保护模式

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我是靠谱客的博主兴奋板栗，最近开发中收集的这篇文章主要介绍保护模式，觉得挺不错的，现在分享给大家，希望可以做个参考。

概述

386之后，引入了处理器的保护模式，在计算机发展中，这是一个大事件，因为保护模式概念的提出，使现代操作系统成为可能。如果不采用虚拟地址的概念，那么现代操作系统要管理如此庞大的资源，肯定是一个噩梦。

实模式：是指直接访问物理内存，指令中的地址值是物理内存地址。

保护模式：是指指令中的地址不再是物理地址，而是虚拟地址，要经过MMU的处理转换成物理地址。

由于保护模式的提出正在32位系统发展之初，因此，实模式一般为16位系统，而保护模式变成了32位地址，这不是实模式与保护模式的本质区别，只是时间的巧合。

在多任务系统中，其目的就是保护各个任务能独立运行，而不被其他任务影响。386的CPU是怎样处理的呢？

现在假设有A和B两个程序要运行（程序运行后一般就成了操作系统中的一个进程，或者叫一个任务，程序、进程、任务可以理解成一个概念），首先弄清楚程序是什么。

程序是一段代码和数据组成的文件，其目的是为了完成某个任务，如编辑文件、播放音乐。这段代码是可以独立在CPU中运行的，但是这段代码与操作系统是什么关系呢？

1. 操作系统是程序的管理者，如果没有操作系统，程序是一个存放在硬盘上的文件，不会自动调入到内存中运行，操作系统可以为程序创建一个合适的运行环境。

2. 操作系统为程序提供一些最基本的功能，如读写磁盘、管理内存分配。而这些功能是以API方式提供给程序调用的，也就是说在程序中会调用大量的操作系统提供的子程序（API），如果没有这些子程序，你向屏幕print一个字符，画一个图形窗口，就需要自己写出这些功能，那编写程序就是个噩梦。

从CPU角度看程序：程序就是小段代码，只是整个大程序的一小部分，程序的绝大部分是操作系统提供的代码，而程序员只是编写了调用API的小部分代码来完成自己需要的功能。

从内存角度看程序：程序只是一片数据，这片数据中包含了代码和处理的数据，至于代码从哪开始执行，程序之间怎么跳转，由程序代码本身决定。

从操作系统角度看程序：程序仅仅是被本操作系统管理的一段代码和数据，我可以决定把这段代码放到内存的哪个地方，也可以决定什么时候启动这段代码的运行。

第一步，BIOS启动：系统上电后，CPU开始执行第一条程序，CPU永远也不知道哪个是操作系统内核，哪个是用户程序，它唯一会做的就是执行一条指令，并输出结果，然后再从内存的紧接着的单元取下一条指令。而程序的跳转是由指令本身修改指令指针（PC）指向新的内存地址（或者由外部中断或异常引起PC的修改）实现的。CPU上电后，PC从地址0开始执行（或者从其他地址开始装载指令，这取决于CPU的设计），而地址0处必然是一条可执行指令，在个人计算机中，CPU上电是从主板的BIOS中开始执行的，为什么不从其他地方执行呢，这是由硬件设计规则决定的，BIOS是挂接在CPU的地址总线上的。BIOS程序会完成主板的监测和基本初始化，并构建起中断向量表，然后再从硬盘（也可以是其他存储设备）加载第一个扇区内容到内存，从哪里加载引导扇区，可以在CMOS中设定，而对于不同存储设备的读写必须有BIOS的支持，如果BIOS中没有USB设备的读写程序（驱动），那么CMOS中也不会让用户可以选择从USB启动系统。

当BIOS从磁盘加载第一个引导扇区（512字节），之后，会检查其中是否可执行代码，如果不是，那么就报错“不是启动盘”。

第二步，操作系统引导：磁盘的第一个扇区中会有信息指出哪个分区是活动分区，加载活动分区的引导扇区，正式启动操作系统的加载过程。此时是运行于实模式的，因为此时的CPU处于初始化前的状态，寄存器中的值是初始化值，只有更改寄存器的值为某些特定值才能启动保护模式。操作系统的引导程序会初始化基本的硬件系统，如内存控制器、堆栈及其他一些CPU寄存器。然后会把操作系统内核拷贝到内存中，内核在内存中的物理位置有些是固定的，有些是不需要固定的，对于哪些是必须固定在特定地址，这由操作系统设计决定。

