作  者:道哥,10+年的嵌入式開發(fā)老兵。

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從 16 位進入到 32 位

8086 的 16 位模式

80386 的 32 位模

從實模式進入到保護模式

如何進入保護模式

GDT 全局段描述符表

GDTR 全局描述符表寄存器

段尋址過程描述

在之前的 7 篇文章中,我們一直學習的是最原始的 8086 處理器中的最底層的基本原理,重點是內(nèi)存的尋址方式。

也就是:CPU 是如何通過[段地址:偏移地址],來對內(nèi)存進行尋址的。

不知道你是否發(fā)現(xiàn)了一個問題:

所有的程序都可以對內(nèi)存中的任意位置的數(shù)據(jù)進行讀取和修改,即使這個位置并不屬于這個應用程序。

這是非常危險的,想一想那些心懷惡意的黑帽子黑客,如果他們想做一些壞事情,可以說是隨心所欲!

面對這樣的不安全行為,處理器一點辦法都沒有。

所以,Intel 從 80286 開始,就對增加了一個叫做保護模式的機制。

PS: 相應的,之前 8086 中的處理器執(zhí)行模式就叫做“實模式”。

雖然 80286 沒有形成一定的氣候,但是它對后來的 80386 處理器提供了基礎,讓 386 獲得了極大的成功。

這篇文章,我們就從 80386 處理器開始,聊一聊

保護模式究竟保護了誰?

底層是通過什么機制來實現(xiàn)保護模式的?

我們的學習目標,就是弄明白下面這張圖:

從 16 位進入到 32 位 8086 的 16 位模式

在 8086 處理器中,所有的寄存器都是 16 位的。

也正因為如此,處理器為了能夠得到 20 位的物理地址,需要把段寄存器的內(nèi)容左移 4 位之后,再加上偏移寄存器的內(nèi)容,才能得到一個 20 位的物理地址,最終訪問最大 1MB 的內(nèi)存空間。

例如:在訪問代碼段的時候,把 cs 寄存器左移 4 位,再加上 ip 寄存器,就得到 20 位的物理地址了;

20 位的地址,最大尋址范圍就是 2 的 20 次方 = 1 MB 的空間;

還記得我們第 1 篇文章Linux 從頭學 01:CPU 是如何執(zhí)行一條指令的?中的寄存器示意圖嗎?

以上這些寄存器都是 16 位的,在這種模式下,對內(nèi)存的訪問只能分段進行。

而且每一個段的偏移地址,最大只能到 64 KB 的范圍(2 的 16 次方)。

在訪問代碼段的時候,使用 cs:ip 寄存器;

在訪問數(shù)據(jù)段的時候,使用 ds 寄存器;

在訪問棧的時候,使用 ss:sp 寄存器;

80386 的 32 位模式

進入到 32 位的處理器之后,這些寄存器就擴展到 32 位了:

從寄存器的名稱上可以出,在最前面增加了字母 E,表示 Extend 的意思。

這些 32 位的寄存器,低 16 位保持與 16 位處理器的兼容性,也就是可以使用 16 位的寄存器(例如:AX),也可以使用 8 位的寄存器(例如:AH, AL)。

注意:高 16 位不可以獨立使用。

下面這張圖是 32 位處理器的另外 4 個通用寄存器(注意它們是不能按照 8 位寄存器來使用的):

在 32 位的模式下,處理器中的地址線達到了 32 位,最大的內(nèi)存空間可尋址能力達到 4 GB(2 的 32 次方)。

在 32 位處理器中,依然可以兼容 16 位的處理模式,此時依然使用 16 位的寄存器;

如果不兼容的話,就會失去很大的市場占有率;

是不是感覺到上面的寄存器示意圖中漏掉了什么東西?

是的,圖中沒有展示出段寄存器(cs, ds, ss等等)。

這是因為在 32 位模式下,段寄存器依然是 16 位的長度,但是對其中內(nèi)容的解釋,發(fā)生了非常非常大的變化。

它們不再表示段的基地址,而是表示一個索引值以及其他信息。

通過這個索引值(或者叫索引號),到一個表中去查找該段的真正基地址(有點類似于中斷向量表的查找方式):

有些書上把描述符稱之為:段選擇子;

也有一些書上把段寄存器中的值稱之索引值,把段描述符在 GDT 中的偏移量稱之為選擇子;

不必糾結于稱呼,明白其中的道理就可以了;

正是因為處理器有 32 根地址線,可尋址的范圍已經(jīng)非常大了(4 GB),因此理論上它是不需要像 8086 中那樣的尋址方式(段地址左移 4 位 + 偏移地址)。

但是由于 x86 處理器的基因,在 32 位模式下,依然要以段為單位來訪問內(nèi)存。

這里請大家不要繞暈了:剛才描述的段寄存器的內(nèi)容時,僅僅是說明如何來找到一個段的基地址,也即是說:

對于 8086 來說,段寄存器中的內(nèi)容左移 4 位之后,就是段的基地址;

