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一个操作系统的设计与实现——第3章 保护模式

发布时间 2023-11-12 09:51:25作者: 樱雨楼

实模式下，内存的访问是没有任何限制的，任何程序都能访问和修改任何内存地址，这就导致了实模式下的程序，甚至操作系统自己，都可能自身难保。于是，自8086的下一代产品80286起，保护模式诞生了；进一步的，自80386起，32位保护模式诞生了。

3.1 内存为什么要分段

在学习保护模式之前，需要先讨论一个问题：内存为什么要分段？

在实模式下，由于段寄存器只有16位，而地址线有20根，因此，段寄存器需要先左移4位，再与偏移地址相加，才能得到物理地址。这样看来，内存分段仅仅是一个补丁，用于解决地址线的数量比寄存器宽度更大这一问题，从而，一旦寄存器变得更宽，分段机制就不再需要了。

上述观点对不对呢？请看以下代码：

section text

    mov bx, helloStr

helloStr:
    db 'Hello'

如果上述代码是MBR的一部分，那么可以确定其加载地址是0x7c00。然而，如果上述代码是操作系统在运行过程中动态加载的一段程序，其加载地址又将如何确定呢？

最容易想到的方案是：硬编码每个程序的加载地址，并想办法告知操作系统这个地址（如记录在文件的头部）；在汇编代码中，将vstart设定为这个地址。这种方案虽然简单，但有一个非常严重的缺点：各加载地址必须由人工预先安排好，且尽量不能重叠，一旦重叠，则受到重叠影响的程序一次只能加载一个，其他程序必须排队等待第一个程序的结束。

这种完全依赖硬编码的方案显然是不好的，于是，分段机制诞生了。分段机制的精妙之处在于：其将内存地址的确定分成了两个部分，一部分是偏移地址，由编译器负责。编译器只需要将程序中的地址计算为偏移量即可，无需关注这个程序被加载到哪里。另一部分是段基址，由操作系统负责。操作系统在加载一个程序时，只需要在内存中随便找一段能够容纳这个程序的内存，然后将程序加载到这段内存处，并将段基址设为这段内存的起点。此时，将段基址与偏移地址相加，就能确定内存地址了。

上述加载过程被称为重定位。编译器给代码计算偏移地址时，进行的是首次定位；操作系统通过填写段寄存器，再次影响了代码中的地址，便是重定位了。

综上，使用分段机制的主要目的是程序的重定位，解决地址线问题反而是一个附带的功能。也就是说，即使寄存器的宽度和地址线一样了，分段机制也依然有存在的意义。

3.2 保护模式的具体细节

保护模式，是具备内存保护功能的模式。想要保护一段内存，就需要设定这段内存的起点、长度、功能、权限等信息，然后，CPU就能根据这些信息对一段内存施加保护了。

3.2.1 段描述符

段描述符用于设定一段内存的各项信息。一个段描述符的大小为8字节，其结构如下图所示：

  • 第0~15位是段限长的低16位。段限长的定义将在下文中描述
  • 第16~39位是段基址的低24位
  • 第40~43位是Type位，第44位是S位，这5位共同决定了当前段的类型。首先，如果S位为0，表示当前段是系统段；如果S位为1，表示当前段是非系统段。系统段是一类特殊用途的段，其不在本章中讨论；非系统段分为两种：代码段和数据段，其Type位的取值和含义如下：
Type位取值 含义
0000 数据段，只读，向上拓展
0001 数据段，只读，向上拓展，已访问
0010 数据段，可读写，向上拓展
0011 数据段，可读写，向上拓展，已访问
0100 数据段，只读，向下拓展
0101 数据段，只读，向下拓展，已访问
0110 数据段，可读写，向下拓展
0111 数据段，可读写，向下拓展，已访问
1000 代码段，仅执行
1001 代码段，仅执行，已访问
1010 代码段，可读，可执行
1011 代码段，可读，可执行，已访问
1100 依从代码段，仅执行
1101 依从代码段，仅执行，已访问
1110 依从代码段，可读，可执行
1111 依从代码段，可读，可执行，已访问

观察上表可以发现：Type的第3位决定了当前段是代码段还是数据段；第2位决定了当前段是否被访问，这一位由CPU在访问该段时自动设为1，初始化时应将其设为0。访问位存在的意义将在下文中讨论。

