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标题: 80X86保护模式 [打印本页]

作者: 苹果也疯狂 时间: 2015-7-20 08:46 标题: 80X86保护模式

本文是想简单的描述80x86 CPU在保护模式下的工作方式。
本文仅描述大概的东西，细节的并不多描述，比如一个描述符中的每位表示什么意思，这些不会涉及。具体可google。
本文没有图，因此难以理解。

1：控制寄存器（CR0~CR3）
CPU内含有4个控制寄存器，CR0~CR3，均为32位寄存器。
CR0：第0位为PE位，第31位称为PG位。  PE控制是否开启保护模式， PG控制是否开启分页机制。

PE       PG          说明
0          0             实模式
0          1             无效组合
1          0             保护模式
1          1             保护模式 + 分页机制

CR1：保留寄存器，没用
CR2：存储页错误线性地址，即发生页异常时的线性地址保存在这里。（貌似用于缺页异常）
CR3：页目录表基地址。

CR2和CR3是用于分页机制的。关键的是CR0，当置位PE位时，CPU便进入了保护模式。
进入保护模式意味着CPU的工作机制发生了变化。访问内存的方式发生了变化，中断机制发生了改变，相比之实模式还多了许多的功能。

2：内存访问
不管实模式还是保护模式，当CPU访问内存的时都是提供如下形式的地址：
               段地址：偏移地址
虽然形式一致，但意义有很大差异。这种地址就称为“虚拟地址”
由于意义的改变，通常将保护模式下的地址称为：段选择子：偏移地址
无论保护模式、实模式，段选择子和段地址通常都是存放在段寄存器中的，如CS, DS, ES, FS,GS，SS

转换成物理地址的方式：
（1）实模式
实模式下计算物理地址的公式：物理地址 = 段地址 * 16 + 偏移地址
（2）保护模式
保护模式得到物理地址的方式：段选择子：偏移地址  ---->  分段机制  -----> 线性地址  ------> 分页机制 ------> 物理地址
要想了解保护模式是如何访问物理地址的，则需要清楚分段机制和分页机制。

3：分段机制
首先要了解，当开启保护模式后，就开启了分段机制，但仅有置位PG位后，才会开启分页机制。因此要不要分页，由操作系统决定。
分段机制用到的数据结构为：描述符表，系统寄存器

（1）描述符表
描述符表就是由描述符组成的表。
每个描述符的大小为8字节，描述符表就是在内存中的一个数组，数组元素为大小8字节的描述符。
根据描述符的内容不同，可将描述符分成两大类：段描述符和门描述符。

段描述符内容包含：
段基地址    段限长       段属性
段描述符分为：代码段描述符，数据段描述符，系统段描述符。
其中系统段描述符分为：LDT段描述符， TSS段描述符

门描述符内容包含：
段选择子    段内偏移    段属性
门描述符分为：中断门描述符，陷阱门描述符，任务门描述符，调用门描述符。

描述符的意义：
一个段描述符指定了一个段。也就是说当我们谈到“段”的时候，我们谈到的是一段虚拟内存空间。
段基地址指明了这段空间的起始地址，段限长指定了段的大小，而段属性就说明了段的属性，比如是代码段还是数据段，该段的访问权限等等信息。
关于门描述符的意义，下面再说。

系统有三种描述符表：
全局描述符表（GDT）：全局的
局部描述符表（LDT）：用于任务
中断描述符表（IDT）：用于中断处理

（2）寄存器
全局描述符表寄存器（GDTR）：存储GDT表的线性基地址（32位）和表长度（16位）
中断描述符表寄存器（IDTR）：存储IDT表的线性基地址（32位）和表长度（16位）
局部描述符表寄存器（LDTR）：存储当前使用的LDT表的段选择子（16位）
任务寄存器（TR）：存储当前任务的段选择子（16位）

注意：这些寄存器里存储的是线性地址，不是物理地址。

（3）段选择子
在保护模式下提供的地址里，前一部分称为段选择子，
16位的段选择子分成3个部分：描述符索引（13位）    TI位（1位）    RPL（2位）
明显描述符索引是用来选择描述符的。
当TI位为0时，就会在GDT表中访问描述符索引指定的描述符
当TI位为1时，就会在LDT表中访问描述符索引指定的描述符

