保护模式

概述

• 随着软件的规模不断增加，需要更高的计算量、更大的内存容量
• 内存一大，首先要解决的问题是寻址问题，因为16位的寄存器最好只能表示$2^{16}$个地址，所以CPU的寄存器和运算单元都要扩展成32位
• 虽然扩展CPU内部器件的位数解决了计算和寻址问题，但仍然没有解决前面那个实模式场景下的问题，导致前面的场景出现的问题的原因
  • CPU对任何指令不加区分地执行
  • CPU对访问内存的地址不加限制

保护模式寄存器

寄存器	描述
EAX、EBX、ECX、EDX、EDI、ESI、EBP	32位通用寄存器，里面可以存放数据、地址、参与运算
EIP	32位程序指针寄存器，始终指向下一条指令的地址
ESP	栈指针寄存器，始终指向当前栈顶
CS、DS、ES、SS、FS、GS	16位段寄存器，里面存放一个内存段的描述符索引
EFLAGS	32位CPU标志寄存器，里面存放CPU执行指令产生的状态位
CR0、CR1、CR2、CR3	32位CPU控制器，控制CPU的功能控制特性，如开启保护模式等

• 保护模式相比于实模式，增加了一些控制寄存器和段寄存器，扩展通用寄存器的位宽，所有的通用寄存器都是32位
• 还可以单独使用低16位，这个低16位又可以拆分成两个8位寄存器

保护模式特权级

• 为了区分哪些指令(如in、out、cli)和哪些资源(如寄存器/I/O端口、内存地址)可以被访问，CPU实现了特权级

• 

  • 特权分为4级，R0 ~ R3，每个特权级执行指令的数量不同，R0可以执行所有指令，R1、R2、R3依次递减，它们只能执行上一级指令数量的子集
  • 而内存的访问则是靠后面所说的段描述符和特权级相互配合去实现

• 上面的圆环图，从外到内，既能体现权利的大小，又能体现各特权级对资源控制访问的多少，还能体现各特权级之间的包含关系

• R0拥有最大权利，可以访问低特权级的资源，反之则不行

保护模式段描述符

• 目前为止，内存还是分段模型，要对内存进行保护，就可以转换成对段的保护

• 由于CPU的扩展导致了32位的段基地址和段内偏移，所以 16 位的段寄存器肯定放不下

• 放不下就要找内存借空间，然后把描述一个段的信息封装成特定格式的段描述符，放在内存中

  • 

  • 一个段描述符有64位8字节数据，里面包含了段基地址、段长度、段权限、段类型(可以是系统段、代码段、数据段)、段是否读写、可执行

• 

  • 多个段描述符在内存形成全局段描述符表,该表的基地址和长度由CPU和GDTR寄存器指示
  • 一眼看出，段寄存器中不再存放段基地址，而是具体段描述符的索引，访问一个内存地址时
  • 段寄存器中的索引首先会结合GDTR寄存器找到内存中的段描述符，再根据其中的段信息判断能不能访问成功

保护模式段选择子

• 

  • CS、DS、ES、SS、FS、GS这些段寄存器是由影子寄存器、段描述符索引、描述符表索引、权限级别组成
  • 影子寄存器是靠硬件来操作，对系统程序员不可见，是硬件为了减少性能损耗而设计的一个段描述符的高速缓存，不然每次内存访问都要要去内存中查表，那性能损失是巨大的，影子寄存器也正好是64位，里面存放了8字节段描述符数据
  • 低三位之所以能放TI和RPL，是因为段描述符8字节对齐，每个索引低3位都位0
    • 这部分的意思是指，因为段描述符8字节对齐，所以它的索引都是8的整数倍，因此低3位都为0
    • 类似1000，10000，11000这样的。所以低3位可以用来做其他事，这里就用来放TI和RPL

• 通常情况下，CS和SS中RPL就组成了CPL(当前权限级别)，所以常常是RPL=CRL

  • 进而 CPL 就表示发起访问者要以什么权限去访问目标段，当 CPL 大于目标段 DPL 时，则 CPU 禁止访问
  • 只有 CPL 小于等于目标段 DPL 时才能访问