對于 80386 來說,段寄存器中的內(nèi)容是一個表的索引號,通過這個索引號,去查找表中相應位置中的內(nèi)容,這個內(nèi)容中就有段的基地址(如何查找,下文有描述);

找到了這個段的基地址之后,在訪問內(nèi)存的時候,仍然是按照段機制+偏移量的方式。

由于在 32 位處理器中,存儲偏移地址的寄存器都是 32 位的,最大偏移地址可達 4 GB,所以,我們可以把段的基地址設置為 0x0000_0000:

這樣的分段方式,稱作“平坦模型”,也可以理解為沒有分段。

看到這里,是否聯(lián)想起之前的一篇文章中,我們曾經(jīng)畫過一張 Linux 操作系統(tǒng)中的分段模型:

現(xiàn)在是不是大概就明白了:為什么這 4 個段的基地址和段的長度,都是一樣的?

從實模式進入到保護模式 如何進入保護模式

CPU 是如何判斷:當前是執(zhí)行的是實模式?還是保護模式?

在處理器內(nèi)部,有一個寄存器 CR0。這個寄存器的 bit0 位的值,就決定了當前的工作模式:

bit0 = 0: 實模式;
bit1 = 1: 保護模式;

在處理器上電之后,默認狀態(tài)下是工作在實模式。

當操作系統(tǒng)做好進入保護模式的一切準備工作之后,就把 CR0 寄存器的 bit0 位設置為 1,此后 CPU 就開始工作在保護模式。

也就是說:在 bit0 設置為 1 之前,CPU 都是按照實模式下的機制來進行尋址(段地址左移 4 位 + 偏移地址);

當 bit0 設置為 1 之后,CPU 就按照保護模式下的機制來進行尋址(通過段寄存器中的索引號,到一個表中查找段的基地址,然后再加上偏移地址)。

GDT 全局段描述符表

由于這張表中的每一個條目(Entry),描述的是一個段的基本信息,包括:基地址、段的長度界限、安全級別等等,因此我們稱之為全局描述符表(Global Descriper Table, GDT)。

之所以稱之為全局的,是因為每一個應用程序還可以把段描述符信息,放在自己的一個私有的局部描述符表中(Local Descriper Table,LDT),在以后的文章中一定會介紹到。

處理器規(guī)定:第一個描述符必須為空,主要是為了規(guī)避一些程序錯誤。

從上圖中可以看出:GDT 中每一個條目的長度是 8 個字節(jié),其中描述了一個段的具體信息,如下所示:

黃色部分:表示這個段在內(nèi)存中的基地址。

綠色部分:表示這個段的最大長度是多少。

第一次看到這張圖時,是不是心中有 2 個疑問:

為什么段的基地址不是用連續(xù)的 32 bit 位來表示?

段的界限怎么是 20 位的?20 位只能表示 1 MB 的范圍啊?

第一個問題的答案是:歷史原因(兼容性)。

第二問題的答案是:在每一個描述符中的標志位 G,對段的界限進行了進一步的粒度描述:

如果 G = 0: 表示段界限是以字節(jié)為單位,此時,段界限的最大表示范圍就是 1 MB;

如果 G = 1:表示段界限是以 4 KB 為單位,此時,段界限的最大表示范圍就是 4 GB( 1 MB 乘以 4KB);

為了完整性,我把所有標志位的含義都匯總如下,方便參考:

D/B (bit22):用來決定數(shù)據(jù)段 or 棧段使用的偏移寄存器是 16 位 還是 32 位。

L (bit21):在 64 位系統(tǒng)中才會使用,暫時先忽略。

AVL (bit20):處理器沒有使用這一位內(nèi)容,被操作系統(tǒng)可以利用這一位來做一些事情。

P (bit15):表示這個段的內(nèi)容,當前是否已經(jīng)駐留在物理內(nèi)存中。

在 Linux 系統(tǒng)中,每一個應用程序都擁有 4 GB(32位處理器) 的虛擬內(nèi)存空間,而且一個系統(tǒng)中可以同時存在多個應用程序。

這些應用程序在虛擬內(nèi)存中的代碼段、數(shù)據(jù)段等等,最終都是要映射到物理內(nèi)存中的。

但是物理內(nèi)存的空間畢竟是有限的,當物理內(nèi)存緊張的時候,操作系統(tǒng)就會把當前不在執(zhí)行的那些段的內(nèi)容,臨時保存在硬盤上(此時,這個段描述符的 P 位就設置為 0),這稱之為換出。

當這個被換出的段需要執(zhí)行時,處理器發(fā)現(xiàn) P 位為 0,就知道段中的內(nèi)容不在物理內(nèi)存中,于是就在物理內(nèi)存中找出一塊空閑的空間,然后把硬盤中的內(nèi)容復制到物理內(nèi)存中,并且把 P 位設置為 1,這稱之為換入。

DPL (bit14 ～ 13):指定段的特權級別,處理器一共支持 4 個特權級別:0,1,2,3(特權級別最低)。

比如:操作系統(tǒng)的代碼段的特權級別是 0,而一個應用程序在剛開始啟動的時候,操作系統(tǒng)給它分配的特權級別是 3,那么這個應用程序就不能直接去轉移到操作系統(tǒng)的代碼段去執(zhí)行。

