进程地址空间 实模式和保护模式

进程地址空间是虚拟地址空间

就要把他转化位物理地址，通过mm_struct中有个pgd 的指针指向页目录表，，通过页目录表可以找到对应的页表，然后通过页表找到物理页面，这样就把虚拟地址转换成了物理地址

 

 

 

 

开始

第一:实模式下程序的运行回顾.

程序运行的实质是什么?其实很简单,就是指令的执行,显然CPU是指令得以执行的硬件保障,那么CPU如何知道指令在什么地方呢?
对了,80x86系列是使用CS寄存器配合IP寄存器来通知CPU指令在内存中的位置.程序指令在执行过程中一般还需要有各种数据,80x86系列有DS，ES、FS、GS、SS等用于指示不同用途的数据段在内存中的位置。程序可能需要调用系统的服务子程序，80x86系列使用中断机制来实现系统服务。总的来说，这些就是实模式下一个程序运行所需的主要内容（其它如跳转、返回、端口操作等相对来说比较次要。）

第二：保护模式---从程序运行说起

无论实模式还是保护模式，根本的问题还是程序如何在其中运行。因此我们在学习保护模式时应该时刻围绕这个问题来思考。
和实模式下一样，保护模式下程序运行的实质仍是“CPU执行指令”操作相关数据”，因此实模式下的各种代码段、数据段、堆栈段、中断服务程序仍然存在，且功能、作用不变。那么保护模式下最大的变化是什么呢？答案可能因人而异，我的
答案是“地址转换方式”变化最大

 

 

80386开始，CPU有三种工作方式：实模式，保护模式和虚拟8086模式。只有在刚刚启动的时候是real-mode，等到操作系统运行起来以后就切换到protected-mode。实模式只能访问地址在1M以下的内存称为常规内存，我们把地址在1M 以上的内存称为扩展内存。在保护模式下，全部32条地址线有效，可寻址高达4G字节的物理地址空间; 扩充的存储器分段管理机制和可选的存储器分页管理机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为实现虚拟存储器提供了硬件支持; 支持多任务，能够快速地进行任务切换(switch)和保护任务环境(context); 4个特权级和完善的特权检查机制，既能实现资源共享又能保证代码和数据的安全和保密及任务的隔离; 支持虚拟8086方式，便于执行8086程序。

 

 

8080、8085 ：8位芯片（数据线的个数），地址总线都是16条，寻址2^16=64K

8086、80186：16位芯片，地址总线是20位，寻址2^20=1M

 

80386的内部和外部数据总线都是32位，地址总线也是32位，可寻址高达4GB内存

8086时候操作系统不存在权限控制，访问模式为实模式，直接访问物理地址

 

 

实模式：

在实时模式下，我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的

 

为了将20位地址存放到16位的段寄存器，规定每个内存段起始地址都是16的倍数，即低四位全为0。所以段寄存器用来存内存

起始地址的高16位

寻址方式：首先指令译码器翻译指令确定需要访问的段寄存器

实模式的地址映射（内存分段的地址）

CS DS SS ES 四个（16位）寄存器  保存每个段的基地址

物理地址=（基地址）<<4位+偏移地址

 

保护模式：

从80286开始就有了保护模式，从80386开始CPU数据总线和地址总线均为32位，而且寄存器都是32位。但80386以及现在的奔腾，酷睿等等CPU为了向前兼容都保留了实模式，现代操作系统在刚加电时首先运行在实模式下，然后再切换到保护模式下运行。

到了保护模式，内存的管理模式分为两种，段模式和页模式，其中页模式也是基于段模式的。也就是说，保护模式的内存管理模式事实上是：纯段模式和段页式。进一步说，段模式是必不可少的，而页模式则是可选的——如果使用页模式，则是段页式；否则这是纯段模式。

一、引入

保护模式下的段寄存器 由 16位的选择器 与 64位的段描述符寄存器 构成

段描述符寄存器： 存储段描述符

选择器：存储段描述符的索引

 

段寄存器

PS：原先实模式下的各个段寄存器作为保护模式下的段选择器，80486中有6个(即CS,SS,DS,ES,FS,GS)80位的段寄存器。由选择器CS对应表示的段仍为代码段，选择器SS对应表示的段仍为堆栈段。

