Linux從頭學(xué)08：Linux 是如何保護(hù)內(nèi)核代碼的？【從實(shí)模式到保護(hù)模式】

作  者：道哥，10 年的嵌入式開發(fā)老兵。

公眾號(hào)：【IOT物聯(lián)網(wǎng)小鎮(zhèn)】，專注于：C/C 、Linux操作系統(tǒng)、應(yīng)用程序設(shè)計(jì)、物聯(lián)網(wǎng)、單片機(jī)和嵌入式開發(fā)等領(lǐng)域。 公眾號(hào)回復(fù)【書籍】，獲取 Linux、嵌入式領(lǐng)域經(jīng)典書籍。

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• 從 16 位進(jìn)入到 32 位

  
  

• 8086 的 16 位模式

  
  

• 80386 的 32 位模式

  
  

• 從實(shí)模式進(jìn)入到保護(hù)模式

  
  

• 如何進(jìn)入保護(hù)模式

  
  

• GDT 全局描述符表

  
  

• GDTR 全局描述符表寄存器

  
  

• 段描述符的查找原理

  
  

在之前的7篇文章中，我們一直學(xué)習(xí)的是最原始的8086處理器中的最底層的基本原理，重點(diǎn)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(duì)內(nèi)存進(jìn)行尋址的。

不知道你是否發(fā)現(xiàn)了一個(gè)問題：

所有的程序都可以對(duì)內(nèi)存中的任意位置的數(shù)據(jù)進(jìn)行讀取和修改，即使這個(gè)位置并不屬于這個(gè)應(yīng)用程序。

這是非常危險(xiǎn)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(duì)這樣的不安全行為，處理器一點(diǎn)辦法都沒有。

所以，Intel 從80286開始，就對(duì)增加了一個(gè)叫做保護(hù)模式的機(jī)制。

PS: 相應(yīng)的，之前 8086 中的處理器執(zhí)行模式就叫做“實(shí)模式”。

雖然80286沒有形成一定的氣候，但是它對(duì)后來的80386處理器提供了基礎(chǔ)，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(hù)模式究竟保護(hù)了誰？

底層是通過什么機(jī)制來實(shí)現(xiàn)保護(hù)模式的？

我們的學(xué)習(xí)目標(biāo)，就是弄明白下面這張圖：

從 16 位進(jìn)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?yàn)槿绱耍幚砥鳛榱四軌虻玫?0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(gè)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(shí)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(xué) 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(duì)內(nèi)存的訪問只能分段進(jìn)行。

而且每一個(gè)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(shí)候，使用 cs:ip 寄存器;

在訪問數(shù)據(jù)段的時(shí)候，使用 ds 寄存器;

在訪問棧的時(shí)候，使用 ss:sp 寄存器;

80386 的 32 位模式

進(jìn)入到32位的處理器之后，這些寄存器就擴(kuò)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(dú)立使用。

下面這張圖是32位處理器的另外4個(gè)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(dá)到了32位，最大的內(nèi)存空間可尋址能力達(dá)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(shí)依然使用 16 位的寄存器;

如果不兼容的話，就會(huì)失去很大的市場(chǎng)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?yàn)樵?2位模式下，段寄存器依然是16位的長(zhǎng)度，但是對(duì)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(gè)索引值以及其他信息。

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

有些書上把段寄存器稱之為：段選擇子;

也有一些書上把段寄存器中的值稱之索引值，稱之為選擇子;

不必糾結(jié)于稱呼，明白其中的道理就可以了;

正是因?yàn)樘幚砥饔?2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(qǐng)大家不要繞暈了：剛才描述的段寄存器的內(nèi)容時(shí)，僅僅是說明如何來找到一個(gè)段的基地址，也即是說：

1. 對(duì)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;

   
   

2. 對(duì)于 80386 來說，段寄存器中的內(nèi)容是一個(gè)表的索引號(hào)，通過這個(gè)索引號(hào)，去查找表中相應(yīng)位置中的內(nèi)容，這個(gè)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(gè)段的基地址之后，在訪問內(nèi)存的時(shí)候，仍然是按照段機(jī)制 偏移量的方式。