对于数据段来说，只读还是可读写很好理解；那什么叫"向上拓展/向下拓展"呢？这里的拓展方向，是用来配合段限长使用的。如果是向上拓展的段，就需要满足这个公式：段基址 + 段限长 == 段的最后一个可用地址。也就是说，段限长在数值上等于段的大小减1。对于向下拓展的段，其计算方式十分难理解，我们也不使用该功能，所以就不讨论了。

对于代码段来说，可读，可执行都很好理解；依从代码段这个概念超出了本章的讨论范围，我们也不使用该功能，所以就不讨论了。

  • 第45~46位是DPL位，即描述符特权级（Descriptor Privilege Level，DPL）位。特权级这个概念不在本章中讨论，目前读者只需要知道：特权级一共有4级，分别是0~3级。0特权级权限最高，用于操作系统；3特权级权限最低，用于普通程序。中间的两级在我们的操作系统中不使用。所以，现在应使用0特权级
  • 第47位是P位，即存在（Present）位。P位为1时，表示段描述符存在；P位为0时，表示段描述符不存在。P位看似多此一举，段描述符写了就是存在，没写就是不存在，为什么还要再标注一下？原来，这一位是配合Type中的访问位一起使用的。设想：现在有一个GDT，里面有一些段描述符，此时内存突然不够用了，怎么办呢？于是，操作系统可以遍历GDT，找到一个虽然存在（P位为1），但没有被使用（访问位为0）的段，将这个段保存到硬盘上，这样，其内存就空出来了。然而这毕竟是临时方案，段并没有真正消失，所以不能将段描述符从GDT中删除，而是应将其P位置0，表示"这个段曾经存在过，但现在暂时不存在了"。另一方面，当CPU加载一个P位为0的段时，会引发一个异常以通知操作系统，于是操作系统又将这个段恢复。由此可见，P位和Type字段中的访问位，是给CPU与操作系统在内存不足时使用的。不过，我们的操作系统并不实现这一机制，故所有段描述符中的P位始终为1
  • 第48~51位是段限长的高8位
  • 第52位是AVL位，即可用（Available）位。这一位是CPU送给操作系统的，CPU保证不会使用该位。在我们的操作系统中，也不使用该位
  • 第53位是L位，这一位保留给64位硬件使用，需要将其置0
  • 第54位是D/B位，这一位用于兼容80286。当D/B位为0时，当前段工作在16位模式下；当D/B位为1时，当前段工作在32位模式下
  • 第55位是G位，即粒度（Granularity）位。G位影响段限长的含义：当G位为0时，段限长表示的就是字节数；当G位为1时，段限长需要乘0x1000。所以，当G位为1时，段限长能够达到32位
  • 第56~63位是段基址的高8位

观察段描述符的结构，可以发现一个不合理之处：段基址为什么是拆成两部分的？

原来，段描述符在80286中就有了，而80286只有24根地址线，所以，它的段描述符是这样的：

因此，出于兼容性的考虑，80386及其后续产品的段描述符，就只能设计成如今这个样子了。

3.2.2 全局描述符表

全局描述符表（Global Descriptor Table，GDT）是一段连续的内存，其中存放的是段描述符。

CPU要求：GDT的第0个表项必须存在且为0，可用的表项从第1项开始。这样做的意义将在后续章节中讨论。

3.2.3 全局描述符表寄存器

GDT准备好后，需要将其信息通知给CPU。具体来说，CPU需要知道这两件事：

  1. GDT在哪里？
  2. GDT有多长？

于是，CPU要求使用一段48位的内存来存储这两个信息。其中，低16位存储GDT的长度，高32位存储GDT的起始地址。与段限长一样，GDT的长度在数值上等于GDT的大小减1。

这段48位的内存准备好后，需要使用lgdt [...]指令加载GDT，加载后的GDT存放在全局描述符表寄存器（Global Descriptor Table Register，GDTR）中，这是CPU内部的一个专用寄存器。

sgdt [...]指令的功能与lgdt [...]指令相反，其可将GDTR存放到指定的内存中。

3.2.4 段选择子

在实模式下，段寄存器用于存放段基址；在保护模式下，段的各种信息都存放在段描述符中，段寄存器中存放的是段选择子（Segment Selector）。段选择子是一个16位的数值，结构如下：