第三步，启动保护模式，在进入保护模式前，我们需要做什么准备呢？在386的保护模式中，GDTR是必须要初始化的，这个寄存器保存了全局描述符表的虚拟地址，注意是虚拟地址，一旦启动保护模式，所有的地址都是虚拟地址，而不是物理地址。什么是全局描述符，这个是由操作系统设计者决定，还是CPU设计者决定呢？这个是CPU设计者决定的，因为GDTR中的描述符格式对于每个操作系统来说都一样，描述符大小为8个字节，有多个个描述符由GDTR的值中的一个域（某部分位）决定。关于GDTR格式可以参考相关文件，而描述符用来做什么呢？描述符就是用来描述整个内存中放了什么东西，每一项描述了该段内存的起始地址、性质（如是代码还是数据）、长度等。而在其他一些寄存器中，就不再对内存做具体描述，如代码段寄存器CS，其值（16位值）仅仅包含一个索引值(如08表示在GDT表中的第8项）。

还有一个寄存器CR3，是页表基址寄存器，是告诉MMU，页表存放在内存中哪个位置了，GDT表和页表都是操作系统引导程序必须首先建立的内存数据，其位置可以在任何地方，其开始地址会被引导程序放入到对应的寄存器GDTR和CR3中。页表是什么呢？首先弄明白为什么要引入页表，在多任务环境中，我们要运行不同的程序，为了不引起程序之间的相互影响，引入了“保护模式”的概念。

给不同的程序分配不同的内存块，这个块可大，可小。由操作系统来管理，例如程序A访问内存空间0x00001000~0x00002000，程序B访问0x00003000~0x00004000，似乎是合理的，但是我们知道，从CPU的角度来看，当一个指令执行时，可以访问任何的4G空间（32位系统），CPU指令设计者并没有规定什么指令只能访问某个空间，操作系统内核以及程序A和程序B，所有的指令代码是同一套。那么怎样才能限制程序A不至于访问到程序B的空间。首先我们看现代操作系统的“分时”概念，分时系统中，是设定一个计时器中断，如每隔10ms就产生一个中断，这个中断发生会时就跳转到中断处理程序，而这个程序就是操作系统内核进程调度的核心。因此任何任务的运行最多一次连续运行10ms，之后就产生中断接管CPU，操作系统根据自己设计的规则（这个规则相当复杂的，也是一个优秀操作系统性能的体现）决定再次启动那个进程运行。当我们切换任务（进程）的时候，就必须先保存当前正在运行的进程（如寄存器值），然后恢复某个进程的状态（如装入寄存器值）。

假设我们有某种映射机制，让0x00000000与物理地址0x00001000对应，当程序A中一个指令 MOV EAX, [0x00000000]执行时，实际访问的是0x00001000，而当程序B运行同样的指令，访问的是0x00003000，那么至少要存在两个条件：

1）可以在指令执行前将指令译码，并能及时修改其中的虚拟地址为对应的物理地址，这个在具备保护模式的CPU中都有一个叫MMU的硬件来处理，因为这个处理越快越好，因此必须采用硬件处理，而且必须计算简单。

2）有了处理部件，还需要有“米”，也就是需要有映射表，到底哪个虚拟地址对应哪个物理地址呢？这个就是页表的功能，我们在内存中如果直接画出一块内存给程序A使用，例如从0x00001000开始的100MB空间给程序A，但是程序A可能只需要10MB的空间，因此不能给每个进程首先分配固定大小的内存区域。因为随着程序的运行，内存消耗不断变化，因此就必须动态给你分配内存。

先不管页表具体怎么构建，首先应该明白：

1）每个进程都有自己的页表，用来把虚拟地址映射到物理地址，这样相同的虚拟地址就可以映射到不同的物理地址。

2）当每次进程切换时，CR3（ARM处理器为协处理器的寄存器C2保存页表基址）的值也会不同，用于指向进程自己的虚拟地址映射页表。

386保护模式中，有分段模式和分页模式：

分段模式，是用来直接把不同的进程的虚拟地址映射到一整块内存中，如进程A的内存被映射到0x00100000开始的10MB空间，这种模式，是映射简单，但是必须清楚每个程序需要用到的内存大小，不适合于做大型操作系统。因此windows和linux均采用分页模式，也不使用分段，也就是说段寄存器是没用的。