由于在32位處理器中，存儲(chǔ)偏移地址的寄存器都是32位的，最大偏移地址可達(dá)4 GB，所以，我們可以把段的基地址設(shè)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?cè)?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(gè)段的基地址和段的長(zhǎng)度，都是一樣的？

從實(shí)模式進(jìn)入到保護(hù)模式

如何進(jìn)入保護(hù)模式

CPU是如何判斷：當(dāng)前是執(zhí)行的是實(shí)模式？還是保護(hù)模式？

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

bit0 = 0: 實(shí)模式;
bit1 = 1: 保護(hù)模式;

在處理器上電之后，默認(rèn)狀態(tài)下是工作在實(shí)模式。

當(dāng)操作系統(tǒng)做好進(jìn)入保護(hù)模式的一切準(zhǔn)備工作之后，就把CR0寄存器的bit0位設(shè)置為1，此后CPU就開始工作在保護(hù)模式。

也就是說：在bit0設(shè)置為1之前，CPU都是按照實(shí)模式下的機(jī)制來進(jìn)行尋址(段地址左移4位 偏移地址)；

當(dāng)bit0設(shè)置為1之后，CPU就按照保護(hù)模式下的機(jī)制來進(jìn)行尋址(通過段寄存器中的索引號(hào)，到一個(gè)表中查找段的基地址，然后再加上偏移地址)。

GDT 全局描述符表

由于這張表中的每一個(gè)條目(Entry)，描述的是一個(gè)段的基本信息，包括：基地址、段的長(zhǎng)度界限、安全級(jí)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?yàn)槊恳粋€(gè)應(yīng)用程序還可以把段描述符信息，放在自己的一個(gè)私有的局部描述符表中(Local Descriper Table，LDT)，在以后的文章中一定會(huì)介紹到。

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

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

黃色部分：表示這個(gè)段在內(nèi)存中的基地址。

綠色部分：表示這個(gè)段的最大長(zhǎng)度是多少。

第一次看到這張圖時(shí)，是不是心中有2個(gè)疑問：

1. 為什么段的基地址不是用連續(xù)的 32 bit 位來表示?

   
   

2. 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(gè)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(gè)描述符中的標(biāo)志位G，對(duì)段的界限進(jìn)行了進(jìn)一步的粒度描述：

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

   
   

2. 如果 G = 1：表示段界限是以 4 KB 為單位，此時(shí)，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(biāo)志位的含義都匯總?cè)缦?，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(huì)使用，暫時(shí)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(gè)段的內(nèi)容，當(dāng)前是否已經(jīng)駐留在物理內(nèi)存中。

在Linux系統(tǒng)中，每一個(gè)應(yīng)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(gè)系統(tǒng)中可以同時(shí)存在多個(gè)應(yīng)用程序。

這些應(yīng)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(dāng)物理內(nèi)存緊張的時(shí)候，操作系統(tǒng)就會(huì)把當(dāng)前不在執(zhí)行的那些段的內(nèi)容，臨時(shí)保存在硬盤上(此時(shí)，這個(gè)段描述符的P位就設(shè)置為0)，這稱之為換出。

當(dāng)這個(gè)被換出的段需要執(zhí)行時(shí)，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(fù)制到物理內(nèi)存中，并且把P位設(shè)置為1，這稱之為換入。

DPL (bit14 ~ 13)：指定段的特權(quán)級(jí)別，處理器一共支持4個(gè)特權(quán)級(jí)別：0，1，2，3(特權(quán)級(jí)別最低)。

比如：操作系統(tǒng)的代碼段的特權(quán)級(jí)別是0，而一個(gè)應(yīng)用程序在剛開始啟動(dòng)的時(shí)候，操作系統(tǒng)給它分配的特權(quán)級(jí)別是3，那么這個(gè)應(yīng)用程序就不能直接去轉(zhuǎn)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(gè)特權(quán)級(jí)別。

S (bit12)：決定這個(gè)段的類型。

TYPE (bit11 ~ 8)：用來描述段的一些屬性，例如：可讀、可寫、擴(kuò)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(gè)低特權(quán)級(jí)別的代碼，是否可以進(jìn)入另一個(gè)高特權(quán)級(jí)別的代碼。