二、详解

先说明一下概念

（1）全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张(一个处理器对应一个GDT)，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。

基地址指定GDT表中字节0在线性地址空间中的地址，表长度指明GDT表的字节长度值。指令LGDT和SGDT分别用于加载和保存GDTR寄存器的内容。在机器刚加电或处理器复位后，基地址被默认地设置为0，而长度值被设置成0xFFFF。在保护模式初始化过程中必须给GDTR加载一个新值。

 

GDTR

（2）段选择子（Selector）由GDTR访问全局描述符表是通过“段选择子”（实模式下的段寄存器）来完成的。段选择子是一个16位的寄存器（同实模式下的段寄存器相同）

 

段选择子

段选择子包括三部分：描述符索引（index）、TI、请求特权级（RPL）。他的index（描述符索引）部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符。然后用描述符表中的段基址加上逻辑地址（SEL:OFFSET）的OFFSET就可以转换成线性地址，段选择子中的TI值只有一位0或1，0代表选择子是在GDT选择，1代表选择子是在LDT选择。请求特权级（RPL）则代表选择子的特权级，共有4个特权级（0级、1级、2级、3级）。

关于特权级的说明：任务中的每一个段都有一个特定的级别。每当一个程序试图访问某一个段时，就将该程序所拥有的特权级与要访问的特权级进行比较，以决定能否访问该段。系统约定，CPU只能访问同一特权级或级别较低特权级的段。

例如给出逻辑地址：21h:12345678h转换为线性地址

a. 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b 他代表的意思是：选择子的index=4即100b选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；左后的01b代表特权级RPL=1

b. OFFSET=12345678h若此时GDT第四个描述符中描述的段基址（Base）为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h

（3）局部描述符表LDT（Local Descriptor Table）局部描述符表可以有若干张，每个任务可以有一张。我们可以这样理解GDT和LDT：GDT为一级描述符表，LDT为二级描述符表。如图

 

局部描述符表LDT

LDT和GDT从本质上说是相同的，只是LDT嵌套在GDT之中。LDTR记录局部描述符表的起始位置，与GDTR不同，LDTR的内容是一个段选择子。由于LDT本身同样是一段内存，也是一个段，所以它也有个描述符描述它，这个描述符就存储在GDT中，对应这个表述符也会有一个选择子，LDTR装载的就是这样一个选择子。LDTR可以在程序中随时改变，通过使用lldt指令。如上图，如果装载的是Selector 2则LDTR指向的是表LDT2。举个例子：如果我们想在表LDT2中选择第三个描述符所描述的段的地址12345678h。

1. 首先需要装载LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt将Select2装载到LDTR

2. 通过逻辑地址（SEL:OFFSET）访问时SEL的index=3代表选择第三个描述符；TI=1代表选择子是在LDT选择，此时LDTR指向的是LDT2,所以是在LDT2中选择，此时的SEL值为1Ch(二进制为11 1 00b)。OFFSET=12345678h。逻辑地址为1C:12345678h

3. 由SEL选择出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到线性地址，例如基址是11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h

4. 此时若再想访问LDT1中的第三个描述符，只要使用lldt指令将选择子Selector 1装入再执行2、3两步就可以了（因为此时LDTR又指向了LDT1）

由于每个进程都有自己的一套程序段、数据段、堆栈段，有了局部描述符表则可以将每个进程的程序段、数据段、堆栈段封装在一起，只要改变LDTR就可以实现对不同进程的段进行访问。

当进行任务切换时，处理器会把新任务LDT的段选择符和段描述符自动地加载进LDTR中。在机器加电或处理器复位后，段选择符和基地址被默认地设置为0，而段长度被设置成0xFFFF。

三、实例（对理解非常有用）

1：访问GDT

 

段描述符在GDT中

当TI=0时表示段描述符在GDT中，如上图所示：

①先从GDTR寄存器中获得GDT基址。

②然后再GDT中以段选择器高13位位置索引值得到段描述符。

③段描述符符包含段的基址、限长、优先级等各种属性，这就得到了段的起始地址（基址），再以基址加上偏移地址yyyyyyyy才得到最后的线性地址。

2：访问LDT

 