RPL，即请求特权级（Requested Privilege Level，RPL），这也是一个特权级概念，目前，将其置0即可。

TI位用于标识局部描述符表（Local Descriptor Table，LDT），我们的操作系统并不使用LDT，故此位置0。

从段选择子的结构可以看出，在保护模式下，段寄存器起到的作用是在GDT中选择一个段描述符，然后从中取得段基址，再与偏移地址相加，就得到了物理地址。

3.3 分段机制与平坦模型

在实模式下，寄存器只能存放16位的偏移地址，故一个段最大为64K。想要访问全部的1M内存，就需要换段。例如，想要访问从0xb8000开始的显存，就需要先将段寄存器设为0xb800。这样不停的换段是一件很麻烦的事。

当寄存器升级到32位以后，单一寄存器已经能够访问全部的32位内存地址。于是，可以将段基址设为0，段限长设为最大，G位设为1，这样一来，整个4G内存就成了一个超长的段。这样的内存模型就称为平坦模型。

然而，分段机制存在的意义，并不是由于寄存器宽度不够，而是可以实现重定位，但平坦模型已经彻底不具备重定位能力了。这个问题将在后续章节中讨论。

3.4 进入保护模式的步骤

想要进入保护模式，需要依次进行以下操作。

3.4.1 加载GDT

保护模式的核心就在于GDT。其需要先准备好，然后通过lgdt [...]指令加载。

3.4.2 打开A20地址线

8086有20根地址线，这些地址线依次被称为A0~A19地址线。地址线的数量是可以被编程技巧利用的，具体来说，程序可以故意让内存地址溢出，使其回滚到0。而当地址线增多时，这一技巧就不管用了。所以，出于兼容性的考虑，第21根地址线，即A20地址线上安装了一个开关。当A20地址线断开时，加法器会在A20地址线处将进位丢掉，从而模拟了只有20根地址线时的效果。32位保护模式不需要这个功能，所以需要打开A20地址线。

打开A20地址线的具体操作如下：

in al, 0x92
or al, 0x2
out 0x92, al

这里使用的in和out指令是操作系统中比较常用的指令。在CPU中，有的外部设备被映射到内存地址上，如显存；更多的外部设备，如硬盘，显卡，键盘等，使用一套独立的地址进行访问，这套地址被称为IO端口。不同的外部设备被分配了不同的IO端口号。in，out指令用于对IO端口进行读写。

这两个指令的语法比较严格，只能使用以下格式中的一种：

in al, 8位立即数
in al, dx
in ax, 8位立即数
in ax, dx

out 8位立即数, al
out dx, al
out 8位立即数, ax
out dx, ax

也就是说，必须使用AL或AX存放数据，具体使用哪个取决于端口的要求；且端口号必须存放在DX中，或使用一个8位立即数（如上面的0x92）。

3.4.3 设定CR0寄存器

CR0寄存器是控制寄存器系列中的一个，其用于控制CPU的多项运行模式。保护模式的开关位于CR0的第0位。CR0是一个32位寄存器，其不能像通用寄存器那样随意使用，而只能与32位通用寄存器互相传送。因此，需要使用以下代码来启动保护模式：

mov eax, cr0
or eax, 0x1
mov cr0, eax

3.5 进入保护模式

请看本章代码3/Mbr.s。

第31~38行，定义了GDT以及用于lgdt指令的GDTR。在GDT中，定义了一个空描述符，一个仅执行的代码段描述符，以及一个可读写的数据段描述符。因此，代码段选择子是1 << 3，数据段选择子是2 << 3。

第3~11行，完成了进入保护模式的三个步骤。至此，保护模式已经启动。

进入保护模式后，需要将6个段寄存器中的值修改为段选择子。

第13行，使用远跳转指令修改CS。这个跳转指令同时具备两个功能：

  1. 修改CS。由于代码段描述符中的D/B位是1，所以CPU现在工作在32位模式下
  2. 远跳转指令会清空指令译码器缓存，迫使其重新译码。这正是这里需要的，因为先前的译码器工作在16位模式下，不能对32位的指令正确译码

第15行，将编译模式声明为32位。[bits 32]是nasm提供的伪指令，在默认情况下，nasm的编译模式是16位，使用这个伪指令后，nasm就会切换到32位编译模式。bits伪指令的生效范围直至下一个bits伪指令或文件结尾。

第19~24行，将剩余的5个数据段寄存器中的值修改为数据段选择子。

第26~27行，通过直接访问显存的方式在屏幕左上角打印一个6，这在实模式下是做不到的。