保护模式平坦模型

• 但是 x86 CPU 并不能直接使用分页模型，而是要在分段模型的前提下，根据需要决定是否要开启分页
• 因为这是硬件的规定，程序员是无法改变的。但是我们可以简化设计，来使分段成为一种“虚设”，这就是保护模式的平坦模型
• 发现 CPU 32 位的寄存器最多只能产生 4GB 大小的地址，而一个段长度也只能是 4GB
  • 所以我们把所有段的基地址设为 0，段的长度设为 0xFFFFF
  • 段长度的粒度设为 4KB，这样所有的段都指向同一个（0~4GB-1）字节大小的地址空间
• 例子

GDT_START:
knull_dsc: dq 0
;第一个段描述符CPU硬件规定必须为0
kcode_dsc: dq 0x00cf9e000000ffff
;段基地址=0，段长度=0xfffff
;G=1,D/B=1,L=0,AVL=0 
;P=1,DPL=0,S=1
;T=1,C=1,R=1,A=0
kdata_dsc: dq 0x00cf92000000ffff
;段基地址=0，段长度=0xfffff
;G=1,D/B=1,L=0,AVL=0 
;P=1,DPL=0,S=1
;T=0,C=0,R=1,A=0
GDT_END:

GDT_PTR:
GDTLEN  dw GDT_END-GDT_START-1
GDTBASE  dd GDT_START

• 段长度需要和 G 位配合，若 G 位为 1 则段长度等于 0xfffff 个 4KB
• 上面段描述符的 DPL=0，这说明需要最高权限即 CPL=0 才能访问

保护模式中断

概述

• 因为实模式下CPU不需要做权限检查，所以它可以直接中断向量表中的值装载CS:IP寄存器

中断门结构

• 

• 而保护模式下的中断权限检查，还有特权级的切换，就需要扩展中断向量表的信息

• 即每个中断用一个中断门描述符来表示，也可以简称中断门

中断流程图例

• 

• 保护模式要实现中断，必须在内存中有一个中断向量表，同样由IDTR寄存器指向

• 只不过中断向量表中的条目变成了中断门描述符

中断流程

• 产生中断后，CPU首先会检查中断号是否大于最后一个中断门描述符, x86 CPU 最大支持256个中断源(即中断号: 0 ~ 255)
• 然后检查描述符类型(是否是中断门或者陷阱门)、是否为系统描述符，是否存在于内存中
• 接着，检查中断门描述符中的段选择子指向的段描述符
• 权限检查
  • 如果CPL小于等于中断门的DPL并且CPL大于等于中断门中的段选择子，就指向段描述符的DPL
  • 进一步的，CPL等于中断门中的段选择子指向段描述符的DPL，则为同级权限不进行栈切换，否则进行栈切换
  • 如果进行栈切换，还需要从TSS中加载具体权限的SS、ESP、当然也要对SS中段选择子指向的段描述符进行检查
• 做完这一系列检查之后，CPU才会加载中断门描述符中目标代码段选择子到CS寄存器中，把目标代码段偏移加载到EIP寄存器中

切换到保护模式

概述

• x86 CPU在第一次加电和每次reset后，都会自动进入实模式，想要进入保护模式，就需要程序员写代码实现从实模式切换到保护模式

切换步骤

第一步，准备全局段描述符

GDT_START:
knull_dsc: dq 0
kcode_dsc: dq 0x00cf9e000000ffff
kdata_dsc: dq 0x00cf92000000ffff
GDT_END:
GDT_PTR:
GDTLEN  dw GDT_END-GDT_START-1
GDTBASE  dd GDT_START

第二步，加载设置GDTR寄存器，使之指向全局段描述符表

lgdt [GDT_PTR]

第三步，设置CR0寄存器，开启保护模式

;开启 PE
mov eax, cr0
bts eax, 0                      ; CR0.PE =1
mov cr0, eax         

第四步，进行长跳转，加载 CS 段寄存器，即段选择子

jmp dword 0x8 :_32bits_mode ;_32bits_mode为32位代码标号即段偏移

• 为什么要进行长跳转，这是因为我们无法直接或间接 mov 一个数据到 CS 寄存器中
• 因为刚刚开启保护模式时，CS 的影子寄存器还是实模式下的值，所以需要告诉 CPU 加载新的段信息

最后

• 接下来，CPU 发现了 CRO 寄存器第 0 位的值是 1
• 就会按 GDTR 的指示找到全局描述符表，然后根据索引值 8，把新的段描述符信息加载到 CS 影子寄存器，当然这里的前提是进行一系列合法的检查
• CPU 真正进入了保护模式，CPU 也有了 32 位的处理能力