如果可以進(jìn)入，那么當(dāng)前任務(wù)的請(qǐng)求級(jí)別RPL是否發(fā)生改變(以后會(huì)討論這個(gè)問題)。

另外，操作系統(tǒng)可以把A標(biāo)志，加入到物理內(nèi)存的換出換入計(jì)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(dá)到更好的系統(tǒng)性能。

GDTR 全局描述符表寄存器

還有一個(gè)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(gè)起始位置呢？

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

我們可以從上一篇文章Linux從頭學(xué)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(jìn)行類比：

1. 程序代碼把每一個(gè)中斷的處理程序地址，放在中斷向量表中的對(duì)應(yīng)位置;

   
   

2. 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(gè)固定的地址。

而對(duì)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(gè)位置存放到寄存器 GDTR 中，處理器在需要的時(shí)候就可以通過GDTR來定位到GDT的起始地址。

其實(shí)，GDT 在上電剛開始的時(shí)候，也不能放在內(nèi)存中的任意位置。

因?yàn)樵谶M(jìn)入保護(hù)模式之前，處理器還是工作在實(shí)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(jìn)入保護(hù)模式之后，能尋址更大的地址空間了，此時(shí)就可以重新把 GDT 放在更大的地址空間中了，然后把這個(gè)新的起始地址，存儲(chǔ)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(chǔ)了GDT的起始地址，而且還限制了GDT的長(zhǎng)度。

這個(gè)長(zhǎng)度一共是16位，最大值是64 KB( 2 的 16 次方)，而一個(gè)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(gè)描述符。

這個(gè)數(shù)字，對(duì)于操作系統(tǒng)或者是一般的應(yīng)用程序來說，是綽綽有余了。

段描述符的查找原理

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(hù)模式下，對(duì)其中內(nèi)容的解釋，與實(shí)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(dāng)前正在執(zhí)行的這個(gè)代碼段的請(qǐng)求特權(quán)級(jí);

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

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

假設(shè)當(dāng)前代碼段寄存器cs的值為0x0008，處理器按照保護(hù)模式的機(jī)制來解釋其中的內(nèi)容：

1. TI = 0，表示到 GDT 中查找段描述符;

   
   

2. RPL = 0，表示請(qǐng)求特權(quán)級(jí)別是 0;

   
   

3. 描述符索引是 1，表示這個(gè)段描述符在 GDT 中的第 1 個(gè)條目中。由于每一個(gè)描述符占用 8 個(gè)字節(jié)，因此這個(gè)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(gè)段描述符條目之后，就可以從中獲取到這個(gè)代碼段的具體信息了：

1. 代碼段的基地址在內(nèi)存中什么位置;

   
   

2. 代碼段的最大長(zhǎng)度是多少(在獲取指令時(shí)，如果偏移地址超過這個(gè)長(zhǎng)度，就引發(fā)異常);

   
   

3. 代碼段的特權(quán)級(jí)別是多少，當(dāng)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(gè)描述符。

我們?cè)購(gòu)?span>代碼段寄存器中，描述符索引字段所占據(jù)的13個(gè) bit 位可以計(jì)算出，最多可以查找8192個(gè)段描述符。

2 的 13 次方 = 8192。

至此，處理器就在保護(hù)模式下，查找到了一個(gè)段的所有信息。

下面步驟就是：到這個(gè)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)。。。

------ End ------
這篇文章主要描述了80386處理器中的保護(hù)模式下，段寄存器的使用，以及通過段描述符來查找段的具體信息。

從描述的內(nèi)容來看，已經(jīng)和我們的最終目標(biāo)：Linux操作系統(tǒng)中的執(zhí)行方式，越來越接近了！

因?yàn)檫@些底層知識(shí)，都是Linux操作系統(tǒng)賴以運(yùn)行的基礎(chǔ)。

理解了這些基礎(chǔ)內(nèi)容，后面在學(xué)習(xí)Linux的具體模塊時(shí)，就可以回過頭來查一下它在處理器層面的底層支撐。

最后，如果這篇文章對(duì)您有一點(diǎn)幫助，請(qǐng)轉(zhuǎn)發(fā)給身邊的技術(shù)小伙伴，也是對(duì)我繼續(xù)輸出文章的最大鼓勵(lì)和動(dòng)力！感謝!

讓我們一起出發(fā)，向著目標(biāo)繼續(xù)邁進(jìn)！