分页模式中，存储器按照4K（或4K的倍数）来划分成颗粒，每个小块可以分配给不同的进程使用。

如一个虚拟地址0x00001000，被MMU怎么处理成物理地址呢？

在分段模式下，虚拟地址是一个段内偏移地址，而物理地址= 段寄存器值 + 偏移地址（程序指令中的地址）。每个进程的段寄存器是不同的，段寄存器的值是由操作系统管理的，保证了不同进程间的物理内存地址不会重叠。

在分页模式下，MMU会自动从CR3寄存器找到页表基址，然后根据虚拟地址（程序指令中的地址）的前20位找到页表中该页（每个虚拟地址对应的页号是确定的）所对应的物理页（物理页大小4K），而虚拟地址的低12位是该页内的偏移地址。页表分为页表目录和具体的页表，数据量是比较大的，MMU之所以能根据虚拟地址快速计算出物理内存，完全取决于虚拟地址的格式是固定的，正由于虚拟地址到物理地址的映射必须要查表，因此速度必然会收到影响。具体的页表的处理可以查阅相关文档。

在386中，一个段描述符，包含有权限控制，如是否可执行，是在ring0可执行，还是ring3可执行。在windows中，不使用分段方式管理内存，但是仍然使用段寄存器的权限控制，如在windows下，cs段寄存器永远指向GDT表的第8项，而GDT中的段描述符中规定了当前用户程序进程的执行权限是ring3，当切换到内核模式下时，cs则指向GDT的第一项，指明了内核当前状态可执行的权限级别为ring0，这样，当CS不改变时，用户程序是不能执行只能在ring0级别才能执行的指令（如IO操作）。

（在保护模式与实模式下，其地址运算模式其实是不变的，这是因为使用了不可访问的32位段寄存器，这个寄存器是CPU自己维护的。如CS寄存器被程序更改时，CPU会自动根据当前的模式改变32位影子段寄存器，如果是实模式下，直接复制16位的cs寄存器值到32位寄存器中，如果是保护模式，则是从GDT表中加载相应项的段基址到32位CS寄存器中。对于地址的计算，CPU永远是采用不可访问的32位隐藏寄存器进行计算，物理地址 = 段基址 + 虚拟偏移地址。在windows中，由于所有的段基址=0，所以实际上物理地址就不用考虑段基址。可以想象，如果从实模式切换到保护模式，如果不修改cs的值，那么其段基址仍然有效，这样指令中的地址实际上就是偏移地址。操作系统引导程序也可以利用这个原理，当切换到保护模式时，仍然可以按照实模式下的物理地址访问方式访问内存，保证切换到保护模式时不至于引起程序指针PC的值变成无效地址。）

采用分页管理内存后，每个进程占用了物理内存的一些内存页，这些页可以是连续的，也可以是不连续的，这些页被页表索引，页表中的虚拟地址是连续的，称为“线性地址”，例如页表中第100页的物理基址为0x000A0000，而第101页的物理基址可能为0x01000000，但是虚拟地址100页和101页是连续的。

进程就不必关心物理地址的分配，因为每个进行的虚拟地址都是独立的，程序就可以访问4G虚拟空间，而4G内的任何一个地址会被页表转化成实际的物理地址。这样编译器和程序员就不在关心其他程序的存在，而仅仅关注自己的4G虚拟地址空间。当然因为程序要使用大量的内核API，而这些代码是被放在高2G或高1G空间的，因此用户程序不能直接访问这些内核空间。这种限制是通过操作系统软件设置决定的。

由于进程切换是强制性的，到时间（如10ms）就切换，因此内核程序为不同的进程服务（被不同的进程代码调用），因此其访问安全性的设计非常重要，内核不能直接访问用户空间的地址（如0~2G)，并不是指令不容许，而是这样的访问不安全。