在 Linux 操作系統(tǒng)中,只利用了 0 和 3 這兩個特權級別。

S (bit12):決定這個段的類型。

TYPE (bit11 ～ 8):用來描述段的一些屬性,例如:可讀、可寫、擴展方向、代碼段的執(zhí)行特性等等。

這里的依從屬性不太好理解,它主要用于決定:從一個低特權級別的代碼,是否可以進入另一個高特權級別的代碼。

如果可以進入,那么當前任務的請求級別 RPL 是否發(fā)生改變(以后會討論這個問題)。

另外,操作系統(tǒng)可以把 A 標志,加入到物理內(nèi)存的換出換入計算策略中。

這樣的話,就可以避免把最近頻繁訪問的物理內(nèi)存換出,達到更好的系統(tǒng)性能。

GDTR 全局段描述符表寄存器

還有一個問題需要處理:GDT 表本身也是數(shù)據(jù),也是需要存放在內(nèi)存中的。

那么: 它存放在內(nèi)存中的什么位置呢?CPU 又怎么能知道這個起始位置呢?

在處理器的內(nèi)部,有一個寄存器:GDTR (GDT Register),其中存儲了兩個信息:

我們可以從上一篇文章Linux從頭學07:【中斷】那么重要,它的本質(zhì)到底是什么?中,中斷向量表的安裝過程中進行類比:

程序代碼把每一個中斷的處理程序地址,放在中斷向量表中的對應位置;

中斷向量表的起始地址放在內(nèi)存的 0 地址處;

也就是說:處理器是到固定的地址 0 處,查找中斷向量表的,這是一個固定的地址。

而對于 GDT 表而言,它的起始地址不是固定的,而是可以放在內(nèi)存中的任意位置。

只要把這個位置存放到寄存器 GDTR 中,處理器在需要的時候就可以通過 GDTR 來定位到 GDT 的起始地址。

其實,GDT 在上電剛開始的時候,也不能放在內(nèi)存中的任意位置。

因為在進入保護模式之前,處理器還是工作在實模式,只能尋址 1 MB 的內(nèi)存空間,因此,GDT 只能放在 1 MB 內(nèi)的地址空間中。

在進入保護模式之后,能尋址更大的地址空間了,此時就可以重新把 GDT 放在更大的地址空間中了,然后把這個新的起始地址,存儲到 GDTR 寄存器中。

從 GDTR 寄存器中的內(nèi)容可以看出,它不僅存儲了 GDT 的起始地址,而且還限制了 GDT 的長度。

這個長度一共是 16 位,最大值是 64 KB( 2 的 16 次方),而一個段描述符信息是 8 B,那么 64 KB 的空間,最多一共可以存放 8192 個描述符。

這個數(shù)字,對于操作系統(tǒng)或者是一般的應用程序來說,是綽綽有余了。

段尋址過程描述

在上面的段寄存器示意圖中,我們只說明了段寄存器依然是 16 位的。

在保護模式下,對其中內(nèi)容的解釋,與實模式下是大不相同的。

我們以代碼段寄存器 CS 為例:

RPL: 表示當前正在執(zhí)行的這個代碼段的請求特權級;

TI: 表示到哪一個表中去找這個段的描述信息:全局描述符表(GDT) or 局部描述符表(LDT)?

TI = 0 時,到 GDT 中找段描述符;
TI = 1 時,到 LDT 中找段描述符;

假設當前代碼段寄存器 cs 的值為 0x0008,處理器按照保護模式的機制來解釋其中的內(nèi)容:

TI = 0,表示到 GDT 中查找段描述符;

RPL = 0,表示請求特權級別是 0;

描述符索引是 1,表示這個段描述符在 GDT 中的第 1 個條目中。由于每一個描述符占用 8 個字節(jié),因此這個描述符的開始地址位于 GDT 中的偏移地址為 8 的位置(1 * 8 = 8);

找到了這個段描述符條目之后,就可以從中獲取到這個代碼段的具體信息了:

代碼段的基地址在內(nèi)存中什么位置;

代碼段的最大長度是多少(在獲取指令時,如果偏移地址超過這個長度,就引發(fā)異常);

代碼段的特權級別是多少,當前是否駐留在物理內(nèi)存中等等;

另外,從上文描述的 GDTR 寄存內(nèi)容知道,它限制了 GDT 中最多一共可以存放 8192 個描述符。

我們再從代碼段寄存器中,描述符索引字段所占據(jù)的 13 個 bit 位可以計算出,最多可以查找 8192 個段描述符。

2 的 13 次方 = 8192。

至此,處理器就在保護模式下,查找到了一個段的所有信息。

下面步驟就是:到這個段所在的內(nèi)存空間中,執(zhí)行其中的代碼,或者讀寫其中的數(shù)據(jù)。

下一篇文章我們繼續(xù)。。。