段描述符在LDT中

当TI=1时表示段描述符在LDT中，如上图所示：

①还是先从GDTR寄存器中获得GDT基址。

②从LDTR寄存器中获取LDT所在段的位置索引(LDTR高13位)。

③以这个位置索引在GDT中得到LDT段描述符从而得到LDT段基址。

④用段选择器高13位位置索引值从LDT段中得到段描述符。

⑤段描述符符包含段的基址、限长、优先级等各种属性，这就得到了段的起始地址（基址），再以基址加上偏移地址yyyyyyyy才得到最后的线性地址

 

 

 

段描述符高速缓冲寄存器：

   为避免每次存储器访问时，都要访问描述符表获得对应段描述符，从80286开始每个段寄存器都配有一个高速缓冲寄存器，称为“描述符高速缓冲寄存器”或“描述符投影寄存器”（shadow register），对于程序员不可见。
   每当一个选择子装入某个段寄存器，处理器自动从描述符表中取出相应描述符，把描述符中的信息保存到对应高速缓冲寄存器中。此后对该段访问时，处理器都使用对应高速缓冲寄存器中的描述符信息。段描述符高速缓冲寄存器内保存的描述符信息将一直保存到重新把选择子装入段寄存器时再更新。程序员尽管不可见段描述符高速缓冲寄存器，但必须注意到它的存在和它的上述更新时机。例如，在改变了描述符表中的某个当前段的描述符后，也要更新对应的段描述符高速缓冲寄存器的内容，即使段选择子未作改变，这可通过重新装载段寄存器实现。

为什么要分段？

分段的引入主要扩大了内存地址，程序的地址不再需要原始的硬编码，程序的调试也更简便。

当x86 CPU 工作在保护模式时，可以使用全部32根地址线访问4GB的内存，因为80386的所有通用寄存器都是32位的，所以用任何一个通用寄存器来间接寻址，不用分段就可以访问4G空间中任意的内存地址。但这并不意味着，此时段寄存器就不再有用了。实际上，段寄存器更加有用了，虽然再寻址上没有分段的限制了，但在保护模式下，一个地址空间是否可以被写入，可以被多少优先级的代码写入，是不是允许执行等等涉及保护的问题就出来了。要解决这些问题，必须对一个地址空间定义一些安全上的属性。

 

段寄存器这时就派上了用场。但是设计属性和保护模式下段的参数，要表示的信息太多了，要用64位长的数据才能表示。我们把着64位的属性数据叫做段描述符，上面说过，它包含3个变量：段物理首地址、段界限、段属性 80386的段寄存器是16位（注意：通用寄存器在保护模式下都是32位，但段寄存器没有被改变）的，无法放下保护模式下64位的段描述符。

如何解决这个问题呢？方法是把所有段的段描述符顺序存放在内存中的指定位置，组成一个段描述符表（Descriptor Table）；而段寄存器中的16位用来做索引信息，这时，段寄存器中的信息不再是段地址了，而是段选择子（Selector）。可以通过它在段描述符表中“选择”一个项目已得到段的全部信息。那么段描述符表存放在哪里呢？80386引入了两个新的寄存器来管理段描述符，就是GDT和LDT。

1、段寄存器中存放段选择子Selector 

2、GDT中存放着段描述符表的首地址 

3、通过选择子根据GDT中的首地址，就能找到对应的段描述符 

4、段描述符中有段的物理首地址，就得到段在内存中的首地址 

5、加上偏移量，就找到在这个段中存放的数据的线性地址（只有分段机制情况下，线性地址等于物理地址）。 

 

接上面所述，GDT的作用就是用来提供段式存储机制，这种机制是通过段寄存器和GDT中的描述符共同提供的。

因为要能够访问4GB内存，所以在32位模式下

 

 

 

保护模式下增加了什么？

1、寄存器 GDR LDR IDR TR CR3

2、数据段 描述符表(GDT LDT) 任务数据段(TSS) 页表(页目录 二级页表)

3、机制 权限检测(利用选择子/描述符/页表项的属性位)

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参考：

转自：http://www.techbulo.com/708.html

https://blog.csdn.net/s3olo/article/details/7639571   

https://www.jianshu.com/p/68433e97f864