（4）地址转换
保护模式下，分段机制的地址转换过程大致如下：（抱歉没有图，只有文字说明）
i） CPU访问地址为“段选择子：偏移地址”
ii）利用“段选择子”部分的值和相应的寄存器GDTR/LDTR，获得相应描述符表中的描述符。
iii）进行相应的访问权限检查
iv）通过检查后，将描述符中的“段基地址”与“偏移地址”值相加得到“线性地址”。（如果没有开启分页机制，则线性地址就是物理地址）

与实模式相比，保护模式里多了一步查表操作。

（5）有关LDT
LDT描述符表是作为一个段而存在的，因此需要有一个LDT段描述符来描述LDT段。
可以将一个任务的代码段和数据段的描述符放在一个LDT段描述符表中，然后让不同的任务有不同的LDT。
让LDTR指向不同的LDT时，就进行了“任务的切换”。（这只是简单的说法）

（6）需要注意的
关于描述符表，有意思的是它存储在内存里。有关这点，我还不太明白。

4：分页机制
通过分段之后得到线性地址，若开启了分页机制，则通过分页机制，才能得到物理地址。

通常一页的大小为4KB。
分页机制将线性地址空间按4KB大小分成一些页，将物理地址空间也按同样大小分成一些页，
通过页表这个结构，对两个地址空间中的页建立映射关系。不一定是一一映射。

（1）页表项
一个页表是由一些页表项组成，页表项大小为4个字节。
页表项包含两部分内容：    页物理地址    属性
因此通过页表项，可找到对应的物理页。

（2）二级页表结构
页目录存储在一个页面中，每个页目录也是由页表项组成的。页目录中的页表项指向的页的内容为页表。
一个页面的页目录，会有1024个页表项，每个页表项指向一个页表，因此一个页表最多可以访问4M的物理地址空间。
于是一个页目录可以访问4G的物理地址空间。

（3）地址转换过程：
i）32位的线性地址分成以下3个部分：页目录索引（10位）    页表索引（10位）页内偏移（12位）
ii）利用CR3寄存器和页目录索引，找到页目录中的一个页表项，得到二级页表的页地址
iii）利用页表索引和二级页表的页地址，得到要访问页的物理地址
iv）利用页的物理地址和页内偏移，得到要访问内存单元的物理地址。

5：门描述符
这里说明门描述符的作用。此处以调用门为例，其他中断门，陷阱门类似。
现在运行在代码段A中，若想调用代码段B的代码。方法有以下两种：
i）JMP/CALL + 代码段B的段选择子
ii）JMP/CALL + 调用门描述符

（1）直接使用代码段B的段选择子
在进行代码跳转时会进行特权级检查。  在直接使用段选择子进行跳转时，系统的特权级不会发生改变，堆栈也不会改变。

（2）使用调用门描述符
在门描述符里包含有要跳转的代码段B的段选择子，因此使用调用门，只是中间多了一步而已。
使用调用门的作用是，可以从低特权级代码段，跳转到高特权级代码段。就好像应用程序调用系统函数的时候，会从用户态进入内核态。

（3）堆栈问题
当特权级发生变化的时候，堆栈也会发生变化。
每个任务会最多有4个堆栈，对应于4个特权级，当任务从低特权级跳转到高特权级后，任务的堆栈也会发生变化。
这4个堆栈的指针存放在任务的TSS段中。
CPU会将旧的堆栈中的参数拷贝到新堆栈中，并且保存旧堆栈的SS和ESP，还有返回地址CS与EIP。
这样在调用ret指令返回时，能返回到之前的地址，并且恢复之前的堆栈。

6：中断机制
系统为每个中断分配一个中断向量号，共有256个中断向量后。
当发生中断时，会用中断向量号在IDT表中查找对应的门描述符，然后利用门描述符中段选择子指定的代码来处理中断。

感觉中断与异常处理起来都差不多。

7：任务管理
一个任务包括：任务执行空间和任务状态段TSS
任务执行空间包括：代码段、数据段、堆栈段。

（1）TSS段
TSS段保存了一个任务的主要信息：
i）通用寄存器和段寄存器信息
ii）标志寄存器EFLAGS, 程序指针EIP
iii）特权级0、1、2的堆栈指针
iv）I/O映射位图
v）LDT段选择符
在进行任务切换时，会将旧任务的相应信息保存在TSS中，新任务的相应信息从TSS中加载到寄存器中

（2）执行任务
当使用JMP/CALL调用一个TSS段选择子或者任务门描述符时，就会开始执行一个任务。执行时就会将旧的任务信息保存到TSS中。
从新任务的TSS内容加载到CPU寄存器中。  第一个任务可以用LTR指令，将TSS段选择子加载到TR寄存器中。

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