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。