断门，陷阱门等。它和我们上面说到的调用们类似（结构如下图），其中包含了 DPL，选择子以及偏移值。

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那么中断如何触发呢？说触发之前，首先要说一下硬件中断的映射。在进入保护模式后，0～18 号的中断号已经被Intel CPU默认的除法错 等中断占据了。因此需要将8259A的中断信息重新映射到更高一些的中断号上（具体的映射方法不再介绍了，可以搜索一下资料，有很多）。一般情况下会将硬件中断 映射到 20H 的地方，因为0～31号中断中，19～31是Intel 保留的向量号。32 ～255 的中断号是留给用户，因此将硬件中断重新映射到 20H 开始的中断号上。

这样，只要触发了中断，无论 int n 还是硬件中断，都可以得到一个中断号。使用这个中断号可以索引到IDT中的 门描述符。根据门描述符，使用其中的选择子，可以获得中断处理过程所在段的描述符，从描述符获取段基址，加上门描述符 中的偏移地址，就得到了中断处理过程的首地址。

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同样，在整个过程中，不仅要使用到 中断门等描述符，并且还要访问GDT 表中的段描述符，这个过程中都要进行CPL，RPL与DPL值的对比，确定有权限进行相应的调用操作，或访问操作。

保护模式下的I/O：

保护模式下的I/O有两个方面的保护：一个是IOPL，类似于DPL，在EFLAGS 寄存器中，第十二，十三位为IOPL的值，要执行IO指令，要满足CPL <= IOPL条件才可以执行，否则执行权限没效果。

第二个是IO位图，I/O位图开始于TSS中104字节（前104字节为TSS的固定格式，用于保存任务的状态），I/O位图最长可达8K，每一位表示一个字节的端口是否可以访问。

因此在进行I/O访问时，一方面要判断IOPL的值，同时还要确定要访问的端口，在I/O位图中是否可用。

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关于保护模式，肯定不止写的这些内容。但是暂时写这么多吧，也就理解了这么点内容，还是有很多东西没理解透，以后有了新的理解，在添加新的内容。

By Andy @ 2015-08-02

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